虛擬地址

即使是現(xiàn)代操作系統(tǒng)中，內(nèi)存依然是計算機中很寶貴的資源，看看你電腦幾個T固態(tài)硬盤，再看看內(nèi)存大小就知道了。

為了充分利用和管理系統(tǒng)內(nèi)存資源，Linux采用虛擬內(nèi)存管理技術(shù)，利用虛擬內(nèi)存技術(shù)讓每個進程都有4GB 互不干涉的虛擬地址空間。

進程初始化分配和操作的都是基于這個「虛擬地址」，只有當(dāng)進程需要實際訪問內(nèi)存資源的時候才會建立虛擬地址和物理地址的映射，調(diào)入物理內(nèi)存頁。

打個不是很恰當(dāng)?shù)谋确剑@個原理其實和現(xiàn)在的某某網(wǎng)盤一樣。假如你的網(wǎng)盤空間是1TB，真以為就一口氣給了你這么大空間嗎？那還是太年輕，都是在你往里面放東西的時候才給你分配空間，你放多少就分多少實際空間給你，但你和你朋友看起來就像大家都擁有1TB空間一樣。

虛擬地址的好處

避免用戶直接訪問物理內(nèi)存地址，防止一些破壞性操作，保護操作系統(tǒng)

每個進程都被分配了4GB的虛擬內(nèi)存，用戶程序可使用比實際物理內(nèi)存更大的地址空間

4GB 的進程虛擬地址空間被分成兩部分：「用戶空間」和「內(nèi)核空間」

用戶空間內(nèi)核空間

物理地址

上面章節(jié)我們已經(jīng)知道不管是用戶空間還是內(nèi)核空間，使用的地址都是虛擬地址，當(dāng)需進程要實際訪問內(nèi)存的時候，會由內(nèi)核的「請求分頁機制」產(chǎn)生「缺頁異常」調(diào)入物理內(nèi)存頁。

把虛擬地址轉(zhuǎn)換成內(nèi)存的物理地址，這中間涉及利用MMU 內(nèi)存管理單元（Memory Management Unit ） 對虛擬地址分段和分頁（段頁式）地址轉(zhuǎn)換，關(guān)于分段和分頁的具體流程，這里不再贅述，可以參考任何一本計算機組成原理教材描述。

段頁式內(nèi)存管理地址轉(zhuǎn)換

Linux 內(nèi)核會將物理內(nèi)存分為3個管理區(qū)，分別是：

ZONE_DMA

DMA內(nèi)存區(qū)域。包含0MB~16MB之間的內(nèi)存頁框，可以由老式基于ISA的設(shè)備通過DMA使用，直接映射到內(nèi)核的地址空間。

ZONE_NORMAL

普通內(nèi)存區(qū)域。包含16MB~896MB之間的內(nèi)存頁框，常規(guī)頁框，直接映射到內(nèi)核的地址空間。

ZONE_HIGHMEM

高端內(nèi)存區(qū)域。包含896MB以上的內(nèi)存頁框，不進行直接映射，可以通過永久映射和臨時映射進行這部分內(nèi)存頁框的訪問。

物理內(nèi)存區(qū)劃分

用戶空間

用戶進程能訪問的是「用戶空間」，每個進程都有自己獨立的用戶空間，虛擬地址范圍從從 0x00000000 至 0xBFFFFFFF 總?cè)萘?G 。

用戶進程通常只能訪問用戶空間的虛擬地址，只有在執(zhí)行內(nèi)陷操作或系統(tǒng)調(diào)用時才能訪問內(nèi)核空間。

進程與內(nèi)存

進程（執(zhí)行的程序）占用的用戶空間按照「 訪問屬性一致的地址空間存放在一起 」的原則，劃分成 5個不同的內(nèi)存區(qū)域。訪問屬性指的是“可讀、可寫、可執(zhí)行等 。

