1、kmalloc()/kfree()

　　static __always_inline void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)

　　内核空间申请指定大小的内存区域，返回内核空间虚拟地址。在函数实现中，如果申请的内存空间较大的话，会从buddy系统申请若干内存页面，如果申请的内存空间大小较小的话，会从slab系统中申请内存空间。

　　gfp_t flags 的选项较多。参考内核文件gfp.h.

　　在函数kmalloc()实现中，如果申请的空间较小，会根据申请空间的大小从slab中获取;如果申请的空间较大，如超过一个页面，会直接从buddy系统中获取。

　　2、vmalloc()/vfree()

　　void *vmalloc(unsigned long size)

　　函数作用：从高端(如果存在，优先从高端)申请内存页面，并把申请的内存页面映射到内核的动态映射空间。vmalloc()函数的功能和alloc_pages(_GFP_HIGHMEM)+kmap() 的功能相似，只所以说是相似而不是相同，原因在于用vmalloc()申请的物理内存页面映射到内核的动态映射区(见下图)，并且，用vmalloc()申请的页面的物理地址可能是不连续的。而alloc_pages(_GFP_HIGHMEM)+kmap()申请的页面的物理地址是连续的，被映射到内核的KMAP区。

　　vmalloc分配的地址则限于vmalloc_start与vmalloc_end之间。每一块vmalloc分配的内核虚拟内存都对应一个vm_struct结构体(可别和vm_area_struct搞混，那可是进程虚拟内存区域的结构)，不同的内核虚拟地址被4k大小的空闲区间隔，以防止越界--见下图)。与进程虚拟地址的特性一样，这些虚拟地址与物理内存没有简单的位移关系，必须通过内核页表才可转换为物理地址或物理页。它们有可能尚未被映射，在发生缺页时才真正分配物理页面。

　　如果内存紧张，连续区域无法满足，调用vmalloc分配是必须的，因为它可以将物理不连续的空间组合后分配，所以更能满足分配要求。vmalloc可以映射高端页框，也可以映射底端页框。vmalloc的作用只是为了提供逻辑上连续的地址…

　　注意：在申请页面时，如果注明_GFP_HIGHMEM,即从高端申请。则实际是优先从高端内存申请，顺序为(分配顺序是HIGH, NORMAL, DMA )。

　　3、alloc_pages()/free_pages()

　　内核空间申请指定个数的内存页，内存页数必须是2^order个页。

　　alloc_pages(gfp_mask, order) 中，gfp_mask 是flag标志，其中可以为_ _GFP_DMA、_GFP_HIGHMEM 分别对应DMA和高端内存。

　　注：该函数基于buddy系统申请内存，申请的内存空间大小为2^order个内存页面。

　　参见《linux内核之内存管理。doc》

　　通过函数alloc_pages()申请的内存，需要使用kmap()函数分配内核的虚拟地址。

　　4、__get_free_pages()/__free_pages()

　　unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)

　　作用相当于alloc_pages(NORMAL)+kmap()，但不能申请高端内存页面。

　　__get_free_page()只申请一个页面。

　　5、kmap()/kunmap()

　　返回指定页面对应内核空间的虚拟地址。

　　#include

　　void *kmap(struct page *page);

　　void kunmap(struct page *page);

　　kmap 为系统中的任何页返回一个内核虚拟地址。

　　对于低端内存页，它只返回页的逻辑地址;

　　对于高端内存页， kmap在"内核永久映射空间"中创建一个特殊的映射。 这样的映射数目是有限， 因此最好不要持有过长的时间。

　　使用 kmap 创建的映射应当使用 kunmap 来释放;

　　kmap 调用维护一个计数器， 因此若2个或多个函数都在同一个页上调用kmap也是允许的。

　　通常情况下，"内核永久映射空间"是 4M 大小，因此仅仅需要一个页表即可，内核通过来 pkmap_page_table 寻找这个页表。

　　注意：不用时及时释放。

　　kmalloc()和vmalloc()相比，kmalloc()总是从ZONE_NORMAL(下图中的直接映射区)申请内存。kmalloc()分配的内存空间通常用于linux内核的系统数据结构和链表。因内核需要经常访问其数据结构和链表，使用固定映射的ZONE_NORMAL空间的内存有利于提高效率。

