1.原理說明
Linux內核中采 用了一種同時適用於32位和64位系統的內 存分頁模型，對於32位系統來說，兩級頁表足夠用了，而在x86_64系 統中，用到了四級頁表，如圖2-1所示。四級頁表分別為：
* 頁全局目錄(Page Global Directory)
* 頁上級目錄(Page Upper Directory)
* 頁中間目錄(Page Middle Directory)
* 頁表(Page Table)
頁全局目錄包含若干頁上級目錄的地址，頁上級目錄又依次包含若干頁中間目錄的地址，而頁中間目錄又包含若干頁表的地址，每一個頁表項指 向一個頁框。Linux中采用4KB大小的 頁框作為標准的內存分配單元。
多級分頁目錄結構
1.1.伙伴系統算法
在實際應用中，經常需要分配一組連續的頁框，而頻繁地申請和釋放不同大小的連續頁框，必然導致在已分配頁框的內存塊中分散了許多小塊的 空閒頁框。這樣，即使這些頁框是空閒的，其他需要分配連續頁框的應用也很難得到滿足。
為了避免出現這種情況，Linux內核中引入了伙伴系統算法(buddy system)。把所有的空閒頁框分組為11個 塊鏈表，每個塊鏈表分別包含大小為1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024個連續頁框的頁框塊。最大可以申請1024個連 續頁框，對應4MB大小的連續內存。每個頁框塊的第一個頁框的物理地址是該塊大小的整數倍。
假設要申請一個256個頁框的塊，先從256個頁框的鏈表中查找空閒塊，如果沒有，就去512個 頁框的鏈表中找，找到了則將頁框塊分為2個256個 頁框的塊，一個分配給應用，另外一個移到256個頁框的鏈表中。如果512個頁框的鏈表中仍沒有空閒塊，繼續向1024個頁 框的鏈表查找，如果仍然沒有，則返回錯誤。
頁框塊在釋放時，會主動將兩個連續的頁框塊合並為一個較大的頁框塊。
1.2.slab分 配器
slab分配器源於 Solaris 2.4 的 分配算法，工作於物理內存頁框分配器之上，管理特定大小對象的緩存，進行快速而高效的內存分配。
slab分配器為每種使用的內核對象建立單獨的緩沖區。Linux 內核已經采用了伙伴系統管理物理內存頁框，因此 slab分配器直接工作於伙伴系 統之上。每種緩沖區由多個 slab 組成，每個 slab就是一組連續的物理內存頁框，被劃分成了固定數目的對象。根據對象大小的不同，缺省情況下一個 slab 最多可以由 1024個頁框構成。出於對齊 等其它方面的要求，slab 中分配給對象的內存可能大於用戶要求的對象實際大小，這會造成一定的 內存浪費。
2.常用內存分配函數
2.1.__get_free_pages
unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
__get_free_pages函數是最原始的內存分配方式，直接從伙伴系統中獲取原始頁框，返回值為第一個頁框的起始地址。__get_free_pages在實現上只是封裝了alloc_pages函 數，從代碼分析，alloc_pages函數會分配長度為1<<order的 連續頁框塊。order參數的最大值由include/Linux/Mmzone.h文 件中的MAX_ORDER宏決定，在默認的2.6.18內 核版本中，該宏定義為10。也就是說在理論上__get_free_pages函 數一次最多能申請1<<10 * 4KB也就是4MB的 連續物理內存。但是在實際應用中，很可能因為不存在這麼大量的連續空閒頁框而導致分配失敗。在測試中，order為10時分配成功，order為11則返回錯誤。
2.2.kmem_cache_alloc
struct kmem_cache *kmem_cache_create(const char *name, size_t size,
size_t align, unsigned long flags,
void (*ctor)(void*, struct kmem_cache *, unsigned long),
void (*dtor)(void*, struct kmem_cache *, unsigned long))
void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *c, gfp_t flags)
kmem_cache_create/ kmem_cache_alloc是基於slab分配器的一種內存分配方式，適用於反復分配釋放同一大小內存塊的場合。首先用kmem_cache_create創建一個高速緩存區域，然後用kmem_cache_alloc從 該高速緩存區域中獲取新的內存塊。 kmem_cache_alloc一次能分配的最大內存由mm/slab.c文件中的MAX_OBJ_ORDER宏 定義，在默認的2.6.18內核版本中，該宏定義為5， 於是一次最多能申請1<<5 * 4KB也就是128KB的 連續物理內存。分析內核源碼發現，kmem_cache_create函數的size參數大於128KB時會調用BUG()。測試結果驗證了分析結果，用kmem_cache_create分 配超過128KB的內存時使內核崩潰。
