Linux 的虛擬內存管理有幾個關鍵概念：
- 每個進程都有獨立的虛擬地址空間，進程訪問的虛擬地址並不是真正的物理地址；
- 虛擬地址可通過每個進程上的頁表(在每個進程的內核虛擬地址空間)與物理地址進行映射，獲得真正物理地址；
- 如果虛擬地址對應物理地址不在物理內存中，則產生缺頁中斷，真正分配物理地址，同時更新進程的頁表；如果此時物理內存已耗盡，則根據內存替換算法淘汰部分頁面至物理磁盤中。 基於以上認識，進行了如下分析：
一、Linux 虛擬地址空間如何分佈？
- Linux 使用虛擬地址空間，大大增加了進程的尋址空間，由低地址到高地址分別爲：
- 只讀段：該部分空間只能讀，不可寫；(包括：代碼段、rodata 段(C常量字符串和#define定義的常量) )
- 數據段：保存全局變量、靜態變量的空間；
- 堆 ：就是平時所說的動態內存， malloc/new 大部分都來源於此。其中堆頂的位置可通過函數 brk 和 sbrk 進行動態調整。
- 文件映射區域 ：如動態庫、共享內存等映射物理空間的內存，一般是 mmap 函數所分配的虛擬地址空間。
- 棧：用於維護函數調用的上下文空間，一般爲 8M ，可通過 ulimit –s 查看。
- 內核虛擬空間：用戶代碼不可見的內存區域，由內核管理(頁表就存放在內核虛擬空間)。 下圖是 32 位系統典型的虛擬地址空間分佈(來自《深入理解計算機系統》)。
32 位系統有4G 的地址空間:
其中 0x08048000~0xbfffffff 是用戶空間，0xc0000000~0xffffffff 是內核空間，包括內核代碼和數據、與進程相關的數據結構（如頁表、內核棧）等。另外，%esp 執行棧頂，往低地址方向變化；brk/sbrk 函數控制堆頂_edata往高地址方向變化。
64位系統結果怎樣呢？ 64 位系統是否擁有 2^64 的地址空間嗎？
事實上， 64 位系統的虛擬地址空間劃分發生了改變： 1、地址空間大小不是2^32，也不是2^64，而一般是2^48。因爲並不需要 2^64 這麼大的尋址空間，過大空間只會導致資源的浪費。64位Linux一般使用48位來表示虛擬地址空間，40位表示物理地址， 這可通過 /proc/cpuinfo 來查看 address sizes : 40 bits physical, 48 bits virtual 2、其中，0x0000000000000000~0x00007fffffffffff 表示用戶空間， 0xFFFF800000000000~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF 表示內核空間，共提供 256TB(2^48) 的尋址空間。 這兩個區間的特點是，第 47 位與 48~63 位相同，若這些位爲 0 表示用戶空間，否則表示內核空間。 3、用戶空間由低地址到高地址仍然是隻讀段、數據段、堆、文件映射區域和棧；
二、malloc和free是如何分配和釋放內存？
如何查看進程發生缺頁中斷的次數？
用ps -o majflt,minflt -C program命令查看。
majflt代表major fault，中文名叫大錯誤，minflt代表minor fault，中文名叫小錯誤。
這兩個數值表示一個進程自啓動以來所發生的缺頁中斷的次數。
發成缺頁中斷後，執行了那些操作？
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：
- 檢查要訪問的虛擬地址是否合法
- 查找/分配一個物理頁
- 填充物理頁內容（讀取磁盤，或者直接置0，或者啥也不幹）
- 建立映射關係（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，那麼這次缺頁中斷就是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）。
- brk是將數據段(.data)的最高地址指針_edata往高地址推；
- mmap是在進程的虛擬地址空間中（堆和棧中間，稱爲文件映射區域的地方）找一塊空閒的虛擬內存。
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，然後建立虛擬內存和物理內存之間的映射關係。
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小於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，然後虛擬地址空間建立映射關係)，如下圖：
1. 進程啓動的時候，其（虛擬）內存空間的初始佈局如圖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），爲了簡單起見，省略了內存映射文件。 _edata指針（glibc裏面定義）指向數據段的最高地址。
2. 進程調用A=malloc(30K)以後，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，然後從來不訪問它，那麼，A對應的物理頁是不會被分配的。
3、進程調用B=malloc(40K)以後，內存空間如圖3。 情況二、malloc大於128k的內存，使用mmap分配內存，在堆和棧之間找一塊空閒內存分配(對應獨立內存，而且初始化爲0)，如下圖：
4、進程調用C=malloc(200K)以後，內存空間如圖4： 默認情況下，malloc函數分配內存，如果請求內存大於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。 這樣子做主要是因爲:: brk分配的內存需要等到高地址內存釋放以後才能釋放（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，什麼時候緊縮看下面），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裏面malloc的代碼了。
5、進程調用D=malloc(100K)以後，內存空間如圖5；
6、進程調用free(C)以後，C對應的虛擬內存和物理內存一起釋放。