　　使用vmalloc()可以申请非连续的物理内存页，并组成虚拟连续内存空间。vmalloc()优先从高端内存(下图中的动态映射区)申请。内核在分配那些不经常使用的内存时，都用高端内存空间(如果有)，所谓不经常使用是相对来说的，比如内核的一些数据结构就属于经常使用的，而用户的一些数据就属于不经常使用的。

　　alloc_pages(_GFP_HIGHMEM)+kmap() 方式申请的内存使用内核永久映射空间(下图中的KMAP区)，空间较小(通常4M线性空间)，不用时需要及时释放。另外，可以指定alloc_pages()从直接映射区申请内存，需要使用_GFP_NORMAL属性指定。

　　__get_free_pages()/__free_pages() 不能申请高端内存页面，操作区域和kmalloc()相同(下图中的动态映射区)。

　　6、virt_to_page()

　　其作用是由内核空间的虚拟地址得到页结构。见下面的宏定义。

　　#define virt_to_pfn(kaddr) (__pa(kaddr) 》 PAGE_SHIFT)

　　#define pfn_to_virt(pfn) __va((pfn) 《 PAGE_SHIFT)

　　#define virt_to_page(addr) pfn_to_page(virt_to_pfn(addr))

　　#define page_to_virt(page) pfn_to_virt(page_to_pfn(page))

　　#define __pfn_to_page(pfn) (mem_map + ((pfn) - ARCH_PFN_OFFSET))

　　#define __page_to_pfn(page) ((unsigned long)((page) - mem_map) + \

　　ARCH_PFN_OFFSET)

　　7、物理地址和虚拟地址之间转换

　　#ifdef CONFIG_BOOKE

　　#define __va(x) ((void *)(unsigned long)((phys_addr_t)(x) + VIRT_PHYS_OFFSET))

　　#define __pa(x) ((unsigned long)(x) - VIRT_PHYS_OFFSET)

　　#else

　　#define __va(x) ((void *)(unsigned long)((phys_addr_t)(x) + PAGE_OFFSET - MEMORY_START))

　　#define __pa(x) ((unsigned long)(x) - PAGE_OFFSET + MEMORY_START)

　　#endif

　　8、ioremap()/iounmap()

　　ioremap()的作用是把device寄存器和内存的物理地址区域映射到内核虚拟区域，返回值为内核的虚拟地址。

　　注明：在内核中操作内存空间时使用的都是内核虚拟地址，必须把device的空间映射到内核虚拟空间。

　　#include

　　void *ioremap(unsigned long phys_addr, unsigned long size);

　　void *ioremap_nocache(unsigned long phys_addr, unsigned long size); 映射非cache的io内存区域

　　void iounmap(void * addr);

　　为了增加可移植性，最好使用下面的接口函数读写io内存区域，

　　unsigned int ioread8(void *addr);

　　unsigned int ioread16(void *addr);

　　unsigned int ioread32(void *addr);

　　void iowrite8(u8 value, void *addr);

　　void iowrite16(u16 value, void *addr);

　　void iowrite32(u32 value, void *addr);

　　如果你必须读和写一系列值到一个给定的 I/O 内存地址， 你可以使用这些函数的重复版本：

　　void ioread8_rep(void *addr, void *buf, unsigned long count);

　　void ioread16_rep(void *addr, void *buf, unsigned long count);

　　void ioread32_rep(void *addr, void *buf, unsigned long count);

　　void iowrite8_rep(void *addr, const void *buf, unsigned long count);

　　void iowrite16_rep(void *addr, const void *buf, unsigned long count);

　　void iowrite32_rep(void *addr, const void *buf, unsigned long count);

　　这些函数读或写 count 值从给定的 buf 到 给定的 addr. 注意 count 表达为在被写入的数据大小; ioread32_rep 读取 count 32-位值从 buf 开始。

　　9、request_mem_region()

　　本函数的作用是：外设的io端口映射到io memory region中。在本函数实现中会检查输入到本函数的参数所描述的空间(下面成为本io空间)是否和io memory region中已存在的空间冲突等，并设置本io空间的parent字段等(把本io空间插入到io 空间树种)。

　　注明：io memory region 空间中是以树形结构组织的，默认的根为iomem_resource描述的io空间，其name为"PCI mem".

　　request_mem_region(start,n,name) 输入的参数依次是设备的物理地址，字节长度，设备名字。函数返回类型如下

　　struct resource {

　　resource_size_t start;

　　resource_size_t end;

　　const char *name;

　　unsigned long flags;

　　struct resource *parent, *sibling, *child;

