1.页
内核把物理页作为内存管理的基本单位，MMU（内存管理单元）以页为单位来管理系统中的页表，从虚拟内存的角度来看，页就是最小单位。
内核用struct page结构来标识系统中的每一个物理页，它的定义如下：
flag域用来存放页的状态（是不是脏的，是不是被锁定在内存中等等）。_count表示这一页被引用了多少次，当次数为0时，表示此页没有被引用，于是在新的分配中就可以使用它。virtual域是页的虚拟地址。
2.获得页
内核提供了一种请求内核的底层机制，并提供了对它进行访问的几个接口。所有这些接口都以页为单位分配内存，其中最核心的函数是：
该函数分配2的order次方个连续的物理页，并返回一个指针，该指针指向第一个页的page结构体。gfp_mask是一个标识，它可以分为三类：行为修饰符、区修饰符以及类型。它可取的值如下：
获得填充为0的页：
分配一个页，让其填充为0，并返回其逻辑地址。
底层页的分配方法总结如下：
3.kmalloc()与vmalloc()
kmalloc()函数与用户空间malloc()一族函数非常类似。它是一个简单的接口，分配以字节为单位的内存块。vmalloc()函数的工作方式类似于kmalloc()函数，只不过vmalloc()函数分配的内存是虚拟地址连续的，而物理地址无需连续。这也是用户空间的分配方式：由malloc()函数返回的页在进程的虚拟地址空间内是连续的，但是，这并不保证它们在物理RAM中也连续。而kmalloc()函数则确保分配的内存在物理地址上是连续的（在虚拟地址上自然也是连续的）。
4.slab层
分配和释放数据结构是所有内核中最普遍的操作之一。为了便于数据的频繁分配和释放，通常实现一个空闲链表。当需要一个新的数据结构的实例时，就从空闲链表分配一个出来。当不在需要某个数据结构的实例时，则将它放入到空闲链表中，而不需释放它。
这也带来的问题是内核无法全局控制空闲链表。当内核紧缺时，内核无法通知每一个空闲链表，让其收缩缓存的大小以释放一些内存出来。为了弥补这一缺陷，Linux提供了slab层，扮演数据结构缓存层的角色。
slab层把不同的对象划分为高速缓存组中，其中每个高速缓存都存放不同类型的对象。每种对象类型对应一个高速缓存。例如，一个高速缓存用于存放进程描述符（task_struct结构），而另一个高速缓存存放索引节点对象（struct inode）。
然后，这些高速缓存又被划分为slab。slab由一个或多个物理上连续的页组成。每一个slab都包含一些对象成员，这里的对象是指被缓存的数据结构。每个缓存都处于三种状态之一：满、部分、空。
作为一个例子，让我们考察一下inode结构，该结构是次配索引节点在内存中的体现。这些数据结构会频繁地创建和释放。因此，struct inode就由inode_cachep高速缓存进行分配。这种高速缓存由一个或多个slab组成。每个slab包含尽可能多的对象。当内核请求分配一个新的inode结构时，内核就从部分满的slab或空slab中分配一个inode。下图小时了高速缓存、slab以及对象之间的关系。
每个高速缓存都是用kmem_cache_s结构来标识的。这个结构包含三个链表slabs_full、slabs_partial、slabs_empty，均放在kmem_list3结构内。链表包含了高速缓存中的所有slab。slab描述符struct slab用来描述每个slab：
