內存映射結構：

　　1、32位地址線尋址4G的內存空間，其中0-3G為用戶程序所獨有，3G-4G為內核占有。

　　2、struct page：整個物理內存在初始化時，每個4kb頁面生成一個對應的struct page結構，這個page結構就獨一無二的代表這個物理內存頁面，并存放在mem_map全局數組中。

　　3、段式映射：首先根據代碼段選擇子cs為索引，以GDT值為起始地址的段描述表中選擇出對應的段描述符，隨后根據段描述符的基址，本段長度，權限信息等進行校驗，校驗成功后。cs：offset中的32位偏移量直接與本段基址相累加，得出最終訪問地址。

　　0-3G與mem_map的映射方式：

　　因linux中 采用的段式映射為flat模式，所以從邏輯地址到線性地址沒有變化。從段式出來進入頁式，每個用戶進程都獨自擁有一個頁目錄表（pdt），運行時存放于 CR3。  CR3（頁目錄） + 前10位 =>  頁面表基址 + 中10位 => 頁表項 + 后12位 => 物理頁面地址

　　3G-4G與mem_map的映射方式：

　　分為三種類型：低端內存/普通內存/高端內存。

　　低端內存：3G-3G+16M 用于DMA        __pa線性映射

　　普通內存：3G+16M-3G+896M           __pa線性映射 （若物理內存<896M，則分界點就在3G+實際內存）

　　高端內存：3G+896-4G                采用動態的分配方式

　　4、高端內存(假設3G+896為高端內存起址)

　　作用：訪問到1G以外的物理內存空間。

　　線性地址共分為三段：vmalloc段/kmap段/kmap_atomic段（針對與不同的內存分配方式）

　　從內存分配函數的結構來看主要分為下面幾個部分：

　　a.伙伴算法(最原始的面向頁的分配方式)

　　alloc_pages 接口：

　　struct page * alloc_page(unsigned int gfp_mask)--分配一頁物理內存并返回該頁物理內存的page結構指針。

　　struct page * alloc_pages(unsigned int gfp_mask， unsigned int order)--分配 個連續的物理頁并返回分配的第一個物理頁的page結構指針。

　　<釋放函數：__free_page(s)>

　　內核中定義：#define alloc_page(gfp_mask) alloc_pages(gfp_mask， 0)

　　最終都是調用 __alloc_pages.

　　其中MAX_ORDER 11，及最大分配到到頁面個數為2^10（即4M）。

　　分配頁后還不能直接用，需要得到該頁對應的虛擬地址：

　　void *page_address(struct page *page)；

　　低端內存的映射方式：__va((unsigned long)(page  -  mem_map)  <<  12)

　　高端內存到映射方式：struct page_address_map分配一個動態結構來管理高端內存。(內核是訪問不到vma的3G以下的虛擬地址的) 具體映射由kmap / kmap_atomic執行。

　　get_free_page接口：(alloc_pages接口兩步的替代函數)

　　unsigned long get_free_page(unsigned int gfp_mask)

　　unsigned long __get_free_page(unsigned int gfp_mask)

　　Unsigned long __get_free_pages(unsigned int gfp_mask， unsigned int order)

　　<釋放函數：free_page>

　　與alloc_page(s)系列最大的區別是無法申請高端內存，因為它返回到是一個線性地址，而高端內存是需要額外映射才可以訪問的。

　　b.slab高速緩存（反復分配很多同一大小內存）   注：使用較少

　　kmem_cache_t* xx_cache；

　　創建： xx_cache = kmem_cache_create(“name”， sizeof(struct xx)， SLAB_HWCACHE_ALIGN， NULL， NULL)；
(責任編輯：VEVB)