代碼段

代碼段是用來存放可執(zhí)行文件的操作指令，可執(zhí)行程序在內(nèi)存中的鏡像。代碼段需要防止在運行時被非法修改，所以只準(zhǔn)許讀取操作，它是不可寫的。

數(shù)據(jù)段

數(shù)據(jù)段用來存放可執(zhí)行文件中已初始化全局變量，換句話說就是存放程序靜態(tài)分配的變量和全局變量。

BSS段

BSS段包含了程序中未初始化的全局變量，在內(nèi)存中 bss 段全部置零。

堆 heap堆是用于存放進程運行中被動態(tài)分配的內(nèi)存段，它的大小并不固定，可動態(tài)擴張或縮減。當(dāng)進程調(diào)用malloc等函數(shù)分配內(nèi)存時，新分配的內(nèi)存就被動態(tài)添加到堆上（堆被擴張）；當(dāng)利用free等函數(shù)釋放內(nèi)存時，被釋放的內(nèi)存從堆中被剔除（堆被縮減）

棧 stack棧是用戶存放程序臨時創(chuàng)建的局部變量，也就是函數(shù)中定義的變量（但不包括 static 聲明的變量，static意味著在數(shù)據(jù)段中存放變量）。除此以外，在函數(shù)被調(diào)用時，其參數(shù)也會被壓入發(fā)起調(diào)用的進程棧中，并且待到調(diào)用結(jié)束后，函數(shù)的返回值也會被存放回棧中。由于棧的先進先出特點，所以棧特別方便用來保存/恢復(fù)調(diào)用現(xiàn)場。從這個意義上講，我們可以把堆棧看成一個寄存、交換臨時數(shù)據(jù)的內(nèi)存區(qū)。

上述幾種內(nèi)存區(qū)域中數(shù)據(jù)段、BSS 段、堆通常是被連續(xù)存儲在內(nèi)存中，在位置上是連續(xù)的，而代碼段和棧往往會被獨立存放。堆和棧兩個區(qū)域在 i386 體系結(jié)構(gòu)中棧向下擴展、堆向上擴展，相對而生。

你也可以在linux下用size 命令查看編譯后程序的各個內(nèi)存區(qū)域大小：

［lemon ~］# size /usr/local/sbin/sshd text data bss dec hexfilename1924532 12412 4268962363840 2411c0/usr/local/sbin/sshd

內(nèi)核空間

在 x86 32 位系統(tǒng)里，Linux 內(nèi)核地址空間是指虛擬地址從 0xC0000000 開始到 0xFFFFFFFF 為止的高端內(nèi)存地址空間，總計 1G 的容量， 包括了內(nèi)核鏡像、物理頁面表、驅(qū)動程序等運行在內(nèi)核空間 。

內(nèi)核空間細分區(qū)域。

直接映射區(qū)直接映射區(qū) Direct Memory Region：從內(nèi)核空間起始地址開始，最大896M的內(nèi)核空間地址區(qū)間，為直接內(nèi)存映射區(qū)。

直接映射區(qū)的896MB的「線性地址」直接與「物理地址」的前896MB進行映射，也就是說線性地址和分配的物理地址都是連續(xù)的。內(nèi)核地址空間的線性地址0xC0000001所對應(yīng)的物理地址為0x00000001，它們之間相差一個偏移量PAGE_OFFSET = 0xC0000000該區(qū)域的線性地址和物理地址存在線性轉(zhuǎn)換關(guān)系「線性地址 = PAGE_OFFSET + 物理地址」也可以用 virt_to_phys（）函數(shù)將內(nèi)核虛擬空間中的線性地址轉(zhuǎn)化為物理地址。

高端內(nèi)存線性地址空間內(nèi)核空間線性地址從 896M 到 1G 的區(qū)間，容量 128MB 的地址區(qū)間是高端內(nèi)存線性地址空間，為什么叫高端內(nèi)存線性地址空間？下面給你解釋一下：

