記憶體分配是linux比較複雜也是比較重要的部分，這個和ssd驅動很類似：實體地址和虛擬位址的對映關係。下面總結下最近看到的有關記憶體分配的內容和自己的理解；
上圖來自《深入linux裝置驅動程式核心機制》
簡單的說明下，uma（一致記憶體訪問 uniform memory access）可以很好的看到所有cpu訪問記憶體的距離都是一樣的（其實就是通過匯流排到記憶體的速度和距離都是一樣的）所以就叫一致記憶體訪問；
很顯然右邊的numa就是非一致記憶體訪問，記憶體節點0是cpu0的本地記憶體（雖然其他cpu也可以訪問，但是沒有cpu0的速度高），所以這樣各個cpu訪問記憶體節點都會首先選擇本地記憶體節點，然後再考慮其他記憶體節點；
上圖來自《深入linux裝置驅動程式核心機制》
首先大概的可以看出左邊的mem_map陣列中存放的是page結構體元素，中間的是實際的物理記憶體，右邊的是虛擬的位址範圍；
他們之間的關係大概是這樣的，mem_map陣列中的元素和物理記憶體頁聯絡，page指標指向中間的物理記憶體中的某個物理頁，這個關係是為了系統方便管理記憶體；
而物理記憶體頁和右邊的虛擬位址範圍對映，這個是為了操作物理記憶體，一般右邊的虛擬位址由cpu使用（軟體上使用的也是虛擬位址，不過該位址最終還是cpu使用）。cpu和mmu之間使用的都是虛擬位址，出了mmu後就轉換為實際的物理記憶體位址，一般有兩個地方使用：1、匯流排上；2、物理記憶體（可以理解為記憶體條上）；
這裡模擬下ssd驅動的原理：ftl陣列中存放的是pba（lun、block、page、offset），而陣列下標為lba，pba是ssd上的實際實體地址，lba則是上層軟體使用的邏輯位址；他們通過ftl陣列來對映，這樣就可以通過修改陣列中的pba來實現ssd像硬碟那樣覆蓋寫等硬碟的特有效能；
回到記憶體分配上，從上面的圖中應該可以看出物理記憶體分為三大區域：zone_dma、zone_normal、zone_highmem；mem_map陣列和物理記憶體頁全部一一對映，也會形成三大區域；而在系統初始化期間，會把物理記憶體區域中zone_dma和zone_normal分別和右邊的虛擬位址「物理頁面直接對映區」（這個虛擬位址區域名稱有點怪，其實就是核心位址的0～896m位址範圍）建立線性對映，這樣就會建立相應的頁目錄和頁表；如果對右邊這個虛擬位址範圍分配有疑問的可以看看：不過這些都是在32位的系統中的，在64位系統中可以說完全不一樣，不過有這個概念會好點；
這時候，如果在核心記憶體zone_dma和zone_normal區域分配，則可以直接返回虛擬位址（0～896m）這個虛擬位址的界限不是固定的；如果需要在物理記憶體zone_highmem分配時，則要複雜些了；簡單的步驟為：1、在物理記憶體zone_highmem中查詢乙個空閒頁；2、在右邊的虛擬位址中的動態對映區或固定對映區分配乙個虛擬位址；3、建立頁目錄和頁表，使物理頁和虛擬位址對映起來；
首先是：alloc_pages(gfp_mask, order)巨集,(是不是很奇怪沒有先寫kmalloc、vmalloc，那是因為他們倆比較複雜，也比較重要，當然最主要的是他們不是分配物理頁。後面要用很大的篇幅來分析他們倆)；引數 gfp_mask是乙個掩碼引數，用來控制分配行為（哪個區域分配、是否阻塞分配等）；order是表示分配2的order次方個物理頁面；
alloc_pages(gfp_mask, order); 呼叫 alloc_pages_node(); 呼叫 __alloc_pages()；說到底最後工作的還是__alloc_pages()，alloc_pages()和__alloc_pages()都可以分配來自zone_highmem區域的物理頁，主要看gfp_mask指定的分配區域； 注意alloc_pages()是巨集不是函式；
__get_free_pages(gfp_mask, order);這個分配函式首先是判斷gfp_mask，如果指定為zone_highmem分配區域，則失敗退出；否則，就呼叫alloc_pages()函式；由此看出__get_free_pages()函式只能分配zone_dma和zone_normal區域的物理頁，也就是說不需要修改頁表；
注意：這是分配多個的連續的物理頁的函式介面，kmalloc、vmalloc函式分配的不一定是整個頁大小的記憶體；
如果講解的不正確，歡迎指正，謝謝！！
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