1 几个概念
针对物理内存定义方面，引入了内存节点，内存区域内存页的概念；
1.1 内存节点node
UMA系统只有一个内存节点，NUMA有多个内存节点；NUMA，cpu访问本地内存节点的速度快，访问其他节点的内存慢，节点越远，访问速度越慢；
struct pglist_data 描述单个内存节点；
1.2 内存区域ZONE
内存区域是单个节点内部的概念；
struct zone描述一个内存区域，ZONG_DMA,ZONE_NORMAL,ZONE_HIGHMEM等
1.3 内存页
页是内存管理的最小单位，系统为每个页创建一个struct page对象;
全局变量struct page *mem_map来存放所有物理页page对象指针。
系统初始化时，将内核虚拟地址空间的物理页面线性映射到ZONG_DMA和ZONG_NORMAL两个内存区域；针对ZONE_HIGHMEM区域,通过MMU管理虚拟地址到物理地址的转换。
1.4 页表结构
将虚拟地址分段，每段虚拟地址做为索引指向页表，页表项则逐级指向下一级页表，最终找到物理页面。
32bit 分页机制下虚拟地址是由32bit组成的，常规4KB分页，32位的虚拟地址被分成3个域。
Directory(目录) Table(页表) Offset(偏移)
最高10位 中间10位 最低12位
具体的地址转换过程，文字描述太累，看图直观一些：
依据以下步骤进行转换：
1）从cr3中取出进程的页目录地址（操作系统负责在调度进程的时候，把这个地址装入对应寄存器）；
2）根据线性地址前十位，在数组中，找到对应的索引项，因为引入了二级管理模式，页目录中的项，不再是页的地址，而是一个页表的地址。（又引入了一个数组），页的地址被放到页表中去了。
3）根据线性地址的中间十位，在页表（也是数组）中找到页的起始地址；
4）将页的起始地址与线性地址中最后12位相加，得到最终我们想要的葫芦；
2 页面分配
页面分配的两个核心函数，alloc_pages和get_free_pages，get_free_pages不能从高端内存分配物理页；
2.1 gfp_mask，分配内存的标志
GFP_ATOMIC，是以原子方式分配内存，不会引起睡眠。允许使用紧急分配链表中的保留内存页；
GFP_KERNEL，会引起睡眠；
GFP_HIGHUSER,可以使用非线性映射的高端内存，kmalloc不行，需要通过vmalloc；
申请内存时，如果没有指明gfp_mask在哪个内存区域申请内存，默认在ZONE_NORMAL中分配，NORMAL内的空闲页不足时，会到ZONE_DMA中分配。
2.2 alloc_pages
alloc_pages，最终会调用__alloc_pages函数，负责分配2^order个连续物理页面，返回值为连续物理页面的起始页面的struct page;
*如果gfp_mask未指定从高端内存获取物理页面，那么内核会使用page_address来获取对应页面的虚拟地址kva（kernel virtual address）；
page_address原理：
1）获取页号：pfn = page - mem_map，mem_map存放所有物理页指针，由于NORMAL或DMA是线性映射；
2）获取页物理地址 pg_pa=pfn<
如果指定从高端内存获取物理页面，由于内核没在页表中做映射，需要如下操作
1）在内核动态映射去分配一个kva，
2）通过页表将这个kva映射到高端内存的物理页面上
通过kmap实现；kmap可能会导致睡眠，kmap_atomic是原子操作。kunmap，来释放页表中对kva与高端内存页面的映射关系；
2.3 __get_free_pages
函数负责分配2^order次方个连续物理页面，返回起始页面所在的内核线性地址；通过返回值也能说明此函数不能申请高端内存页，因为高端内存页是非线性映射的；
3 slab
slab分配器思想，先利用页面分配器分配出一组连续的物理页面，然后在此基础上划分成多个相等的小内存单元，以满足小内存空间的分配需要；分配的对象在释放后，slab并不会把占用的内存还给伙伴系统，当下次分配对象时，会直接使用，不需要重新分配，初始化等操作；
资料中说的slab分配器不是指slab，而是kmem_cache；cache_chain是个双向链表，将kmem_cache链接起来。
kmem_cache与slab的关系：内核在初始化时会通过kmem_cache_init初始化kmem_cache，kmem_cache中的每个对象的大小 按照32字节，64字节……131072字节（128K）；
3.1 重要数据
3..1.1 struct kmem_cache
成员
unsigned int gfporder，指明该kmem_cache中的每个slab占用的页面数量，即2^order个物理页面；
struct list_head next，将该kmem_cache加入到cache_chain链表中；
kmem_list3 有三个链表：
struct list_head slabs_partial,将该kmem_ache中所有半空的slab加入到这链表，链表内的每个slab所在的物理内存页还有部分空闲，可以继续分配
struct list_head slabs_free，将该kmem_ache中所有完全空闲的slab加入到这链表，链表内的每个slab所在的物理内存页完全空闲，没有任何内存对象；
struct list_head slabs_full，将该kmem_ache中所有已满的slab加入到这链表，,链表内的每个slab所在的物理内存页都已分配完；
3.1.2 struct slab
3.2 kmem_cache的操作
slab分配器需要kmem_cache这个实例，在slab还没有建立的时候，系统静态的定义了cache_cache(kernel4.4版本为kmem_cache_boot)，如下
/ internal cache of cache description objs /
static struct kmem_cache kmem_cache_boot = {
.batchcount = 1,
.limit = BOOT_CPUCACHE_ENTRIES,
.shared = 1,
.size = sizeof(struct kmem_cache),
.name = “kmem_cache”,
};
通过kmem_cache_init 初始化kmem_chain的链表上的kmem_cache，按照2^order倍数分配内存；
3.2.1 kmem_cache_create
创建一个kmem_cache，对齐方式必须是硬件缓存行对齐；此时心创建的kmem_cache内没有内存；
3.2.2 kmem_cache_alloc
向指定的kmem_cache中分配对象，,这个函数从缓存中返回一个对象。注意如果缓存目前为空，那么这个函数就会调用 cache_alloc_refill 向缓存中增加内存
4 kmalloc
void *kmalloc(size_t size,gfp_t flgas)
1）根据size查找到kmem_chain链表中，满足size分配需求且最小的kmem_cache
2）调用kmem_cache_alloc函数在这个kmem_cache进行内存分配，返回一个内存对象；
注意：
1、kmalloc不能申请高端内存，在cache_grow中会擦掉flags中高端内存的标志；
2、kmalloc单次最大能申请128k字节大小的内存，这是因为kmalloc基于slab机制，而slab分配字节的范围是32——128K字节；
5 伙伴系统简述
6 MMU简述
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