kmalloc函数及相关的malloc、vmalloc、get_free_pages

　　kmalloc与malloc 相似，该函数返回速度快(除非它阻塞)并对其分配的内存不进行初始化（清零），分配的区仍然持有它原来的内容， 分配的区也是在物理内存中连续。

语法

　　void * kmalloc (size_t size, int flags);

参数

size

　　size 要分配内存的大小. 以字节为单位.

　　内核管理系统的物理内存, 这些物理内存只是以页大小的块来使用。 结果是, kmalloc 看来非常不同于一个典型的用户空间 malloc 实现。 一个简单的, 面向堆的分 配技术可能很快有麻烦; 它可能在解决页边界时有困难。 因而, 内核使用一个特殊的面向 页的分配技术来最好地利用系统RAM。

　　Linux 处理内存分配通过创建一套固定大小的内存对象池。 分配请求被这样来处理,进 入一个持有足够大的对象的池子并且将整个内存块递交给请求者。 内存管理方案是非常复 杂, 并且细节通常不是全部设备驱动编写者都感兴趣的。

　　然而, 驱动开发者应当记住的一件事情是, 内核只能分配某些预定义的, 固定大小的字 节数组。 如果你请求一个任意数量内存,你可能得到稍微多于你请求的, 至多是 2 倍数量。 同样, 程序员应当记住 kmalloc 能够处理的最小分配是 32 或者 64 字节,依赖系统的体 系所使用的页大小。

　　kmalloc 能够分配的内存块的大小有一个上限。 这个限制随着体系和内核配置选项而 变化。 如果你的代码是要完全可移植,它不能指望可以分配任何大于 128 KB。

flags

　　flags 要分配内存的类型.

　　GFP_ATOMIC

　　用来从中断处理和进程上下文之外的其他代码中分配内存。 从不睡眠。

　　GFP_KERNEL

　　内核内存的正常分配。 可能睡眠。

　　GFP_USER

　　用来为用户空间页来分配内存; 它可能睡眠。

　　GFP_HIGHUSER

　　如同 GFP_USER, 但是从高端内存分配, 如果有。 高端内存在下一个子节描述。

　　GFP_NOIO

　　GFP_NOFS

　　这个标志功能如同 GFP_KERNEL, 但是它们增加限制到内核能做的来满足请求。 一个 GFP_NOFS 分配不允许进行任何文件系统调用, 而 GFP_NOIO 根本不允许任何 I/O 初始化。 它们主要地用在文件系统和虚拟内存代码, 那里允许一个分配睡眠, 但是递归的文件系统调用会是一个坏注意。

上面列出的这些分配标志可以是下列标志的相或来作为参数, 这些标志改变这些分配如何进行:

　　__GFP_DMA

　　这个标志要求分配在能够 DMA 的内存区。 确切的含义是平台依赖的并且在下面章节来解释。

　　__GFP_HIGHMEM

　　这个标志指示分配的内存可以位于高端内存。

　　__GFP_COLD

　　正常地, 内存分配器尽力返回"缓冲热"的页 -- 可能在处理器缓冲中找到的页。 相反, 这个标志请求一个"冷"页, 它在一段时间没被使用。 它对分配页作DMA 读是有用的, 此时在处理器缓冲中出现是无用的。 一个完整的对如何分配 DMA 缓存的讨论看"直接内存存取"一节在第 1 章。

　　__GFP_NOWARN

　　这个很少用到的标志阻止内核来发出警告(使用 printk ), 当一个分配无法满足。

　　__GFP_HIGH

　　这个标志标识了一个高优先级请求, 它被允许来消耗甚至被内核保留给紧急状况的最后的内存页。

　　__GFP_REPEAT

　　__GFP_NOFAIL

　　__GFP_NORETRY

　　这些标志修改分配器如何动作, 当它有困难满足一个分配。 __GFP_REPEAT 意思是" 更尽力些尝试" 通过重复尝试 -- 但是分配可能仍然失败。 __GFP_NOFAIL 标志告诉分配器不要失败; 它尽最大努力来满足要求。 使用 __GFP_NOFAIL 是强烈不推荐的; 可能从不会有有效的理由在一个设备驱动中使用它。 最后, __GFP_NORETRY 告知分配器立即放弃如果得不到请求的内存。

