記憶體分配的原理

從作業系統角度來看，程序分配記憶體有兩種方式，分別由兩個系統呼叫完成：brk和mmap（不考慮共享記憶體）。

1、brk是將資料段(.data)的最高位址指標_edata往高位址推；

2、mmap是在程序的虛擬位址空間中（堆和棧中間，稱為檔案對映區域的地方）找一塊空閒的虛擬記憶體。

這兩種方式分配的都是虛擬記憶體，沒有分配物理記憶體。在第一次訪問已分配的虛擬位址空間的時候，發生缺頁中斷，作業系統負責分配物理記憶體，然後建立虛擬記憶體和物理記憶體之間的對映關係。

在標準c庫中，提供了malloc/free函式分配釋放記憶體，這兩個函式底層是由brk，mmap，munmap這些系統呼叫實現的。

缺頁中斷

發成缺頁中斷後，執行了那些操作？

當乙個程序發生缺頁中斷的時候，程序會陷入核心態，執行以下操作：

1、檢查要訪問的虛擬位址是否合法

2、查詢/分配乙個物理頁

3、填充物理頁內容（讀取磁碟，或者直接置0，或者啥也不幹）

4、建立對映關係（虛擬位址到實體地址）

分配記憶體的過程

一、malloc小於128k的記憶體

1、程序啟動的時候，其（虛擬）記憶體空間的初始布局如圖1所示

2、程序呼叫a=malloc(30k)以後，記憶體空間如圖2

malloc函式會呼叫brk系統呼叫，將_edata指標往高位址推30k，就完成虛擬記憶體分配。

二、malloc小於128k的記憶體

使用mmap分配記憶體，在堆和棧之間找一塊空閒記憶體分配

1、程序呼叫c=malloc(200k)以後，記憶體空間如圖4

預設情況下，malloc函式分配記憶體，如果請求記憶體大於128k，那就不是去推_edata指標了，而是利用mmap系統呼叫，從堆和棧的中間分配一塊虛擬記憶體。

2、程序呼叫d=malloc(100k)以後，記憶體空間如圖5

記憶體釋放

1、釋放c記憶體：程序呼叫free(c)以後，c對應的虛擬記憶體和物理記憶體一起釋放

2、釋放b記憶體：程序呼叫free(b)以後，如圖7所示

我們發現釋放掉c與b是不同的，mmap方式的記憶體釋放沒有什麼特別的，但brk的不同

這裡我們要考慮乙個問題，brk方式的記憶體如何釋放

b對應的虛擬記憶體和物理記憶體都沒有釋放，因為只有乙個_edata指標，如果往回推，那麼d這塊記憶體怎麼辦呢？

當然，b這塊記憶體，是可以重用的，如果這個時候再來乙個40k的請求，那麼malloc很可能就把b這塊記憶體返回回去了。

當程序呼叫free(d)以後，如圖8所示：

b和d連線起來，變成一塊140k的空閒記憶體。

預設情況下：

當最高位址空間的空閒記憶體超過128k時，執行記憶體緊縮操作（trim）。在上乙個步驟free的時候，發現最高位址空閒記憶體超過128k，於是記憶體緊縮，變成圖9所示。

brk和mmap的對比

相關問題：既然堆記憶體brk和sbrk不能直接釋放，為什麼不全部使用 mmap 來分配，munmap直接釋放呢？

既然堆內碎片不能直接釋放，導致疑似「記憶體洩露」問題，那麼為什麼 malloc 不全部使用 mmap 來實現呢(mmap分配的記憶體可以會通過 munmap 進行 free ，實現真正釋放)？而是僅僅對於大於 128k 的大塊記憶體才使用 mmap ？

程序向 os 申請和釋放位址空間的介面 sbrk/mmap/munmap 都是系統呼叫，頻繁呼叫系統呼叫都比較消耗系統資源的。

mmap 申請的記憶體被 munmap 後，重新申請會產生更多的缺頁中斷。例如使用 mmap 分配 1m 空間，第一次呼叫產生了大量缺頁中斷 (1m/4k 次 ) ，當munmap 後再次分配 1m 空間，會再次產生大量缺頁中斷。缺頁中斷是核心行為，會導致核心態cpu消耗較大。

如果使用 mmap 分配小記憶體，會導致位址空間的分片更多，核心的管理負擔更大。同時堆是乙個連續空間，並且堆內碎片由於沒有歸還 os ，如果可重用碎片，再次訪問該記憶體很可能不需產生任何系統呼叫和缺頁中斷，這將大大降低 cpu 的消耗。

因此， glibc 的 malloc 實現中，充分考慮了 sbrk 和 mmap 行為上的差異及優缺點，預設分配大塊記憶體 (128k) 才使用 mmap 獲得位址空間，也可通過 mallopt(m_mmap_threshold, ) 來修改這個臨界值。

記憶體分配的原理

記憶體分配的原理

棧記憶體的分配原理

malloc記憶體分配原理

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棧記憶體的分配原理

malloc記憶體分配原理

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