　　对于malloc，以前只知道如何用，却不知道它的内部实现原理。这次特意学习了一下，做个记录。下面分析均是基于linux环境下的malloc实现。先总结结论，再逐步展开。

结论

　　
　　1）当开辟的空间小于128K时，调用brk（）函数，malloc的底层实现是系统调用函数brk（），其主要移动指针_edata(这里的_edata指的是Linux地址空间中堆段的末尾地址，不是数据段的末尾地址)
　　2）当开辟的空间大于128K时，mmap（）系统调用函数会在虚拟地址空间中（堆和栈中间，称为“文件映射区域”的地方）找一块空间来开辟。

使用场景

　　当一个进程发生缺页中断的时候，进程会陷入核心态，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，或者什么都不做）
　　4）建立映射关系（虚拟地址到物理地址的映射关系）
　　5）重复执行发生缺页中断的那条指令

内存分配的原理

　　从操作系统角度看，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。
　　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。

具体分配过程

情况一：malloc小于128K的内存，使用brk分配

　　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：

　　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。
　　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，要注意：_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（munmap释放）

　　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，因为只有一个_edata 指针，这就是内存碎片产生的原因），而mmap分配的内存可以单独释放。
　　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。

　　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。