linux内存分布
整个linux虚拟内存发布如下：3G以上是内核地址，0~3G是进程地址空间。
在x86结构中，内核地址分为三种，这三种类型的区域如下：
ZONE_DMA 内存开始的16MB
ZONE_NORMAL 16MB~896MB
ZONE_HIGHMEM 896MB ~ 结束
进程地址空间的3G，通过MMU，随机映射到物理地址896M之后的地址上。
内核地址的ZONE_DMA+ZONE_NORMAL,内核3G~3G+896M位置，则一一映射到物理地址的0-~896M。
而内核地址的ZONE_HIGHMEM,即3G+896M~4G位置，和进程地址空间一样，可以随机映射到物理内存896M之后的地址上。
所以，内核借助ZONE_HIGHMEM位置，可以访问896M之后的所有物理内存，再加上ZONE_DMA+ZONE_NOMAL和物理内存0~896M一样映射，所以，内核可以访问所有的物理内存，而进程地址空间最多只可以访问物理地址896M外的所有地址。
linux用户内存
32位系统，理论上可以访问的虚拟内存时4G,也就是说，每个进程的页目录，页表填的项，加起来是4G,但是其中从3G-4G的高地址，权限比较高，只能在进程进入内核态的时候才能访问，这3G-4G的映射，每个进程都是一样的，都是来自fork时从内核线程copy过来的。所以进程可以在用户态访问，只有3G虚拟内存。
伙伴系统
进程启动时，操作系统只是为其分配了虚拟内存，而这些虚拟内存并未和物理内存绑定，所以，运行中，会发生缺页中断，这时候，操作系统需要将找到空闲物理内存，然后，将这个空闲物理内存和虚拟内存绑定。
由此可见，操作系统是需要有一个结构，对所有物理内存进行管理的。操作系统将每4k物理内存作为一个单位，叫做页框，进行管理。
Linux内核中引入了伙伴系统算法(buddy system)。把所有的空闲页框分组为11个块链表，每个块链表分别包含大小为1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024个连续页框的页框块。最大可以申请1024个连续页框，对应4MB大小的连续内存。每个页框块的第一个页框的物理地址是该块大小的整数倍。例如，大小为16个页框的块，其起始地址是16*2^12（2^12=4096）的整数倍。
假设要申请一个256个页框的块，先从256个页框的链表中查找空闲块，如果没有，就去512个页框的链表中找，找到了则将页框块分为2个256个页框的块，一个分配给应用，另外一个移到256个页框的链表中。如果512个页框的链表中仍没有空闲块，继续向1024个页框的链表查找。如果1024块存在，则将其中的256页框作为请求返回，剩余的768分成256块和512块分别插到相应的链表中。如果仍然没有，则返回错误。
页框块在释放时，会主动大小为相同的一个空闲伙伴块合成为2倍大小的单独块较大的页框块。两个块称为伙伴需要满足一下条件：
（1）两个块具有相同的大小
（2）它们的物理地址是连连续的。
（3）第一块的第一个页框的物理地址是2*b*2^12的倍数。
结构如图所示：第i个块链表中，num表示大小为(2^i)页块的数目，address表示大小为(2^i)页块的首地址。
伙伴系统，除了在缺页中断中，为虚拟内存页分配一个物理内存页外，在linux内核中，有时候需要连续的大物理内存，也可以用伙伴系统。
slab分配器
伙伴系统管理着所有的物理内存，当我们需要物理内存时，便向它申请。假如现在内核代码需要申请一个5byte的空间，但是伙伴系统分配给我们的，至少都是4k的物理内存，这样就会至少浪费了4k-5byte的空就，造成严重的内存内碎片。所以，内核需要一个小物理内存分配管理器。
这个就是slab分配器。
slab分配器，其实就是向伙伴系统申请了一个较大的物理内存，再把这个物理内存分得很小，可以分配很小的物理内存。
除了能够分配小内存，slab分配器还可以用于对象缓存，其实就是在slab分配器回收内存时，不做其他清理操作，直接将其放回，这样之前在这内存上的对象的初始化信息还是在的，下次有这种对象申请内存时，直接把这个内存给它，这个对象获得这个内存后就不需要初始化了，因为上次对象的初始化信息依旧还在。
kmalloc vmalloc malloc
vmalloc和malloc其实是很像的，不过一个在进程地址空间申请的，一个是在内核高地址位置申请的，由上面分析，我们可以知道，这两个申请的内存，都是虚拟地址上连续，而物理地址上是不连续的。
kmallo是基于slab分配器实现的，所以，其申请的位置是物理内存连续的。