理論概述：
核心把物理頁作為記憶體管理的基本單位；使用struct page結構來描述當前機器上的每乙個物理頁；比如核心支援4kb的頁大小，機器上有1gb物理記憶體，那麼意味著會有262144個struct page；
核心把物理頁劃分為不同的區；同一區內的記憶體具有相似的特徵；一般會有zone_dma/zone_normal/zone_highem；比如x86上會有三個區來劃分物理記憶體；但arm就沒有那麼多；
每個區都是用一些策略來管理區內的物理頁，linux使用buddy system來管理區內的物理頁，buddy的策略就是將區內所有的物理頁劃分為1，2，4，8，16，32，64，128，256，512，1024個連續頁塊；每個區都採取這樣的方式管理內部的物理頁；這種方式可以解決外碎片問題；
再上一級，就是zoned page frame allocator；也就是提供alloc_page()系列介面部分；
再上一級，就是slab/slob/slub部分，這塊就是快取記憶體，比如我們常用的kmalloc()介面，就是使用的快取記憶體，它是由
32，64，128，256，512，1024，2048，4096，8192，16384，32768，65536，131072個位元組的快取記憶體組成的，每個位元組塊乙個快取記憶體描述符；這個是用來解決內碎片；
再上一級，就是kmalloc；
再有一點，就是記憶體分配和建立對映，是兩個概念，只是我們常用的分配函式已經完成了兩個過程；再有就是kmalloc屬於核心分配記憶體的函式，它返回的虛擬位址肯定是在核心空間；
再提一下vmalloc函式，它也是用在核心中用來分配記憶體的函式，它與kmalloc的主要區別就是，它分配的記憶體空間在虛擬位址空間上是連續的，而在實體地址空間不一定是連續的；這塊理解呢，也可以按照記憶體分配和建立對映兩塊來分析；首先分配多個不連續的struct page，然後乙個乙個的建立到乙個連續的位址空間的對映；
再說說高階記憶體，也就是zone_highem區內的物理記憶體，由於處理器的記憶體空間的限制，這部分區域不能夠像zone_normal區內的物理記憶體那樣，直接對映到核心的虛擬位址空間(說白了就是3gb~4gb這一段虛擬位址空間不夠用了，因為soc上的很多外設控制器也要直接對映一部分實體地址到這1g的範圍內，還有一些預留的部分，比如vmalloc_start-vmalloc_end區間，永久對映區間，固定對映區間等，這塊理解需要將物理記憶體和核心的虛擬位址空間區分開發，不可混為一談)，但並不意味著不能對映到其他其他地方，比如說對映到程序的位址空間，因為你可以非常容易的從高階記憶體分配物理記憶體，然後建立到程序位址空間的對映；這裡強調一下，高階記憶體的劃分依據是核心不方便使用，僅此而已；如果要使用高階記憶體，那麼就意味著需要分別的從zone_highem區內分配物理頁，以及建立對映，這塊，處理器的記憶體空間會保留一塊小區域來建立這種對映；當然，不用的時候是需要取消對映的；
以上說的都是核心空間的記憶體概念；接著聊程序位址空間的記憶體問題；
struct page、zone_*、buddy system概念應該都是一樣的，因為這個是基礎；然後使用alloc_page來分配物理頁，然後就是程序位址空間的對映問題，對映完成後，程序在自己的位址空間內就可以直接訪問這塊物理記憶體了；這塊可能引出其他問題，就是比如程序想分配1mb物理記憶體並對映進它的位址空間，核心裡邊不會這麼傻，它可能只分配4kb，也就是1頁物理記憶體，然後在程序位址空間內中建立1mb有效區域struct vm_area_struct，然後只建立這4kb的對映；然後當需要用到超過著個4kb時，mmu一轉，發現沒有頁表指定，那麼就使用缺頁來處理唄；
在聊到程序位址空間問題時，我突然想到，從程序使用者空間，切換到核心空間，這塊位址怎麼處理？這個問題就是個腦子一時短路問題；程序的位址空間中，就說32bit，0~3gb是使用者空間，3gb~4gb是核心空間，首先位址上不衝突，其次，是否表示程序的位址空間中，已經包含了3gb~4gb的對映，只是訪問許可權不夠而已，我想，是這樣的；
再說說malloc函式，它呼叫的最終結果就是在程序的位址空間建乙個有效區域struct vm_area_struct，這個表明程序對這個區域的訪問時合法的，但是有可能不存在物理記憶體的對映，這時就得靠缺頁機制了；
這些都只是理論知識，還麼有涉及到建立對映用的頁表，很多具體東西都需要分析**，但是，這些問題是可以一覽記憶體子系統的概況；
**分析：
未完待續。。。
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