2.3.kmalloc
void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)
kmalloc是內核中最常用的一種內存分配方式，它通過調用kmem_cache_alloc函 數來實現。kmalloc一次最多能申請的內存大小由include/Linux/Kmalloc_size.h的 內容來決定，在默認的2.6.18內核版本中，kmalloc一 次最多能申請大小為131702B也就是128KB字 節的連續物理內存。測試結果表明，如果試圖用kmalloc函數分配大於128KB的內存，編譯不能通過。
2.4.vmalloc
void *vmalloc(unsigned long size)
前面幾種內存分配方式都是物理連續的，能保證較低的平均訪問時間。但是在某些場合中，對內存區的請求不是很頻繁，較高的內存訪問時間也 可以接受，這是就可以分配一段線性連續，物理不連續的地址，帶來的好處是一次可以分配較大塊的內存。圖3-1表 示的是vmalloc分配的內存使用的地址范圍。vmalloc對 一次能分配的內存大小沒有明確限制。出於性能考慮，應謹慎使用vmalloc函數。在測試過程中， 最大能一次分配1GB的空間。
Linux內核部分內存分布
2.5.dma_alloc_coherent
void *dma_alloc_coherent(struct device *dev, size_t size,
ma_addr_t *dma_handle, gfp_t gfp)
DMA是一種硬件機制，允許外圍設備和主存之間直接傳輸IO數據，而不需要CPU的參與，使用DMA機制能大幅提高與設備通信的 吞吐量。DMA操作中，涉及到CPU高速緩 存和對應的內存數據一致性的問題，必須保證兩者的數據一致，在x86_64體系結構中，硬件已經很 好的解決了這個問題， dma_alloc_coherent和__get_free_pages函數實現差別不大，前者實際是調用__alloc_pages函 數來分配內存，因此一次分配內存的大小限制和後者一樣。__get_free_pages分配的內 存同樣可以用於DMA操作。測試結果證明，dma_alloc_coherent函 數一次能分配的最大內存也為4M。
2.6.ioremap
void * ioremap (unsigned long offset, unsigned long size)
ioremap是一種更直接的內存“分配”方式，使用時直接指定物理起始地址和需要分配內存的大小，然後將該段 物理地址映射到內核地址空間。ioremap用到的物理地址空間都是事先確定的，和上面的幾種內存 分配方式並不太一樣，並不是分配一段新的物理內存。ioremap多用於設備驅動，可以讓CPU直接訪問外部設備的IO空間。ioremap能映射的內存由原有的物理內存空間決定，所以沒有進行測試。
2.7.Boot Memory
如果要分配大量的連續物理內存，上述的分配函數都不能滿足，就只能用比較特殊的方式，在Linux內 核引導階段來預留部分內存。
2.7.1.在內核引導時分配內存
void* alloc_bootmem(unsigned long size)
可以在Linux內核引導過程中繞過伙伴系統來分配大塊內存。使用方法是在Linux內核引導時，調用mem_init函數之前 用alloc_bootmem函數申請指定大小的內存。如果需要在其他地方調用這塊內存，可以將alloc_bootmem返回的內存首地址通過EXPORT_SYMBOL導 出，然後就可以使用這塊內存了。這種內存分配方式的缺點是，申請內存的代碼必須在鏈接到內核中的代碼裡才能使用，因此必須重新編譯內核，而且內存管理系統 看不到這部分內存，需要用戶自行管理。測試結果表明，重新編譯內核後重啟，能夠訪問引導時分配的內存塊。
2.7.2.通過內核引導參數預留頂部內存
在Linux內核引導時，傳入參數“mem＝size”保留頂部的內存區間。比如系統有256MB內 存，參數“mem＝248M”會預留頂部的8MB內存，進入系統後可以調用ioremap(0xF800000，0x800000)來申請這段內存。
3.幾種分配函數的比較
分配原理
最大內存
其他
__get_free_pages
直接對頁框進行操作
4MB
適用於分配較大量的連續物理內存
kmem_cache_alloc
基於slab機制實現
128KB
適合需要頻繁申請釋放相同大小內存塊時使用
kmalloc
基於kmem_cache_alloc實現
128KB
最常見的分配方式，需要小於頁框大小的內存時可以使用
vmalloc
建立非連續物理內存到虛擬地址的映射
物理不連續，適合需要大內存，但是對地址連續性沒有要求的場合
dma_alloc_coherent
基於__alloc_pages實現
4MB
適用於DMA操 作
ioremap
實現已知物理地址到虛擬地址的映射
適用於物理地址已知的場合，如設備驅動
alloc_bootmem
在啟動kernel時，預留一段內存，內核看不見
小於物理內存大小，內存管理要求較高