当一个进程发生缺页中断的时候，进程会陷入内核态，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，或者啥也不干） 4、建立映射关系（虚拟地址到物理地址） 重新执行发生缺页中断的那条指令 如果第3步，需要读取磁盘，那么这次缺页中断就是majflt，否则就是minflt。 内存分配的原理 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。 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。 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。 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： 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？ 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： 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。 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。