前面已經(jīng)說過，內(nèi)核空間的總大小 1GB，從內(nèi)核空間起始地址開始的 896MB 的線性地址可以直接映射到物理地址大小為 896MB 的地址區(qū)間。

退一萬步，即使內(nèi)核空間的1GB線性地址都映射到物理地址，那也最多只能尋址 1GB 大小的物理內(nèi)存地址范圍。

請問你現(xiàn)在你家的內(nèi)存條多大？快醒醒都 0202 年了，一般 PC 的內(nèi)存都大于 1GB 了吧！

所以，內(nèi)核空間拿出了最后的 128M 地址區(qū)間，劃分成下面三個高端內(nèi)存映射區(qū)，以達到對整個物理地址范圍的尋址。而在 64 位的系統(tǒng)上就不存在這樣的問題了，因為可用的線性地址空間遠大于可安裝的內(nèi)存。

動態(tài)內(nèi)存映射區(qū)

vmalloc Region 該區(qū)域由內(nèi)核函數(shù)vmalloc來分配，特點是：線性空間連續(xù)，但是對應(yīng)的物理地址空間不一定連續(xù)。vmalloc 分配的線性地址所對應(yīng)的物理頁可能處于低端內(nèi)存，也可能處于高端內(nèi)存。

永久內(nèi)存映射區(qū)

Persistent Kernel Mapping Region 該區(qū)域可訪問高端內(nèi)存。訪問方法是使用 alloc_page （_GFP_HIGHMEM） 分配高端內(nèi)存頁或者使用kmap函數(shù)將分配到的高端內(nèi)存映射到該區(qū)域。

固定映射區(qū)

Fixing kernel Mapping Region 該區(qū)域和 4G 的頂端只有 4k 的隔離帶，其每個地址項都服務(wù)于特定的用途，如 ACPI_BASE 等。

內(nèi)核空間物理內(nèi)存映射

回顧一下

上面講的有點多，先別著急進入下一節(jié)，在這之前我們再來回顧一下上面所講的內(nèi)容。如果認(rèn)真看完上面的章節(jié)，我這里再畫了一張圖，現(xiàn)在你的腦海中應(yīng)該有這樣一個內(nèi)存管理的全局圖。

內(nèi)核空間用戶空間全圖

內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

要讓內(nèi)核管理系統(tǒng)中的虛擬內(nèi)存，必然要從中抽象出內(nèi)存管理數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，內(nèi)存管理操作如「分配、釋放等」都基于這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)操作，這里列舉兩個管理虛擬內(nèi)存區(qū)域的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

用戶空間內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

在前面「進程與內(nèi)存」章節(jié)我們提到，Linux進程可以劃分為 5 個不同的內(nèi)存區(qū)域，分別是：代碼段、數(shù)據(jù)段、BSS、堆、棧，內(nèi)核管理這些區(qū)域的方式是，將這些內(nèi)存區(qū)域抽象成vm_area_struct的內(nèi)存管理對象。

vm_area_struct是描述進程地址空間的基本管理單元，一個進程往往需要多個vm_area_struct來描述它的用戶空間虛擬地址，需要使用「鏈表」和「紅黑樹」來組織各個vm_area_struct。

鏈表用于需要遍歷全部節(jié)點的時候用，而紅黑樹適用于在地址空間中定位特定內(nèi)存區(qū)域。內(nèi)核為了內(nèi)存區(qū)域上的各種不同操作都能獲得高性能，所以同時使用了這兩種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

用戶空間進程的地址管理模型：

wm_arem_struct

內(nèi)核空間動態(tài)分配內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

在內(nèi)核空間章節(jié)我們提到過「動態(tài)內(nèi)存映射區(qū)」，該區(qū)域由內(nèi)核函數(shù)vmalloc來分配，特點是：線性空間連續(xù)，但是對應(yīng)的物理地址空間不一定連續(xù)。vmalloc 分配的線性地址所對應(yīng)的物理頁可能處于低端內(nèi)存，也可能處于高端內(nèi)存。

vmalloc 分配的地址則限于vmalloc_start與vmalloc_end之間。每一塊vmalloc分配的內(nèi)核虛擬內(nèi)存都對應(yīng)一個vm_struct結(jié)構(gòu)體，不同的內(nèi)核空間虛擬地址之間有4k大小的防越界空閑區(qū)間隔區(qū)。

