linux内存管理分为 物理内存管理和虚拟内存管理两大类。
物理内存定义方面，引入概念：
1、内存节点（node，同一内存节点具有相同访问特性 eg.访问速度，一致内存访问UMA模型只有一个内存节点，非一致内存访问NUMA模型含多个内存访问节点）
2、内存区域（zone，ZONE_DMA为某些DMA设备优先使用的低端内存区域、ZONE_NORMAL可以为内核虚拟地址永久线性映射的一段区域、ZONE_HIGHMEM的区域需要内核虚拟地址空间临时建立页映射关系）。注意可以直接access物理地址的内核虚拟地址空间的大小为1GB。
3、内存页（page，linux物理内存管理的最小单位）
物理内存分配方面，使用 page *alloc_pages(gfp_mask,order) 来分配2^order个连续物理页面（gfp_mask控制从哪个ZONE分配，可否允许睡眠等行为）。
1、若物理内存来自ZONE_NORMAL/ZONE_DMA，则使用page_address()简单获取 page * 对应的虚拟地址（映射关系早已建立，so不用再关心）。内核提供了__get_free_pages()=alloc_pages()+page_address()。
2、若物理内存来自 ZONE_HIGHMEM，则需借助kmap()完成 "在动态映射区or固定映射区分配虚拟地址、建立此虚拟地址和物理page的映射" 操作。kunmap()用于解除映射关系，kmap()可能导致睡眠。
使用alloc_pages()分配物理内存的几个问题：
1、过于底层，使用不方便。2、对一个structure来说4KB太大了 3、效率也一般
于是linux引入slab伙伴系统（有点类似 for特定数据结构的 内存池），当然slab最终还是要调alloc_pages()完成最最底层的物理pages分配。
1、一些常用内核struct的分配和释放（包括内定义的内核struct）。通过全局量 cache_cache （顶层 struct kmem_cache）管理。
2、内核系统调用kmalloc()（这个函数不支持从 ZONE_HIGHMEM 分配）也是基于slab。通过全局数组 struct cache_sizes malloc_sizes[] 管理。
vmalloc()的实现：
1、从vmalloc区分配一段虚拟地址（会多分配一点，对齐到 page。这里虚拟地址区块 vm_area_struct 的管理会用到红黑树）
2、调用 alloc_pages() 分配物理pages（并不是连续分配，而是一个page一个page分配，即vmalloc可不保证物理pages是连续的，同时会优先从ZONE_HIGHMEM分配，因为其他两个 ZONE很宝贵，留给kmalloc这类需要连续物理页面的函数使用）。
3、建立物理pages和虚拟地址间的映射关系。（多分配的那一点虚拟地址并不映射，故意留一个空洞，因此只要你敢越界，kernel就报未映射异常）
ioremap()的实现：
1、从vmalloc区分配一段虚拟地址。
2、将这块虚拟地址和设备IO地址建立映射关系。
（因此可以看出ioremap是将内核空间虚拟地址映射到设备内存）
mmap()的实现（深入linux设备驱动内核机制 ch10）:
1、参数检查（eg.确保要映射的长度是page对齐的）
2、在用户虚拟地址空间找到一块满足长度的虚拟地址块（如果用户有指定addr，那就使用用户的。否则自动找一个作为最终返回的虚拟地址）
3、malloc一个vm_area_struct用于管理上面的那个虚拟地址块，并调用驱动函数的mmap方法
4、驱动函数mmap方法中使用remap_pfn_range()接口完成"虚拟地址块到物理地址的页表映射"（页目录项和页表项的填充，至于每次映射的长度，物理地址不连续的可能要按页调用remap_pfn_range）
（因此mmap是将用户空间虚拟地址映射到设备内存）
用户层接口malloc实现：
通过 brk() + mmap()