當一個進程發生缺頁中斷的時候，進程會陷入內核態，執行以下操作：?
1、檢查要訪問的虛擬地址是否合法?
2、查找/分配一個物理頁?
3、填充物理頁內容（讀取磁盤，或者直接置0，或者啥也不干）?
4、建立映射關系（虛擬地址到物理地址）?
重新執行發生缺頁中斷的那條指令?
如果第3步，需要讀取磁盤，那么這次缺頁中斷就是majflt，否則就是minflt。?

內存分配的原理

從操作系統角度來看，進程分配內存有兩種方式，分別由兩個系統調用完成：brk和mmap（不考慮共享內存）。

1、brk是將數據段(.data)的最高地址指針_edata往高地址推；

2、mmap是在進程的虛擬地址空間中（堆和棧中間，稱為文件映射區域的地方）找一塊空閑的虛擬內存。

?????這兩種方式分配的都是虛擬內存，沒有分配物理內存。在第一次訪問已分配的虛擬地址空間的時候，發生缺頁中斷，操作系統負責分配物理內存，然后建立虛擬內存和物理內存之間的映射關系。

在標準C庫中，提供了malloc/free函數分配釋放內存，這兩個函數底層是由brk，mmap，munmap這些系統調用實現的。

下面以一個例子來說明內存分配的原理：

情況一、malloc小于128k的內存，使用brk分配內存，將_edata往高地址推(只分配虛擬空間，不對應物理內存(因此沒有初始化)，第一次讀/寫數據時，引起內核缺頁中斷，內核才分配對應的物理內存，然后虛擬地址空間建立映射關系)，如下圖：

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1、進程啟動的時候，其（虛擬）內存空間的初始布局如圖1所示。 其中，mmap內存映射文件是在堆和棧的中間（例如libc-2.2.93.so，其它數據文件等），為了簡單起見，省略了內存映射文件。 _edata指針（glibc里面定義）指向數據段的最高地址。?
2、進程調用A=malloc(30K)以后，內存空間如圖2： malloc函數會調用brk系統調用，將_edata指針往高地址推30K，就完成虛擬內存分配。 ????? 你可能會問：只要把_edata+30K就完成內存分配了？ 事實是這樣的，_edata+30K只是完成虛擬地址的分配，A這塊內存現在還是沒有物理頁與之對應的，等到進程第一次讀寫A這塊內存的時候，發生缺頁中斷，這個時候，內核才分配A這塊內存對應的物理頁。也就是說，如果用malloc分配了A這塊內容，然后從來不訪問它，那么，A對應的物理頁是不會被分配的。?
3、進程調用B=malloc(40K)以后，內存空間如圖3。

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情況二、malloc大于128k的內存，使用mmap分配內存，在堆和棧之間找一塊空閑內存分配(對應獨立內存，而且初始化為0)，如下圖：

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4、進程調用C=malloc(200K)以后，內存空間如圖4： 默認情況下，malloc函數分配內存，如果請求內存大于128K（可由M_MMAP_THRESHOLD選項調節），那就不是去推_edata指針了，而是利用mmap系統調用，從堆和棧的中間分配一塊虛擬內存。 ????? 這樣子做主要是因為:: ??????brk分配的內存需要等到高地址內存釋放以后才能釋放（例如，在B釋放之前，A是不可能釋放的，這就是內存碎片產生的原因，什么時候緊縮看下面），而mmap分配的內存可以單獨釋放。 ??????當然，還有其它的好處，也有壞處，再具體下去，有興趣的同學可以去看glibc里面malloc的代碼了。?
5、進程調用D=malloc(100K)以后，內存空間如圖5；
6、進程調用free(C)以后，C對應的虛擬內存和物理內存一起釋放。

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7、進程調用free(B)以后，如圖7所示： ??????? B對應的虛擬內存和物理內存都沒有釋放，因為只有一個_edata指針，如果往回推，那么D這塊內存怎么辦呢？ 當然，B這塊內存，是可以重用的，如果這個時候再來一個40K的請求，那么malloc很可能就把B這塊內存返回回去了。?
8、進程調用free(D)以后，如圖8所示： ??????? B和D連接起來，變成一塊140K的空閑內存。 9、默認情況下： ?????? 當最高地址空間的空閑內存超過128K（可由M_TRIM_THRESHOLD選項調節）時，執行內存緊縮操作（trim）。在上一個步驟free的時候，發現最高地址空閑內存超過128K，于是內存緊縮，變成圖9所示。

總結

以上是生活随笔為你收集整理的malloc原理和内存碎片的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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