與用戶空間的虛擬地址特性一樣，這些虛擬地址與物理內(nèi)存沒有簡單的映射關(guān)系，必須通過內(nèi)核頁表才可轉(zhuǎn)換為物理地址或物理頁，它們有可能尚未被映射，當(dāng)發(fā)生缺頁時才真正分配物理頁面。

動態(tài)內(nèi)存映射

前面分析了 Linux 內(nèi)存管理機制，下面深入學(xué)習(xí)物理內(nèi)存管理和虛擬內(nèi)存分配。

通過前面的學(xué)習(xí)我們知道，程序可沒這么好騙，任你內(nèi)存管理把虛擬地址空間玩出花來，到最后還是要給程序?qū)崒嵲谠诘奈锢韮?nèi)存，不然程序就要罷工了。

所以物理內(nèi)存這么重要的資源一定要好好管理起來使用（物理內(nèi)存，就是你實實在在的內(nèi)存條），那么內(nèi)核是如何管理物理內(nèi)存的呢？

物理內(nèi)存管理

在Linux系統(tǒng)中通過分段和分頁機制，把物理內(nèi)存劃分 4K 大小的內(nèi)存頁 Page（也稱作頁框Page Frame），物理內(nèi)存的分配和回收都是基于內(nèi)存頁進行，把物理內(nèi)存分頁管理的好處大大的。

假如系統(tǒng)請求小塊內(nèi)存，可以預(yù)先分配一頁給它，避免了反復(fù)的申請和釋放小塊內(nèi)存帶來頻繁的系統(tǒng)開銷。

假如系統(tǒng)需要大塊內(nèi)存，則可以用多頁內(nèi)存拼湊，而不必要求大塊連續(xù)內(nèi)存。你看不管內(nèi)存大小都能收放自如，分頁機制多么完美的解決方案！

But，理想很豐滿，現(xiàn)實很骨感。如果就直接這樣把內(nèi)存分頁使用，不再加額外的管理還是存在一些問題，下面我們來看下，系統(tǒng)在多次分配和釋放物理頁的時候會遇到哪些問題。

物理頁管理面臨問題

物理內(nèi)存頁分配會出現(xiàn)外部碎片和內(nèi)部碎片問題，所謂的「內(nèi)部」和「外部」是針對「頁框內(nèi)外」而言，一個頁框內(nèi)的內(nèi)存碎片是內(nèi)部碎片，多個頁框間的碎片是外部碎片。

外部碎片當(dāng)需要分配大塊內(nèi)存的時候，要用好幾頁組合起來才夠，而系統(tǒng)分配物理內(nèi)存頁的時候會盡量分配連續(xù)的內(nèi)存頁面，頻繁的分配與回收物理頁導(dǎo)致大量的小塊內(nèi)存夾雜在已分配頁面中間，形成外部碎片，舉個例子：

外部碎片

內(nèi)部碎片物理內(nèi)存是按頁來分配的，這樣當(dāng)實際只需要很小內(nèi)存的時候，也會分配至少是 4K 大小的頁面，而內(nèi)核中有很多需要以字節(jié)為單位分配內(nèi)存的場景，這樣本來只想要幾個字節(jié)而已卻不得不分配一頁內(nèi)存，除去用掉的字節(jié)剩下的就形成了內(nèi)部碎片。

內(nèi)部碎片

頁面管理算法

方法總比困難多，因為存在上面的這些問題，聰明的程序員靈機一動，引入了頁面管理算法來解決上述的碎片問題。

Buddy（伙伴）分配算法Linux 內(nèi)核引入了伙伴系統(tǒng)算法（Buddy system），什么意思呢？就是把相同大小的頁框塊用鏈表串起來，頁框塊就像手拉手的好伙伴，也是這個算法名字的由來。

