malloc 的原理与产生内存碎片的原因

什么是缺页中断?

当一个进程发生缺页中断的时候，进程会陷入内核态，执行以下操作:

1、检查要访问的虚拟地址是否合法。

2、查找/分配一个物理页。

3、填充物理页内容（读取磁盘，或者直接置0，或者啥也不干）。

4、建立映射关系（虚拟地址到物理地址）。

重新执行发生缺页中断的那条指令

如果第3步，需要读取磁盘，那么这次缺页中断就是 majflt，否则就是 minflt。

内存分配的原理

从操作系统角度来看，进程分配内存有两种方式，分别由两个系统调用完成：brk 和 mmap（不考虑共享内存）。

brk 是将数据段(.data)的最高地址指针 _edata 往高地址推；
mmap 是在进程的虚拟地址空间中（堆和栈中间，称为文件映射区域的地方）找一块空闲的虚拟内存。

这两种方式分配的都是虚拟内存，没有分配物理内存。在第一次访问已分配的虚拟地址空间的时候，发生 缺页中断，操作系统负责分配物理内存，然后建立虚拟内存和物理内存之间的映射关系。

在标准C库中，提供了malloc/free函数分配释放内存，其实这两个函数底层是由 brk、mmap、munmap 这些系统调用实现的。

下面以一个例子来说明内存分配的原理：

1.malloc 小于 128k 的内存，使用 brk 分配内存，将 _edata 往高地址推(只分配虚拟空间，不对应物理内存(因此没有初始化)，第一次读/写数据时，引起内核 缺页中断，内核才分配对应的物理内存，然后虚拟地址空间建立映射关系)，如下图：

进程启动的时候，其（虚拟）内存空间的初始布局如图1所示。

其中，mmap 内存映射文件是在堆和栈的中间（例如libc-2.2.93.so，其它数据文件等），为了简单起见，省略了内存映射文件。

_edata 指针（glibc 里面定义）指向数据段的最高地址。
进程调用 A=malloc(30K)以后，内存空间如图2：

malloc 函数会调用 brk 系统调用，将 _edata 指针往高地址推30K，就完成虚拟内存分配。

你可能会问：只要把 _edata+30K 就完成内存分配了？

事实是这样的，_edata+30K 只是完成虚拟地址的分配，A这块内存现在还是没有物理页与之对应的，等到进程第一次读写A这块内存的时候，发生缺页中断，这个时候，内核才分配A这块内存对应的物理页。也就是说，如果用malloc分配了A这块内容，然后从来不访问它，那么，A 对应的物理页是不会被分配的。
进程调用 B=malloc(40K) 以后，内存空间如图3。

2.malloc 大于128k的内存，使用 mmap 分配内存，在堆和栈之间找一块空闲内存分配(对应独立内存，而且初始化为0)，如下图：

进程调用 C=malloc(200K) 以后，内存空间如图1：

默认情况下，malloc 函数分配内存，如果请求内存大于 128K（可由M_MMAP_THRESHOLD选项调节），那就不是去推 _edata 指针了，而是利用 mmap 系统调用，从堆和栈的中间分配一块虚拟内存。

这样子做主要是因为:

brk 分配的内存需要等到高地址内存释放以后才能释放（例如，在B释放之前，A是不可能释放的，这就是内存碎片产生的原因，什么时候紧缩看下面），而 mmap 分配的内存可以单独释放。

当然，还有其它的好处，也有坏处，再具体下去，有兴趣的同学可以去看 glibc 里面 malloc 的代码了。
进程调用 D=malloc(100K) 以后，内存空间如图2。
进程调用 free(C) 以后，C对应的虚拟内存和物理内存一起释放，图3。
进程调用 free(B) 以后，如图4所示：

B对应的虚拟内存和物理内存都没有释放，因为只有一个 _edata 指针，如果往回推，那么 D 这块内存怎么办呢？

当然，B 这块内存，是可以重用的，如果这个时候再来一个 40K 的请求，那么 malloc 很可能就把B这块内存返回回去了。
进程调用 free(D) 以后，如图5所示：

B 和 D 连接起来，变成一块140K的空闲内存。
默认情况下：

当最高地址空间的空闲内存超过 128K（可由M_TRIM_THRESHOLD选项调节）时，执行内存紧缩操作（trim）。在上一个步骤free的时候，发现最高地址空闲内存超过128K，于是内存紧缩，变成图6所示。