32位机器
1. 虚拟地址、物理地址、逻辑地址、线性地址
虚拟地址又叫线性地址。linux没有采用分段机制，所以逻辑地址和虚拟地址（线性地址）（在用户态，内核态逻辑地址专指下文说的线性偏移前的地址）是一个概念。内核的虚拟地址和物理地址，大部分只差一个线性偏移量。用户空间的虚拟地址和物理地址则采用了多级页表进行映射，但仍称之为线性地址。
2. DMA/HIGH_MEM/NROMAL 分区
在x86结构中，Linux内核虚拟地址空间划分0~3G为用户空间，3~4G为内核空间(注意，内核可以使用的线性地址只有1G)。内核虚拟空间（3G~4G）又划分为三种类型的区：
ZONE_DMA 3G之后起始的16MB
ZONE_NORMAL 16MB~896MB
ZONE_HIGHMEM 896MB ~1G
由于内核的虚拟和物理地址只差一个偏移量：物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000。所以如果1G内核空间完全用来线性映射，显然物理内存也只能访问到1G区间，这显然是不合理的。HIGHMEM就是为了解决这个问题，专门开辟的一块不必线性映射，可以灵活定制映射，以便访问1G以上物理内存的区域。从网上扣来一图，
高端内存的划分，又如下图，
内核直接映射空间 PAGE_OFFSET~VMALLOC_START，kmalloc和__get_free_page()分配的是这里的页面。二者是借助slab分配器，直接分配物理页再转换为逻辑地址（物理地址连续）。适合分配小段内存。此区域 包含了内核镜像、物理页框表mem_map等资源。
内核动态映射空间 VMALLOC_START~VMALLOC_END，被vmalloc用到，可表示的空间大。
内核永久映射空间 PKMAP_BASE ~ FIXADDR_START，kmap
内核临时映射空间 FIXADDR_START~FIXADDR_TOP，kmap_atomic
3.伙伴算法和slab分配器
伙伴Buddy算法解决了外部碎片问题.内核在每个zone区管理着可用的页面，按2的幂级（order）大小排成链表队列，存放在free_area数组。
具体buddy管理基于位图，其分配回收页面的算法描述如下，
buddy算法举例描述:
假设我们的系统内存只有16个页面RAM。因为RAM只有16个页面，我们只需用四个级别（orders）的伙伴位图（因为最大连续内存大小为16个页面），如下图所示。
order（0）bimap有8个bit位（页面最多16个页面，所以16/2）
order（1）bimap有4个bit位（order（0）bimap有8个bit位，所以8/2）；
也就是order（1）第一块由两个页框page1 与page2组成与order（1）第2块由两个页框page3 与page4组成，这两个块之间有一个bit位
order（2）bimap有2个bit位（order（1）bimap有4个bit位，所以4/2）
order（3）bimap有1个bit位（order（2）bimap有4个bit位，所以2/2）
在order（0），第一个bit表示开始的2个页面，第二个bit表示接下来的2个页面，以此类推。因为页面4已分配，而页面5空闲，故第三个bit为1。
同样在order（1）中，bit3是1的原因是一个伙伴完全空闲（页面8和9），和它对应的伙伴（页面10和11）却并非如此，故以后回收页面时，可以合并。
分配过程
当我们需要order（1）的空闲页面块时，则执行以下步骤：
1、初始空闲链表为：
order(0): 5, 10
order(1): 8 [8,9]
order(2): 12 [12,13,14,15]
order(3):
2、从上面空闲链表中，我们可以看出，order（1）链表上，有一个空闲的页面块，把它分配给用户，并从该链表中删除。
3、当我们再需要一个order（1）的块时，同样我们从order（1）空闲链表上开始扫描。
4、若在order（1）上没有空闲页面块，那么我们就到更高的级别（order）上找，order（2）。
5、此时（order（1）上没有空闲页面块）有一个空闲页面块，该块是从页面12开始。该页面块被分割成两个稍微小一些order（1）的页面块，[12，13]和[14，15]。[14，15]页面块加到order（1）空闲链表中，同时[12，13]页面块返回给用户。
