http://blog.csdn.net/armeasy/article/details/6861978
用kzalloc申请内存的时候， 效果等同于先是用 kmalloc() 申请空间 , 然后用 memset() 来初始化 ,所有申请的元素都被初始化为 0.
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static inline void *kzalloc(size_t size, gfp_t flags)
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{
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return kmalloc(size, flags | __GFP_ZERO);
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}
kzalloc 函数是带参数调用kmalloc函数，添加的参数是或了标志位__GFP_ZERO，
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void *__kmalloc(size_t size, gfp_t flags)
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{
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struct kmem_cache *s;
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void *ret;
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if (unlikely(size > SLUB_MAX_SIZE))
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return kmalloc_large(size, flags);
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s = get_slab(size, flags);
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if (unlikely(ZERO_OR_NULL_PTR(s)))
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return s;
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ret = slab_alloc(s, flags, -1, _RET_IP_);
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trace_kmalloc(_RET_IP_, ret, size, s->size, flags);
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return ret;
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}
这个函数调用trace_kmalloc，flags参数不变，继续往里面可以看到
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static __always_inline void *slab_alloc(struct kmem_cache *s,
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gfp_t gfpflags, int node, unsigned long addr)
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{
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void **object;
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struct kmem_cache_cpu *c;
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unsigned long flags;
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unsigned int objsize;
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gfpflags &= gfp_allowed_mask;
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lockdep_trace_alloc(gfpflags);
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might_sleep_if(gfpflags & __GFP_WAIT);
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if (should_failslab(s->objsize, gfpflags))
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return NULL;
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local_irq_save(flags);
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c = get_cpu_slab(s, smp_processor_id());
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objsize = c->objsize;
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if (unlikely(!c->freelist || !node_match(c, node)))
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object = __slab_alloc(s, gfpflags, node, addr, c);
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else {
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object = c->freelist;
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c->freelist = object[c->offset];
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stat(c, ALLOC_FASTPATH);
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}
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local_irq_restore(flags);
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if (unlikely((gfpflags & __GFP_ZERO) && object))
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memset(object, 0, objsize);
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kmemcheck_slab_alloc(s, gfpflags, object, c->objsize);
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kmemleak_alloc_recursive(object, objsize, 1, s->flags, gfpflags);
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return object;
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}
这里主要判断两个标志，WAIT和ZERO，和本文有关的关键代码就是
if (unlikely((gfpflags & __GFP_ZERO) && object))
memset(object, 0, objsize);
到此，这个函数区别于kmalloc的地方就清楚了
kmalloc 函数详解
#include void *kmalloc(size_t size, int flags);
给 kmalloc 的第一个参数是要分配的块的大小. 第 2 个参数, 分配标志, 非常有趣, 因为它以几个方式控制 kmalloc 的行为.
最一般使用的标志, GFP_KERNEL, 意思是这个分配((内部最终通过调用 __get_free_pages 来进行, 它是 GFP_ 前缀的来源) 代表运行在内核空间的进程而进行的. 换句话说, 这意味着调用函数是代表一个进程在执行一个系统调用. 使用 GFP_KENRL 意味着 kmalloc 能够使当前进程在少内存的情况下睡眠来等待一页. 一个使用 GFP_KERNEL 来分配内存的函数必须, 因此, 是可重入的并且不能在原子上下文中运行. 当当前进程睡眠, 内核采取正确的动作来定位一些空闲内存, 或者通过刷新缓存到磁盘或者交换出去一个用户进程的内存.
GFP_KERNEL 不一直是使用的正确分配标志; 有时 kmalloc 从一个进程的上下文的外部调用. 例如, 这类的调用可能发生在中断处理, tasklet, 和内核定时器中. 在这个情况下, 当前进程不应当被置为睡眠, 并且驱动应当使用一个 GFP_ATOMIC 标志来代替. 内核正常地试图保持一些空闲页以便来满足原子的分配. 当使用 GFP_ATOMIC 时, kmalloc 能够使用甚至最后一个空闲页. 如果这最后一个空闲页不存在, 但是, 分配失败.