具體的，所有的空閑頁框分組為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(xù)頁框的頁框塊。最大可以申請1024個連續(xù)頁框，對應(yīng)4MB大小的連續(xù)內(nèi)存。

伙伴系統(tǒng)

因為任何正整數(shù)都可以由 2^n 的和組成，所以總能找到合適大小的內(nèi)存塊分配出去，減少了外部碎片產(chǎn)生 。

分配實例

比如：我需要申請4個頁框，但是長度為4個連續(xù)頁框塊鏈表沒有空閑的頁框塊，伙伴系統(tǒng)會從連續(xù)8個頁框塊的鏈表獲取一個，并將其拆分為兩個連續(xù)4個頁框塊，取其中一個，另外一個放入連續(xù)4個頁框塊的空閑鏈表中。釋放的時候會檢查，釋放的這幾個頁框前后的頁框是否空閑，能否組成下一級長度的塊。

命令查看

［lemon］］# cat /proc/buddyinfo Node 0， zone DMA 1 0 0 0 2 1 1 0 1 1 3 Node 0， zone DMA32 3198 4108 4940 4773 4030 2184 891 180 67 32 330 Node 0， zone Normal 42438 37404 16035 4386 610 121 22 3 0 0 1

slab分配器看到這里你可能會想，有了伙伴系統(tǒng)這下總可以管理好物理內(nèi)存了吧？不，還不夠，否則就沒有slab分配器什么事了。

那什么是slab分配器呢？

一般來說，內(nèi)核對象的生命周期是這樣的：分配內(nèi)存-初始化-釋放內(nèi)存，內(nèi)核中有大量的小對象，比如文件描述結(jié)構(gòu)對象、任務(wù)描述結(jié)構(gòu)對象，如果按照伙伴系統(tǒng)按頁分配和釋放內(nèi)存，對小對象頻繁的執(zhí)行「分配內(nèi)存-初始化-釋放內(nèi)存」會非常消耗性能。

伙伴系統(tǒng)分配出去的內(nèi)存還是以頁框為單位，而對于內(nèi)核的很多場景都是分配小片內(nèi)存，遠用不到一頁內(nèi)存大小的空間。slab分配器，「通過將內(nèi)存按使用對象不同再劃分成不同大小的空間」，應(yīng)用于內(nèi)核對象的緩存。

伙伴系統(tǒng)和slab不是二選一的關(guān)系，slab 內(nèi)存分配器是對伙伴分配算法的補充。

大白話說原理

對于每個內(nèi)核中的相同類型的對象，如：task_struct、file_struct 等需要重復(fù)使用的小型內(nèi)核數(shù)據(jù)對象，都會有個 slab 緩存池，緩存住大量常用的「已經(jīng)初始化」的對象，每當(dāng)要申請這種類型的對象時，就從緩存池的slab 列表中分配一個出去；而當(dāng)要釋放時，將其重新保存在該列表中，而不是直接返回給伙伴系統(tǒng)，從而避免內(nèi)部碎片，同時也大大提高了內(nèi)存分配性能。

主要優(yōu)點

slab 內(nèi)存管理基于內(nèi)核小對象，不用每次都分配一頁內(nèi)存，充分利用內(nèi)存空間，避免內(nèi)部碎片。

slab 對內(nèi)核中頻繁創(chuàng)建和釋放的小對象做緩存，重復(fù)利用一些相同的對象，減少內(nèi)存分配次數(shù)。

數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

slab分配器

kmem_cache 是一個cache_chain 的鏈表組成節(jié)點，代表的是一個內(nèi)核中的相同類型的「對象高速緩存」，每個kmem_cache 通常是一段連續(xù)的內(nèi)存塊，包含了三種類型的 slabs 鏈表：

