2.7　内存分配

　　一些设备驱动程序必须意识到内存区的存在，另外，许多驱动程序需要内存分配函数的服务。本节我们将简要地讨论这两点。

　　内核会以分页形式组织物理内存，而页大小则取决于具体的体系架构。在基于x86的机器上，其大小为4096B。物理内存中的每一页都有一个与之对应的struct page(定义在include/linux/ mm_types.h文件中)：

　　在32位x86系统上，默认的内核配置会将4 GB的地址空间分成给用户空间的3 GB的虚拟内存空间和给内核空间的1 GB的空间(如图2-5所示)。这导致内核能处理的处理内存有1 GB的限制。现实情况是，限制为896 MB，因为地址空间的128 MB已经被内核数据结构占据。通过改变3 GB/1 GB的分割线，可以放宽这个限制，但是由于减少了用户进程虚拟地址空间的大小，在内存密集型的应用程序中可能会出现一些问题。

图2-5　32位PC系统上默认的地址空间分布

　　内核中用于映射低于896 MB物理内存的地址与物理地址之间存在线性偏移;这种内核地址被称作逻辑地址。在支持“高端内存”的情况下，在通过特定的方式映射这些区域产生对应的虚拟地址后，内核将能访问超过896 MB的内存。所有的逻辑地址都是内核虚拟地址，而所有的虚拟地址并非一定是逻辑地址。

　　因此，存在如下的内存区。

　　(1) ZONE_DMA(小于16 MB)，该区用于直接内存访问(DMA)。由于传统的ISA设备有24条地址线，只能访问开始的16 MB，因此，内核将该区献给了这些设备。

　　(2) ZONE_NORMAL(16～896 MB),常规地址区域，也被称作低端内存。用于低端内存页的struct page结构中的“虚拟”字段包含了对应的逻辑地址。

　　(3) ZONE_HIGH(大于896 MB)，仅仅在通过kmap()映射页为虚拟地址后才能访问。(通过kunmap()可去除映射。)相应的内核地址为虚拟地址而非逻辑地址。如果相应的页未被映射，用于高端内存页的struct page结构体的“虚拟”字段将指向NULL。

　　kmalloc()是一个用于从ZONE_NORMAL区域返回连续内存的内存分配函数，其原型如下：

　　void *kmalloc(int count, int flags);

　　count是要分配的字节数，flags是一个模式说明符。支持的所有标志列在include/linux./gfp.h文件中(gfp是get free page的缩写)，如下为常用标志。

　　(1) GFP_KERNEL，被进程上下文用来分配内存。如果指定了该标志，kmalloc()将被允许睡眠，以等待其他页被释放。

　　(2) GFP_ATOMIC，被中断上下文用来获取内存。在这种模式下，kmalloc()不允许进行睡眠等待，以获得空闲页，因此GFP_ATOMIC分配成功的可能性比用GFP_KERNEL低。

　　由于kmalloc()返回的内存保留了以前的内容，将它暴露给用户空间可到会导致安全问题，因此我们可以使用kzalloc()获得被填充为0的内存。

　　如果需要分配大的内存缓冲区，而且也不要求内存在物理上有联系，可以用vmalloc()代替kmalloc()：

　　void *vmalloc(unsigned long count);

　　count是要请求分配的内存大小。该函数返回内核虚拟地址。

　　vmalloc()需要比kmalloc()更大的分配空间，但是它更慢，而且不能从中断上下文调用。另外，不能用vmalloc()返回的物理上不连续的内存执行DMA。在设备打开时，高性能的网络驱动程序通常会使用vmalloc()来分配较大的描述符环行缓冲区。

　　内核还提供了一些更复杂的内存分配技术，包括后备缓冲区(look aside buffer)、slab和mempool;这些概念超出了本章的讨论范围，不再细述。