具体为：

采用伙伴算法分配内存时，每次至少分配一个页面。但当请求分配的内存大小为几十个字节或几百个字节时应该如何处理？如何在一个页面中分配小的内存区，小内存区的分配所产生的内碎片又如何解决？

Linux2.0采用的解决办法是建立了13个空闲区链表，它们的大小从32字节到132056字节。从Linux2.2开始，MM的开发者采用了一种叫做slab的分配模式，该模式早在1994年就被开发出来，用于Sun Microsystem Solaris 2.4操作系统中。Slab的提出主要是基于以下考虑：

1） 内核对内存区的分配取决于所存放数据的类型。例如，当给用户态进程分配页面时，内核调用get free page()函数，并用0填充这个页面。 而给内核的数据结构分配页面时，事情没有这么简单，例如，要对数据结构所在的内存进行初始化、在不用时要收回它们所占用的内存。因此，Slab中引入了对象这个概念，所谓对象就是存放一组数据结构的内存区，其方法就是构造或析构函数，构造函数用于初始化数据结构所在的内存区，而析构函数收回相应的内存区。但为了便于理解，你也可以把对象直接看作内核的数据结构。为了避免重复初始化对象，Slab分配模式并不丢弃已分配的对象，而是释放但把它们依然保留在内存中。当以后又要请求分配同一对象时，就可以从内存获取而不用进行初始化，这是在Solaris 中引入Slab的基本思想。

实际上，Linux中对Slab分配模式有所改进，它对内存区的处理并不需要进行初始化或回收。出于效率的考虑，Linux并不调用对象的构造或析构函数，而是把指向这两个函数的指针都置为空。Linux中引入Slab的主要目的是为了减少对伙伴算法的调用次数。

2） 实际上，内核经常反复使用某一内存区。例如，只要内核创建一个新的进程，就要为该进程相关的数据结构（task_struct、打开文件对象等）分配内存区。当进程结束时，收回这些内存区。因为进程的创建和撤销非常频繁，因此，Linux的早期版本把大量的时间花费在反复分配或回收这些内存区上。从Linux2.2开始，把那些频繁使用的页面保存在高速缓存中并重新使用。

3） 可以根据对内存区的使用频率来对它分类。对于预期频繁使用的内存区，可以创建一组特定大小的专用缓冲区进行处理，以避免内碎片的产生。对于较少使用的内存区，可以创建一组通用缓冲区（如Linux2.0中所使用的2的幂次方）来处理，即使这种处理模式产生碎片，也对整个系统的性能影响不大。

4） 硬件高速缓存的使用，又为尽量减少对伙伴算法的调用提供了另一个理由，因为对伙伴算法的每次调用都会“弄脏”硬件高速缓存，因此，这就增加了对内存的平均访问次数。

Slab分配模式把对象分组放进缓冲区（尽管英文中使用了Cache这个词，但实际上指的是内存中的区域，而不是指硬件高速缓存）。因为缓冲区的组织和管理与硬件高速缓存的命中率密切相关，因此，Slab缓冲区并非由各个对象直接构成，而是由一连串的“大块（Slab）”构成，而每个大块中则包含了若干个同种类型的对象，这些对象或已被分配，或空闲，如图6.12所示。一般而言，对象分两种，一种是大对象，一种是小对象。所谓小对象，是指在一个页面中可以容纳下好几个对象的那种。例如，一个inode结构大约占300多个字节，因此，一个页面中可以容纳8个以上的inode结构，因此，inode结构就为小对象。Linux内核中把小于512字节的对象叫做小对象。实际上，缓冲区就是主存中的一片区域，把这片区域划分为多个块，每块就是一个Slab，每个Slab由一个或多个页面组成，每个Slab中存放的就是对象。

通过slabtop我们看到Linux系统中有大量的dentry cache占用内存，那dentry cache是什么呢？

首先，我们知道inode对应于物理磁盘上的具体对象，而dentry是一个内存实体，其中的d inode成员指向对应的inode，故可以把dentry看成是Linux文件系统中某个索引节点(inode)的链接，这个索引节点可以是文件，也可以是目录。而dentry cache是目录项高速缓存，是Linux为了提高目录项对象的处理效率而设计的，它记录了目录项到inode的映射关系。

1）代表系统所保留空闲内存的最低限。

在系统初始化时会根据内存大小计算一个默认值，计算规则是：

另外，计算出来的值有最小最大限制，最小为128K，最大为64M。

可以看出，min free kbytes随着系统内存的增大不是线性增长，因为随着内存的增大，没有必要也线性的预留出过多的内存，能保证紧急时刻的使用量便足矣。

2）min free kbytes的主要用途是计算影响内存回收的三个参数 watermark[min/low/high]

(1) watermark[high] > watermark [low] > watermark[min]，各个zone各一套

(3）三个watermark的计算方法：

watermark[min] = min free kbytes换算为page单位即可，假设为min free pages。（因为是每个zone各有一套watermark参数，实际计算效果是根据各个zone大小所占内存总大小的比例，而算出来的per zone min free pages）

所以中间的buffer量为 high - low = low - min = per_zone_min_free_pages * 1/4 。因为 min_free_kbytes= 4* sqrt(lowmem_kbytes） ，也可以看出中间的buffer量也是跟内存的增长速度成开方关系。

(4）可以通过/proc/zoneinfo查看每个zone的watermark