开辟内存

　　在设备驱动程序或者内核模块中动态开辟内存，不是用malloc，而是kmalloc ,vmalloc，或者用get_free_pages直接申请页。释放内存用的是kfree,vfree，或free_pages. kmalloc函数返回的是虚拟地址(线性地址). kmalloc特殊之处在于它分配的内存是物理上连续的,这对于要进行DMA的设备十分重要. 而用vmalloc分配的内存只是线性地址连续,物理地址不一定连续,不能直接用于DMA.　　注意kmalloc最大只能开辟128k-16，16个字节是被页描述符结构占用了。kmalloc用法参见khg. 　　内存映射的I/O口，寄存器或者是硬件设备的RAM(如显存)一般占用F0000000以上的地址空间。在驱动程序中不能直接访问，要通过kernel函数vremap获得重新映射以后的地址。 　　另外，很多硬件需要一块比较大的连续内存用作DMA传送。这块内存需要一直驻留在内存，不能被交换到文件中去。但是kmalloc最多只能开辟大小为32XPAGE_SIZE的内存,一般的PAGE_SIZE=4kB,也就是128kB的大小的内存。 　　在设备驱动程序中动态开辟内存，不是用malloc，而是kmalloc，或者用get_free_pages直接申请页。释放内存用的是kfree，或free_pages.

存储管理器

　　对于提供了MMU（存储管理器，辅助操作系统进行内存管理，提供虚实地址转换等硬件支持）的处理器而言，Linux提供了复杂的存储管理系统，使得进程所能访问的内存达到4GB。

　　进程的4GB内存空间被人为的分为两个部分--用户空间与内核空间。用户空间地址分布从0到3GB(PAGE_OFFSET，在0x86中它等于0xC0000000)，3GB到4GB为内核空间。

　　内核空间中，从3G到vmalloc_start这段地址是物理内存映射区域（该区域中包含了内核镜像、物理页框表mem_map等等），比如我们使用的 VMware虚拟系统内存是160M，那么3G～3G+160M这片内存就应该映射物理内存。在物理内存映射区之后，就是vmalloc区域。对于 160M的系统而言，vmalloc_start位置应在3G+160M附近（在物理内存映射区与vmalloc_start期间还存在一个8M的gap 来防止跃界），vmalloc_end的位置接近4G(最后位置系统会保留一片128k大小的区域用于专用页面映射)

　　kmalloc和get_free_page申请的内存位于物理内存映射区域，而且在物理上也是连续的，它们与真实的物理地址只有一个固定的偏移，因此存在较简单的转换关系，virt_to_phys()可以实现内核虚拟地址转化为物理地址：

　　#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)

　　extern inline unsigned long virt_to_phys(volatile void * address)

　　{

　　return __pa(address);

　　}

　　上面转换过程是将虚拟地址减去3G（PAGE_OFFSET=0XC000000）。

　　与之对应的函数为phys_to_virt()，将内核物理地址转化为虚拟地址：

　　#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))

　　extern inline void * phys_to_virt(unsigned long address)

　　{

　　return __va(address);

　　}

　　virt_to_phys()和phys_to_virt()都定义在include\asm-i386\io.h中。

kmalloc 与 vmalloc

　　vmalloc分配内存的时候逻辑地址是连续的，但物理地址一般是不连续的，适用 于那种一下需要分配大量内存的情况，如insert模块的时候。这种分配方式性能 不入kmalloc。

　　kmalloc分配内存是基于slab，因此slab的一些特性包括着色，对齐等都具备，性能较好。物理地址和逻辑地址都是连续的。