slabs_full （完全分配的 slab 鏈表）

slabs_partial （部分分配的slab 鏈表）

slabs_empty （ 沒有被分配對象的slab 鏈表）

kmem_cache 中有個重要的結(jié)構(gòu)體 kmem_list3 包含了以上三個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的聲明。

kmem_list3 內(nèi)核源碼

slab 是slab 分配器的最小單位，在實現(xiàn)上一個 slab 由一個或多個連續(xù)的物理頁組成（通常只有一頁）。單個slab可以在 slab 鏈表之間移動，例如如果一個「半滿slabs_partial鏈表」被分配了對象后變滿了，就要從 slabs_partial 中刪除，同時插入到「全滿slabs_full鏈表」中去。內(nèi)核slab對象的分配過程是這樣的：

如果slabs_partial鏈表還有未分配的空間，分配對象，若分配之后變滿，移動 slab 到slabs_full 鏈表

如果slabs_partial鏈表沒有未分配的空間，進入下一步

如果slabs_empty 鏈表還有未分配的空間，分配對象，同時移動slab進入slabs_partial鏈表

如果slabs_empty為空，請求伙伴系統(tǒng)分頁，創(chuàng)建一個新的空閑slab， 按步驟 3 分配對象

slab分配圖解

命令查看

上面說的都是理論，比較抽象，動動手來康康系統(tǒng)中的 slab 吧！你可以通過 cat /proc/slabinfo 命令，實際查看系統(tǒng)中slab 信息。

slabinfo查詢

slabtop 實時顯示內(nèi)核 slab 內(nèi)存緩存信息。

slabtop查詢

slab高速緩存的分類slab高速緩存分為兩大類，「通用高速緩存」和「專用高速緩存」。

通用高速緩存

slab分配器中用 kmem_cache 來描述高速緩存的結(jié)構(gòu)，它本身也需要 slab 分配器對其進行高速緩存。cache_cache 保存著對「高速緩存描述符的高速緩存」，是一種通用高速緩存，保存在cache_chain 鏈表中的第一個元素。

另外，slab 分配器所提供的小塊連續(xù)內(nèi)存的分配，也是通用高速緩存實現(xiàn)的。通用高速緩存所提供的對象具有幾何分布的大小，范圍為32到131072字節(jié)。內(nèi)核中提供了 kmalloc（） 和 kfree（） 兩個接口分別進行內(nèi)存的申請和釋放。

專用高速緩存

內(nèi)核為專用高速緩存的申請和釋放提供了一套完整的接口，根據(jù)所傳入的參數(shù)為指定的對象分配slab緩存。

專用高速緩存的申請和釋放

kmem_cache_create（） 用于對一個指定的對象創(chuàng)建高速緩存。它從 cache_cache 普通高速緩存中為新的專有緩存分配一個高速緩存描述符，并把這個描述符插入到高速緩存描述符形成的 cache_chain 鏈表中。kmem_cache_destory（） 用于撤消和從 cache_chain 鏈表上刪除高速緩存。

slab的申請和釋放

slab 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)在內(nèi)核中的定義，如下：

slab結(jié)構(gòu)體內(nèi)核代碼

kmem_cache_alloc（） 在其參數(shù)所指定的高速緩存中分配一個slab，對應(yīng)的 kmem_cache_free（） 在其參數(shù)所指定的高速緩存中釋放一個slab。

虛擬內(nèi)存分配

前面討論的都是對物理內(nèi)存的管理，Linux 通過虛擬內(nèi)存管理，欺騙了用戶程序假裝每個程序都有 4G 的虛擬內(nèi)存尋址空間（如果這里不懂我說啥，建議回頭看下 別再說你不懂Linux內(nèi)存管理了，10張圖給你安排的明明白白！）。

所以我們來研究下虛擬內(nèi)存的分配，這里包括用戶空間虛擬內(nèi)存和內(nèi)核空間虛擬內(nèi)存。

注意，分配的虛擬內(nèi)存還沒有映射到物理內(nèi)存，只有當(dāng)訪問申請的虛擬內(nèi)存時，才會發(fā)生缺頁異常，再通過上面介紹的伙伴系統(tǒng)和 slab 分配器申請物理內(nèi)存。

