get_free_page
如果模块需要分配大块的内存，使用面向页的分配会有很多优点；
分配页面可使用下面的函数：
1 unsigned long get_zeroed_page(gfp_t gfp_mask)
返回指向新页面的指针并将页面清零；
1 unsigned long __get_free_page(gfp_t gfp)
返回指向新页面的指针，不清零页面；
1 unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
分配若干(物理连续的)页面，并返回指向该内存区域第一个字节的指针，不清零页面；其中order是要分配的页面数以2为底的对数，例如，0表示一个页面，3表示8个页面；get_order函数使用一个整数参数，可根据宿主平台的大小返回order值，可允许的最大的order值是10或者11(对应于1024或者2048个页)，这依赖于体系结构；
当程序不需要使用页面时，可以使用下面的函数之一来释放它们；
1 void free_page(unsigned long addr) 2 3 void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order)
如果试图释放和先前分配数目不等的页面，内存映射关系就会被破坏，随后系统就会出错；
只要符合和kmalloc同样的规则，get_free_pages和其他函数都可以在任何时间调用；某些情况下函数会分配内存失败，特别是子啊使用了GFP_ATOMIC的时候，因此必须在分配出错时提供相应的处理；
尽管kmalloc(GFP_KERNEL)在没有空闲内存时有时会失败，但内核会尽可能满足这个内存分配请求；因此，分配太多的内存，系统响应性能就很容易下来；系统为满足kmalloc分配请求而试图换出尽可能多的内存页时，就会变慢；甚至无法为解决这个问题而生成新的进程；
基于页的分配策略的优点实际不在速度上，而在于更有效的使用内存；按页分配不会浪费内存空间，而kmalloc函数则会因分配力度的原因而浪费一定数量的内存；并且当分配的页面完全属于我们自己时，可以通过适当的调整页表把它们合并成一个线性区域，例如允许用户进程对这些单一互不相关的内存区域进行mmap；
alloc_pages
struct page是内核用来描述单个内存页的数据结构；内核在很多地方使用page结构，尤其是在需要高端内存(高端内存在内核空间没有对应不变的地址)的地方；
Linux页分配器的核心代码称为alloc_pages_node函数；
1 struct page *alloc_pages_node(int nid, gfp_t gfp_mask, 2 unsigned int order)
这个函数具有两个变种，大多数情况下我们使用这两个宏；
1 #define alloc_pages(gfp_mask, order) 2 #define alloc_page(gfp_mask)
alloc_pages_node要求传入三个参数，nid是NUMA节点的ID号，表示要在其中分配内存，mask是通常的GFP_分配标志，order是要分配的内存大小；该函数的返回值指向一个page结构(可能返回多个页)的指针，它描述了已分配的内存；或者而在失败时返回NULL；
alloc_pages通过在当前的NUMA节点上分配内存而简化了alloc_pages_node函数，它将numa_node_id的返回值nid参数而调用了alloc_pages_node函数，另外，alloc_page函数显然忽略了order参数而只分配单个页面；
为了释放通过上述途径分配的页面，我们应该使用下面的函数：
1 #define __free_page(page) __free_pages((page), 0) 2 void __free_pages(struct page *page, unsigned int order) 3 void free_hot_cold_page(struct page *page, bool cold)
在知道某个页面的内容是否在处理器告诉缓存中时，则应该使用free_hot_cold_page来和内核通信，这个信息可以帮助内存分配器优化内存使用；