7、進程調用free(B)以後，如圖7所示： B對應的虛擬內存和物理內存都沒有釋放，因爲只有一個_edata指針，如果往回推，那麼D這塊內存怎麼辦呢？ 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，那麼malloc很可能就把B這塊內存返回回去了。
8、進程調用free(D)以後，如圖8所示： B和D連接起來，變成一塊140K的空閒內存。
9、默認情況下： 當最高地址空間的空閒內存超過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，發現最高地址空閒內存超過128K，於是內存緊縮，變成圖9所示。
三、既然堆內內存brk和sbrk不能直接釋放，爲什麼不全部使用 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“內存泄露”問題，爲什麼 malloc 不全部使用 mmap 來實現呢(mmap分配的內存可以會通過 munmap 進行 free ，實現真正釋放)？而是僅僅對於大於 128k 的大塊內存才使用 mmap ？
其實，進程向 OS 申請和釋放地址空間的接口 sbrk/mmap/munmap 都是系統調用，頻繁調用系統調用都比較消耗系統資源的。並且， mmap 申請的內存被 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，第一次調用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。缺頁中斷是內核行爲，會導致內核態CPU消耗較大。另外，如果使用 mmap 分配小內存，會導致地址空間的分片更多，內核的管理負擔更大。 同時堆是一個連續空間，並且堆內碎片由於沒有歸還 OS ，如果可重用碎片，再次訪問該內存很可能不需產生任何系統調用和缺頁中斷，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 行爲上的差異及優缺點，默認分配大塊內存 (128k) 才使用 mmap 獲得地址空間，也可通過 mallopt(M_MMAP_THRESHOLD, <SIZE>) 來修改這個臨界值。
四、如何查看進程的缺頁中斷信息？
可通過以下命令查看缺頁中斷信息 ps -o majflt,minflt -C <program_name> ps -o majflt,minflt -p <pid> 其中:: majflt 代表 major fault ，指大錯誤；
minflt 代表 minor fault ，指小錯誤。
這兩個數值表示一個進程自啓動以來所發生的缺頁中斷的次數。 其中 majflt 與 minflt 的不同是::
majflt 表示需要讀寫磁盤，可能是內存對應頁面在磁盤中需要load 到物理內存中，也可能是此時物理內存不足，需要淘汰部分物理頁面至磁盤中。
五、C語言的內存分配方式與malloc C語言跟內存分配方式
（1） 從靜態存儲區域分配。內存在程序編譯的時候就已經分配好，這塊內存在程序的整個運行期間都存在。例如全局變量，static變量。
（2） 在棧上創建。在執行函數時，函數內局部變量的存儲單元都可以在棧上創建，函數執行結束時這些存儲單元自動被釋放。棧內存分配運 算內置於處理器的指令集中，效率很高，但是分配的內存容量有限。
（3）從堆上分配，亦稱動態內存分配。程序在運行的時候用malloc或new申請任意多少的內存，程序員自己負責在何時用free或delete釋放內存。動態內存的生存期由我們決定，使用非常靈活，但問題也最多
C語言跟內存申請相關的函數主要有 alloc,calloc,malloc,free,realloc,sbrk等.其中alloc是向棧申請內存,因此無需釋放. malloc分配的內存是位於堆中的,並且沒有初始化內存的內容,因此基本上malloc之後,調用函數memset來初始化這部分的內存空間.calloc則將初始化這部分的內存,設置爲0. 而realloc則對malloc申請的內存進行大小的調整.申請的內存最終需要通過函數free來釋放. 而sbrk則是增加數據段的大小; malloc/calloc/free基本上都是C函數庫實現的,跟OS無關.C函數庫內部通過一定的結構來保存當前有多少可用內存.如果程序 malloc的大小超出了庫裏所留存的空間,那麼將首先調用brk系統調用來增加可用空間,然後再分配空間.free時,釋放的內存並不立即返回給os, 而是保留在內部結構中. 可以打個比方: brk類似於批發,一次性的向OS申請大的內存,而malloc等函數則類似於零售,滿足程序運行時的要求.這套機制類似於緩衝. 使用這套機制的原因: 系統調用不能支持任意大小的內存分配(有的系統調用只支持固定大小以及其倍數的內存申請,這樣的話,對於小內存的分配會造成浪費; 系統調用申請內存代價昂貴,涉及到用戶態和核心態的轉換. 函數malloc()和calloc()都可以用來分配動態內存空間，但兩者稍有區別。
在Linux系統上，程序被載入內存時，內核爲用戶進程地址空間建立了代碼段、數據段和堆棧段，在數據段與堆棧段之間的空閒區域用於動態內存分配。 內核數據結構mm_struct中的成員變量start_code和end_code是進程代碼段的起始和終止地址，start_data和 end_data是進程數據段的起始和終止地址，start_stack是進程堆棧段起始地址，start_brk是進程動態內存分配起始地址（堆的起始 地址），還有一個 brk（堆的當前最後地址），就是動態內存分配當前的終止地址。 C語言的動態內存分配基本函數是malloc()，在Linux上的基本實現是通過內核的brk系統調用。brk()是一個非常簡單的系統調用，只是簡單地改變mm_struct結構的成員變量brk的值。 mmap系統調用實現了更有用的動態內存分配功能，可以將一個磁盤文件的全部或部分內容映射到用戶空間中，進程讀寫文件的操作變成了讀寫內存的操作。在 linux/mm/mmap.c文件的do_mmap_pgoff()函數，是mmap系統調用實現的核心。do_mmap_pgoff()的代碼，只是新建了一個vm_area_struct結構，並把file結構的參數賦值給其成員變量m_file，並沒有把文件內容實際裝入內存。
Linux內存管理的基本思想之一，是只有在真正訪問一個地址的時候才建立這個地址的物理映射。