内存管理

1.虚拟内存分布

包含：数据段，代码段，bss，堆（地址从低地址递增），栈（从高地址递减）

2.malloc

• 内存分配的原理，参考其他人的总结

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）。

1. brk是将数据段(.data)的最高地址指针_edata往高地址推；
2. 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。
3. 在标准C库中，提供了malloc/free函数分配释放内存，这两个函数底层是由brk，mmap，munmap这些系统调用实现的。
4. 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。

• 举例说明
  下面以一个例子来说明内存分配的原理：
  情况一、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：

20130625110751828.jpg

1、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。 

2、**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。 

3、**进程调用B=malloc(40K)以后，内存空间如图3。

情况二、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：

内存.jpg

4、进程调用C=malloc(200K)以后，内存空间如图4：

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。
5、进程调用D=malloc(100K)以后，内存空间如图5；
6、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。

3333.jpg

7、进程调用free(B)以后，如图7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。
8、进程调用free(D)以后，如图8所示：

** B和D连接起来，变成一块140K的空闲内存。**

9、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9所示。