其他用来代替或者增添 GFP_KERNEL 和 GFP_ATOMIC 的标志, 尽管它们 2 个涵盖大部分设备驱动的需要. 所有的标志定义在 , 并且每个标志用一个双下划线做前缀, 例如 __GFP_DMA. 另外, 有符号代表常常使用的标志组合; 这些缺乏前缀并且有时被称为分配优先级. 后者包括:
GFP_ATOMIC
用来从中断处理和进程上下文之外的其他代码中分配内存. 从不睡眠.
GFP_KERNEL
内核内存的正常分配. 可能睡眠.
GFP_USER
用来为用户空间页来分配内存; 它可能睡眠.
GFP_HIGHUSER
如同 GFP_USER, 但是从高端内存分配, 如果有. 高端内存在下一个子节描述.
GFP_NOIO
GFP_NOFS
这个标志功能如同 GFP_KERNEL, 但是它们增加限制到内核能做的来满足请求. 一个 GFP_NOFS 分配不允许进行任何文件系统调用, 而 GFP_NOIO 根本不允许任何 I/O 初始化. 它们主要地用在文件系统和虚拟内存代码, 那里允许一个分配睡眠, 但是递归的文件系统调用会是一个坏注意.
上面列出的这些分配标志可以是下列标志的相或来作为参数, 这些标志改变这些分配如何进行:
__GFP_DMA
这个标志要求分配在能够 DMA 的内存区. 确切的含义是平台依赖的并且在下面章节来解释.
__GFP_HIGHMEM
这个标志指示分配的内存可以位于高端内存.
__GFP_COLD
正常地, 内存分配器尽力返回"缓冲热"的页 -- 可能在处理器缓冲中找到的页. 相反, 这个标志请求一个"冷"页, 它在一段时间没被使用. 它对分配页作 DMA 读是有用的, 此时在处理器缓冲中出现是无用的.
__GFP_NOWARN
这个很少用到的标志阻止内核来发出警告(使用 printk ), 当一个分配无法满足.
__GFP_HIGH
这个标志标识了一个高优先级请求, 它被允许来消耗甚至被内核保留给紧急状况的最后的内存页.
__GFP_REPEAT
__GFP_NOFAIL
__GFP_NORETRY
这些标志修改分配器如何动作, 当它有困难满足一个分配. __GFP_REPEAT 意思是" 更尽力些尝试" 通过重复尝试 -- 但是分配可能仍然失败. __GFP_NOFAIL 标志告诉分配器不要失败; 它尽最大努力来满足要求. 使用 __GFP_NOFAIL 是强烈不推荐的; 可能从不会有有效的理由在一个设备驱动中使用它. 最后, __GFP_NORETRY 告知分配器立即放弃如果得不到请求的内存.
kmalloc 能够分配的内存块的大小有一个上限. 这个限制随着体系和内核配置选项而变化. 如果你的代码是要完全可移植, 它不能指望可以分配任何大于 128 KB. 如果你需要多于几个 KB
这方面的原因：
kmalloc并不直接从分页机制中获得空闲页面而是从slab页面分配器那儿获得需要的页面，slab的实现代码限制了最大分配的大小为128k，即131072bytes,理论上你可以通过更改slab.c中的 cache_sizes数组中的最大值使得kmalloc可以获得更大的页面数，不知道有没有甚么副效应或者没有必要这样做，因为获取较大内存的方法有很多，想必128k是经验总结后的合适值。
alloc_page( )可以分配的最大连续页面是4K
static inline struct page * alloc_pages(unsigned int gfp_mask, unsigned int order)
{
/*
* Gets optimized away by the compiler.
*/
if (order >= MAX_ORDER)
return NULL;
return _alloc_pages(gfp_mask, order);
}
alloc_pages最大分配页面数为512个，则可用内存数最大为2^9*4K=2M
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