夥伴系統演算法

　　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記憶體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核心中引入了夥伴系統演算法(buddy system)把所有的空閒頁框分組為11個 塊連結串列，每個塊連結串列分別包含大小為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大小的連續記憶體每個頁框塊的第一個頁框的實體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個頁框的連結串列中查詢空閒塊，如果沒有，就去512個 頁框的連結串列中找，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個頁框的連結串列中

如果512個頁框的連結串列中仍沒有空閒塊，繼續向1024個頁 框的連結串列查詢，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併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 分配演算法，工作於物理記憶體頁框分配器之上，管理特定大小物件的快取，進行快速而高效的記憶體分配

　　slab分配器為每種使用的核心物件建立單獨的緩衝區Linux 核心已經採用了夥伴系統管理實體記憶體頁框，因此 slab分配器直接工作於夥伴系 統之上每種緩衝區由多個 slab 組成，每個 slab就是一組連續的實體記憶體頁框，被劃分成了固定數目的物件

根據物件大小的不同，預設情況下一個 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 中分配給物件的記憶體可能大於使用者要求的物件實際大小，這會造成一定的 記憶體浪費

　　2.常用記憶體分配函式

　　2.1.__get_free_pages

　　unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)

　　__get_free_pages函式是最原始的記憶體分配方式，直接從夥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，從程式碼分析，alloc_pages函式會分配長度為1<<order的 連續頁框塊

order引數的最大值由include/Linux/Mmzone.h文 件中的MAX_ORDER巨集決定，在預設的2.6.18內 核版本中，該巨集定義為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 連續實體記憶體但是在實際應用中，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分配器的一種記憶體分配方式，適用於反覆分配釋放同一大小記憶體塊的場合首先用kmem_cache_create建立一個快取記憶體區域，然後用kmem_cache_alloc從 該快取記憶體區域中獲取新的記憶體塊 kmem_cache_alloc一次能分配的最大記憶體由mm/slab.c檔案中的MAX_OBJ_ORDER巨集 定義，在預設的2.6.18核心版本中，該巨集定義為5， 於是一次最多能申請1<<5 * 4KB也就是128KB的 連續實體記憶體分析核心原始碼發現，kmem_cache_create函式的size引數大於128KB時會呼叫BUG()測試結果驗證了分析結果，用kmem_cache_create分 配超過128KB的記憶體時使核心崩潰

　　2.3.kmalloc

　　void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)

　　kmalloc是核心中最常用的一種記憶體分配方式，它通過呼叫kmem_cache_alloc函 數來實現kmalloc一次最多能申請的記憶體大小由include/Linux/Kmalloc_size.h的 內容來決定，在預設的2.6.18核心版本中，kmalloc一 次最多能申請大小為131702B也就是128KB字 節的連續實體記憶體測試結果表明，如果試圖用kmalloc函式分配大於128KB的記憶體，編譯不能通過

　　2.4.vmalloc

　　void *vmalloc(unsigned long size)

　　前面幾種記憶體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，對記憶體區的請求不是很頻繁，較高的記憶體訪問時間也 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記憶體圖3-1表 示的是vmalloc分配的記憶體使用的地址範圍vmalloc對 一次能分配的記憶體大小沒有明確限制出於效能考慮，應謹慎使用vmalloc函式在測試過程中， 最大能一次分配1GB的空間

　　Linux核心部分記憶體分佈

　　2.5.dma_alloc_coherent

　　void *dma_alloc_coherent(struct device *dev, size_t size,

　　ma_addr_t *dma_handle, gfp_t gfp)

　　DMA是一種硬體機制，允許外圍裝置和主存之間直接傳輸IO資料，而不需要CPU的參與，使用DMA機制能大幅提高與裝置通訊的 吞吐量DMA操作中，涉及到CPU高速緩 存和對應的記憶體資料一致性的問題，必須保證兩者的資料一致，在x86_64體系結構中，硬體已經很 好的解決了這個問題， dma_alloc_coherent和__get_free_pages函式實現差別不大，前者實際是呼叫__alloc_pages函 數來分配記憶體，因此一次分配記憶體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記憶體也為4M

　　2.6.ioremap

　　void * ioremap (unsigned long offset, unsigned long size)

　　ioremap是一種更直接的記憶體“分配”方式，使用時直接指定物理起始地址和需要分配記憶體的大小，然後將該段 實體地址對映到核心地址空間ioremap用到的實體地址空間都是事先確定的，和上面的幾種記憶體 分配方式並不太一樣，並不是分配一段新的實體記憶體ioremap多用於裝置驅動，可以讓CPU直接訪問外部裝置的IO空間ioremap能對映的記憶體由原有的實體記憶體空間決定，所以沒有進行測試

　　2.7.Boot Memory

　　如果要分配大量的連續實體記憶體，上述的分配函式都不能滿足，就只能用比較特殊的方式，在Linux內 核引導階段來預留部分記憶體

　　2.7.1.在核心引導時分配記憶體

　　void* alloc_bootmem(unsigned long size)

　　可以在Linux核心引導過程中繞過夥伴系統來分配大塊記憶體使用方法是在Linux核心引導時，呼叫mem_init函式之前 用alloc_bootmem函式申請指定大小的記憶體如果需要在其他地方呼叫這塊記憶體，可以將alloc_bootmem返回的記憶體首地址通過EXPORT_SYMBOL導 出，然後就可以使用這塊記憶體了這種記憶體分配方式的缺點是，申請記憶體的程式碼必須在連結到核心中的程式碼裡才能使用，因此必須重新編譯核心，而且記憶體管理系統 看不到這部分記憶體，需要使用者自行管理測試結果表明，重新編譯核心後重啟，能夠訪問引導時分配的記憶體塊

　　2.7.2.通過核心引導引數預留頂部記憶體

　　在Linux核心引導時，傳入引數“mem＝size”保留頂部的記憶體區間比如系統有256MB內 存，引數“mem＝248M”會預留頂部的8MB記憶體，進入系統後可以呼叫ioremap(0xF800000，0x800000)來申請這段記憶體

　　3.幾種分配函式的比較

分配原理	最大記憶體	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實體記憶體
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記憶體塊時使用
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記憶體時可以使用
vmalloc	建立非連續實體記憶體到虛擬地址的對映	物理不連續，適合需要大記憶體，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	實現已知實體地址到虛擬地址的對映	適用於實體地址已知的場合，如裝置驅動
alloc_bootmem	在啟動kernel時，預留一段記憶體，核心看不見	小於實體記憶體大小，記憶體管理要求較高