6、最终空闲链表为：
order(0): 5, 10
order(1): 14 [14,15]
order(2):
order(3):
回收过程
当我们回收页面11（order 0）时，则执行以下步骤：
1、找到在order（0）伙伴位图中代表页面11的位，计算使用下面公示：
index = page_idx >> (order + 1)
= 11 >> (0 + 1)
= 5
2、检查上面一步计算位图中相应bit的值。若该bit值为1，则和我们临近的，有一个空闲伙伴。Bit5的值为1（注意是从bit0开始的，Bit5即为第6bit），因为它的伙伴页面10是空闲的。
3、现在我们重新设置该bit的值为0，因为此时两个伙伴（页面10和页面11）完全空闲。
4、我们将页面10，从order（0）空闲链表中摘除。
5、此时，我们对2个空闲页面（页面10和11，order（1））进行进一步操作。
6、新的空闲页面是从页面10开始的，于是我们在order（1）的伙伴位图中找到它的索引，看是否有空闲的伙伴，以进一步进行合并操作。使用第一步中的计算公司，我们得到bit 2（第3位）。
7、Bit 2（order（1）位图）同样也是1，因为它的伙伴页面块（页面8和9）是空闲的。
8、重新设置bit2（order（1）位图）的值，然后在order（1）链表中删除该空闲页面块。
9、现在我们合并成了4页面大小（从页面8开始）的空闲块，从而进入另外的级别。在order（2）中找到伙伴位图对应的bit值，是bit1，且值为1，需进一步合并（原因同上）。
10、从oder（2）链表中摘除空闲页面块（从页面12开始），进而将该页面块和前面合并得到的页面块进一步合并。现在我们得到从页面8开始，大小为8个页面的空闲页面块。
11、我们进入另外一个级别，order（3）。它的位索引为0，它的值同样为0。这意味着对应的伙伴不是全部空闲的，所以没有再进一步合并的可能。我们仅设置该bit为1，然后将合并得到的空闲页面块放入order（3）空闲链表中。
12、最终我们得到大小为8个页面的空闲块，
buddy避免内部碎片的努力
物理内存的碎片化一直是Linux操作系统的弱点之一，尽管已经有人提出了很多解决方法，但是没有哪个方法能够彻底的解决，memory buddy分配就是解决方法之一。 我们知道磁盘文件也有碎片化问题，但是磁盘文件的碎片化只会减慢系统的读写速度，并不会导致功能性错误，而且我们还可以在不影响磁盘功能的前提的下，进行磁盘碎片整理。而物理内存碎片则截然不同，物理内存和操作系统结合的太过于紧密，以至于我们很难在运行时，进行物理内存的搬移（这一点上，磁盘碎片要容易的多；实际上mel gorman已经提交了内存紧缩的patch，只是还没有被主线内核接收）。 因此解决的方向主要放在预防碎片上。在2.6.24内核开发期间，防止碎片的内核功能加入了主线内核。在了解反碎片的基本原理前，先对内存页面做个归类：
1. 不可移动页面 unmoveable：在内存中位置必须固定，无法移动到其他地方，核心内核分配的大部分页面都属于这一类。
2. 可回收页面 reclaimable：不能直接移动，但是可以回收，因为还可以从某些源重建页面，比如映射文件的数据属于这种类别，kswapd会按照一定的规则，周期性的回收这类页面。
3. 可移动页面 movable：可以随意的移动。属于用户空间应用程序的页属于此类页面，它们是通过页表映射的，因此我们只需要更新页表项，并把数据复制到新位置就可以了，当然要注意，一个页面可能被多个进程共享，对应着多个页表项。
防止碎片的方法就是把这三类page放在不同的链表上，避免不同类型页面相互干扰。考虑这样的情形，一个不可移动的页面位于可移动页面中间，那么我们移动或者回收这些页面后，这个不可移动的页面阻碍着我们获得更大的连续物理空闲空间。
另外，每个zone区都有一个自己的失活净页面队列，与此对应的是两个跨zone的全局队列，失活脏页队列 和 活跃队列。这些队列都是通过page结构的lru指针链入的。
思考：失活队列的意义是什么(见<linux内核源代码情景分析>)?