x86-64 虚拟地址空间布局：

0x0000000000000000 ~ 0x00007FFFFFFFFFFF（128TB）：
  用户空间（User Space）
  - 最高 128TB（48-bit 地址的一半）
  - 每个进程有独立的页表（隔离）
  - 最高地址是 0x00007FFF_FFFFFFFF

0xFFFF800000000000 ~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF（128TB）：
  内核空间（Kernel Space）
  - 最低 128TB（内核直接映射区）
  - 所有进程共享同一个内核页表
  - 内核在此区域访问物理内存

细分（内核空间）：
  0xFFFF800000000000 ~ 0xFFFF88007FFFFFFF：
    直接映射区（直接映射到物理内存）
    → 物理地址 + PAGE_OFFSET = 虚拟地址
    → 简单高效，但地址空间有限

  0xFFFF880100000000 ~ 0xFFFFC3FFFFFFFFFF：
    vmalloc 区域（动态映射）
    → 用于 vmalloc、模块加载、ioremap
    → 可以映射任意物理地址，不连续

  0xFFFFC40000000000 ~ 0xFFFFC7FFFFFFFFFFF：
    固定映射区（Fixed Address Mapping）
    → 用于 early boot、ACPI、特殊用途

  0xFFFFC80000000000 ~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF：
    保留区/PCI MMIO/硬件区域
    → 用于 MMIO、ACPI NVS、firmware

内核内存分配器家族：

1. kmalloc / kfree
   - 分配固定大小的内存（8, 16, 32, 64, 128, 256, 512, 1024, 2048, 4096 bytes）
   - 基于 SLAB/SLUB 分配器（底层是 buddy system）
   - 优点：O(1) 分配，延迟确定
   - 缺点：有内部碎片（固定大小）

2. vmalloc / vfree
   - 分配虚拟地址连续的内存
   - 物理地址可以不连续
   - 用于大块缓冲区（> 4KB）
   - 优点：地址空间连续
   - 缺点：需要更新页表，可能有 TLB miss

3. alloc_pages / __free_pages
   - 直接从 buddy system 分配页（4KB 或更大）
   - 底层分配，不经过 SLAB
   - 用于大型数据结构和 DMA 缓冲区

4. ioremap / iounmap
   - 把物理地址（外设 MMIO）映射到内核虚拟地址
   - 用于访问设备寄存器
   - 不是从 DRAM 分配，是建立映射

kmalloc 基于 SLUB 分配器：

kmalloc 是 SLUB 分配器的一个"接口"，提供固定大小的分配：
  - 通过 per-CPU 缓存（kmem_cache）加速分配
  - 每个 CPU 有自己的缓存，避免锁竞争
  - 缓存满了才从 buddy system 补充

kmalloc 的大小（Power of 2）：
  32 bytes / 64 bytes / 128 bytes / 256 bytes /
  512 bytes / 1024 bytes / 2048 bytes / 4096 bytes

使用示例：
  char *buf = kmalloc(256, GFP_KERNEL);
  if (!buf) return -ENOMEM;
  // ... 使用 ...
  kfree(buf);

GFP_KERNEL 标志：
  - GFP_KERNEL：可以睡眠等待内存（正常分配）
  - GFP_ATOMIC：不能睡眠，中断上下文用
  - GFP_NOIO：不触发磁盘 I/O
  - GFP_NOFS：不触发文件系统操作

SLUB 分配器的工作原理：

struct kmem_cache {
    const char *name;          // 缓存名称
    size_t object_size;       // 对象大小
    size_t size;               // 对齐后大小
    void (*ctor)(void *);     // 构造函数

    struct kmem_cache_cpu __percpu *cpu_slab; // per-CPU 缓存
    struct list_head *node;   // NUMA 节点链表
    unsigned int size;        // 实际分配大小
    unsigned int offset;      // 空闲链表偏移
};

分配路径：
  1. 从 current CPU 的 kmem_cache_cpu 取对象（无锁 O(1)）
  2. 如果 CPU 缓存为空，从 page->freelist 取（来自 buddy）
  3. 如果 page 空，从 buddy system 分配新 page
  4. 填充 freelist（预计算好链表）

vmalloc 的使用场景：

适用：
  - 需要大块内存（> 4KB）
  - 需要虚拟地址连续（但物理地址不要求连续）
  - 例如：DMA 临时缓冲区、大型数据结构

不适用：
  - 需要 DMA 传输（DMA 需要物理地址连续）
  - 需要高性能（vmalloc 比 kmalloc 慢）

vmalloc 的实现：

void *vmalloc(unsigned long size)
{
    // 1. 计算需要的页数
    nr_pages = (size + PAGE_SIZE - 1) >> PAGE_SHIFT;

    // 2. 从 vmalloc 区域找一个虚拟地址范围
    //    （通过 vmap_area 红黑树查找）
    addr = __get_vm_area_cached(size, ...);

    // 3. 对每页，从 buddy system 分配物理页
    //    并建立临时映射（pgd → pud → pmd → pte）
    for (i = 0; i < nr_pages; i++) {
        page = alloc_page(GFP_KERNEL);
        // 逐页建立页表映射
        // 不是连续的物理页，但虚拟地址连续
    }

    // 4. 返回虚拟地址
    return (void *)addr;
}

vmalloc 的性能特点：

1. 分配延迟：
   - 需要分配多个物理页（可能有睡眠）
   - 需要建立多个页表条目（逐页映射）
   - 比 kmalloc 慢（10x~100x 差异）

2. TLB 开销：
   - 物理页不连续 → TLB 条目多 → TLB miss 率高
   - 对于大缓冲区影响明显

3. 内存碎片：
   - vmalloc 区域可能碎片化
   - 长时间运行后，vmalloc 可能失败

优化：vm_map_ram / vmap
  - 把已经分配的物理页批量映射
  - 比逐页 vmalloc 快

ioremap 不是分配内存，是建立映射：

void __iomem *ioremap(phys_addr_t phys_addr, size_t size)
{
    // 1. 从 vmalloc 区域分配虚拟地址
    // 2. 建立新的页表映射（属性：不可缓存 / device）
    // 3. 返回虚拟地址
}

ioremap 的特殊性：
  - 不是从 DRAM 分配，是映射外设的 MMIO 寄存器
  - 页面属性：Memory Type = Device（不可缓存）
  - 写入可能立刻到外设硬件
  - 读取可能触发外设读取引脚

使用示例：
  volatile u32 *reg = ioremap(0xFED00000, 0x1000);
  *reg = 0x1234;  // 写外设寄存器
  val = *reg;     // 读外设寄存器
  iounmap(reg);