　　};

　　10、SetPageReserved()

　　随着linux的长时间运行，空闲页面会越来越少，为了防止linux内核进入请求页面的僵局中，Linux内核采用页面回收算法(PFRA)从用户进程和内核高速缓存中回收内存页框，并根据需要把要回收页框的内容交换到磁盘上的交换区。调用该函数可以使页面不被交换。

　　#define SetPageReserved(page) set_bit(PG_reserved, &(page)->flags)

　　PG_reserved 的标志说明如下。

　　* PG_reserved is set for special pages, which can never be swapped out. Some

　　* of them might not even exist (eg empty_bad_page)…

　　11、do_mmap()/do_ummap()

　　内核使用do_mmap()函数为进程创建一个新的线性地址区间。但是说该函数创建了一个新VMA并不非常准确，因为如果创建的地址区间和一个已经存在的地址区间相邻，并且它们具有相同的访问权限的话，那么两个区间将合并为一个。如果不能合并，那么就确实需要创建一个新的VMA了。但无论哪种情况， do_mmap()函数都会将一个地址区间加入到进程的地址空间中--无论是扩展已存在的内存区域还是创建一个新的区域。

　　同样，释放一个内存区域应使用函数do_ummap()，它会销毁对应的内存区域。

　　12、get_user_pages()

　　作用是在内核空间获取用户空间内存的page 描述，之后可以通过函数kmap() 获取page 对应到内核的虚拟地址。

　　int get_user_pages(struct task_struct *tsk, struct mm_struct *mm,

　　unsigned long start, int len, int write, int force,

　　struct page **pages, struct vm_area_struct **vmas)

　　参数说明

　　参数tsk:指示用户空间对应进程的task_struct数据结构。只是为了记录错误信息用，该参数可以为空。

　　参数mm:从该mm struct中获取start 指示的若干页面。

　　参数start:参数mm空间的起始地址，即用户空间的虚拟地址。

　　参数len:需要映射的页数。

　　参数write:可以写标志。

　　参数force:强制可以写标志。

　　参数pages:输出的页数据结构。

　　参数vmas:对应的需要存储区，(没有看明白对应的代码)

　　返回值：数返回实际获取的页数，貌似对每个实际获取的页都是给页计数值增1,如果实际获取的页不等于请求的页，要放弃操作则必须对已获取的页计数值减1.

　　13、copy_from_user()和copy_to_user()

　　主要应用于设备驱动中读写函数中，通过系统调用触发，在当前进程上下文内核态运行(即当前进程通过系统调用触发)。

　　copy_from_user的目的是防止用户程序欺骗内核，将一个非法的地址传进去，如果没有它，这一非法地址就检测不到，内和就会访问这个地址指向的数据。因为在内核中访问任何地址都没有保护，如果不幸访问一个错误的内存地址会搞死内核或发生更严重的问题

　　copy_from_user调用了access_ok,所以才有"自己判断功能"

　　access_ok()，可以检查访问的空间是否合法。

　　注意：中断代码时不能用copy_from_user,因为其调用了might_sleep()函数，会导致睡眠。

　　unsigned long copy_to_user(void __user *to, const void *from, unsigned long n)

　　通常用在设备读函数或ioctl 中获取参数的函数中：其中"to"是用户空间的buffer地址，在本函数中将内核buffer"from"除的n个字节拷贝到用户空间的"to"buffer.

　　unsigned long copy_from_user(void *to, const void __user *from, unsigned long n)

　　通常用在设备写函数或ioctl中设置参数的函数中："to"是内核空间的buffer指针，要写入的buffer;"from"是用户空间的指针，数据源buffer.

　　14、get_user(x, ptr)

　　本函数的作用是获取用户空间指定地址的数值并保存到内核变量x中，ptr为用户空间的地址。用法举例如下。

　　get_user(val, (int __user *)arg)

　　注明：函数用户进程上下文内核态，即通常在系统调用函数中使用该函数。

　　15、put_user(x, ptr)

　　本函数的作用是将内核空间的变量x的数值保存到用户空间指定地址处，prt为用户空间地址。用法举例如下。

　　put_user(val, (int __user *)arg)

　　注明：函数用户进程上下文内核态，即通常在系统调用函数中使用该函数。