用戶空間內(nèi)存分配

mallocmalloc 用于申請用戶空間的虛擬內(nèi)存，當(dāng)申請小于 128KB 小內(nèi)存的時，malloc使用 sbrk或brk 分配內(nèi)存；當(dāng)申請大于 128KB 的內(nèi)存時，使用 mmap 函數(shù)申請內(nèi)存；

存在問題

由于 brk/sbrk/mmap 屬于系統(tǒng)調(diào)用，如果每次申請內(nèi)存都要產(chǎn)生系統(tǒng)調(diào)用開銷，cpu 在用戶態(tài)和內(nèi)核態(tài)之間頻繁切換，非常影響性能。

而且，堆是從低地址往高地址增長，如果低地址的內(nèi)存沒有被釋放，高地址的內(nèi)存就不能被回收，容易產(chǎn)生內(nèi)存碎片。

解決

因此，malloc采用的是內(nèi)存池的實現(xiàn)方式，先申請一大塊內(nèi)存，然后將內(nèi)存分成不同大小的內(nèi)存塊，然后用戶申請內(nèi)存時，直接從內(nèi)存池中選擇一塊相近的內(nèi)存塊分配出去。

內(nèi)核空間內(nèi)存分配

在講內(nèi)核空間內(nèi)存分配之前，先來回顧一下內(nèi)核地址空間。kmalloc 和 vmalloc 分別用于分配不同映射區(qū)的虛擬內(nèi)存，看這張上次畫的圖：

內(nèi)核空間細分區(qū)域

kmallockmalloc（） 分配的虛擬地址范圍在內(nèi)核空間的「直接內(nèi)存映射區(qū)」。

按字節(jié)為單位虛擬內(nèi)存，一般用于分配小塊內(nèi)存，釋放內(nèi)存對應(yīng)于 kfree ，可以分配連續(xù)的物理內(nèi)存。函數(shù)原型在 《linux/kmalloc.h》 中聲明，一般情況下在驅(qū)動程序中都是調(diào)用 kmalloc（） 來給數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)分配內(nèi)存 。

還記得前面說的 slab 嗎？kmalloc 是基于slab 分配器的 ，同樣可以用cat /proc/slabinfo 命令，查看 kmalloc 相關(guān) slab 對象信息，下面的 kmalloc-8、kmalloc-16 等等就是基于slab分配的 kmalloc 高速緩存。

slabinfo-kmalloc

vmallocvmalloc 分配的虛擬地址區(qū)間，位于 vmalloc_start 與vmalloc_end 之間的「動態(tài)內(nèi)存映射區(qū)」。

一般用分配大塊內(nèi)存，釋放內(nèi)存對應(yīng)于 vfree，分配的虛擬內(nèi)存地址連續(xù)，物理地址上不一定連續(xù)。函數(shù)原型在 《linux/vmalloc.h》 中聲明。一般用在為活動的交換區(qū)分配數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，為某些 I/O 驅(qū)動程序分配緩沖區(qū)，或為內(nèi)核模塊分配空間。

下面的圖總結(jié)了上述兩種內(nèi)核空間虛擬內(nèi)存分配方式。

總結(jié)一下

Linux內(nèi)存管理是一個非常復(fù)雜的系統(tǒng)，本文所述只是冰山一角，從宏觀角度給你展現(xiàn)內(nèi)存管理的全貌，但一般來說，這些知識在你和面試官聊天的時候還是夠用的，當(dāng)然也希望大家能夠通過讀書了解更深層次的原理。

本文可以作為一個索引一樣的學(xué)習(xí)指南，當(dāng)你想深入某一點學(xué)習(xí)的時候可以在這些章節(jié)里找到切入點，以及這個知識點在內(nèi)存管理宏觀上的位置。
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