linux虛擬記憶體系統
程序的虛擬記憶體
使用者區分段：程式碼段、資料段、堆、共享庫、棧
核心區：存放程序資訊，PID\程式計數器、開啟檔案列表、task和mm(描述虛擬記憶體)結構等
Linux載入程序時(exec系列系統呼叫)會為該地址空間每個段分配VMA，VMA資料結構(vm_area_struct)會描述該段的虛擬空間的開始地址，結束地址，同時會描述該VMA背後對映的檔名、對映空間所在檔案的偏移量和大小(file指標指向它的backend硬碟檔案)。但是Linux核心不給該空間分配實體記憶體，所以此時的頁表項是空的。程序分配的虛擬記憶體只有在實際寫入資料時，才會變為實體記憶體，否則不佔用空間，因此雖然程序地址空間位4G，但記憶體可以同時容納多個程序。在記憶體不夠時，會發生記憶體交換，將不常用的程序的記憶體交換到快速磁碟上，從而騰出空間給其他程序使用。
在翻譯虛擬記憶體時，如果發生缺頁，則系統要判斷：
- 地址是否合法？處理程式會將地址和mm_struct的mmap成員指標指向的每個區域vm_area_struct的start和end對比，從而判斷是否合法，不合法就會報錯segment fault
- 記憶體訪問是否合法？讀寫或者執行許可權判斷
共享物件不要求虛擬地址相同，但實體地址相同，這是任何程序的讀寫對其他程序都是可見的，也會反映到磁碟上。
私有物件採用寫時複製
從記憶體角度看系統呼叫
- fork，建立子程序，包括mm_struct(描述虛擬記憶體當前狀態)、區域結構和頁表，分配pid，並把兩個程序的頁面都標記為只讀，每個段標記為寫時複製。
- execve，刪除使用者區，對映私有區域(程式碼，資料，堆疊)，對映共享區域(如標準c庫)，設定pc。
顯式分配器
- malloc，分配至少為引數大小的記憶體塊(包含邊界對齊)，返回指向該塊的指標。malloc可以使用mmap和sbrk(使用核心的brk指標擴充套件或者收縮堆)等函式來分配記憶體
- free，釋放malloc分配的記憶體塊，引數是malloc返回的指標
記憶體分配器實現(來自csapp)
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隱式空閒連結串列：見csapp 9.9.12，即使用頭部和腳部(邊界標記)來記錄塊大小和是否空閒(腳部方便合併)，中間用來儲存有效載荷，但這樣空間浪費，且分配時間是塊總數的線性時間。有一種邊界標記的最佳化方法，把上一個塊的已分配位存放在當前塊中多出來的低位(以書中為例，有3位用於標記，但實際只用了1位)，這樣上一個塊的腳部就可以存放資料。但是空閒塊仍然需要腳部，因為合併時要知道上一個塊的大小。
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顯式空閒連結串列：將空閒塊組織為顯式資料結構--連結串列，由於空閒塊不需要存資料，所以指標可以放在空閒塊主體裡
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分離空閒連結串列：維護多個空閒連結串列，其中每個連結串列中的塊有大致相等的大小。分配器維護著一個空閒連結串列陣列，每個大小類一個空閒連結串列，按照大小的升序排列。當分配器需要一個塊時，它就搜尋相應的空閒連結串列。如果不能找到合適的塊與之匹配，它就搜尋下一個連結串列，以此類推。
- 簡單分離儲存：每個大小類的空閒連結串列包含大小相等的塊，為了分配一個給定大小的塊，我們檢査相應的空閒連結串列。如果連結串列非空，我們簡單地分配其中第一塊的全部。空閒塊是不會分割以滿足分配請求的。如果連結串列為空，分配器就向作業系統請求一個固定大小的額外記憶體片（通常是頁大小的整數倍）， 將這個片分成大小相等的塊，並將這些塊連結起來形成新的空閒連結串列。要釋放一個塊，分配器只要簡單將這個塊插人到相應的空閒連結串列的前部。缺點是會帶來內部碎片，即分配的塊比請求的塊大，但是分配器不會將它們分割以滿足其他請求。
- 分離適配：每個連結串列包含潛在的大小不同的塊，為了分配一個塊，必須確定請求的大小類，並且對適當的空閒連結串列做首次適配，査找一個合適的塊。如果找到了一個，那麼就(可選地)分割它，並將剩餘的部分插入到適當的空閒連結串列中。如果找不到合適的塊，那麼就搜尋下一個更大的大小類的空閒連結串列。如此重複，直到找到一個合適的塊。如果空閒連結串列中沒有合適的塊，那麼就向作業系統請求額外的堆記憶體，從這個新的堆記憶體中分配出一個塊，將剩餘部分放置在適當的大小類中。要釋放一個塊，執行合併，並將結果放置到相應的空閒連結串列中。既減少了搜尋時間，也提高了記憶體效率。書上說GNU malloc採用這種方法？
- 夥伴系統：是分離適配的一種特例，其中每個大小類都是2的冪，請求塊大小向上舍人到最接近的2的冪。初始時只有一個大塊，分配時找到第一個大小足夠的塊，如果正好相等，就分配；否則遞迴二分這個塊，直到大小相等，而其餘半塊(夥伴)加入到相應的空閒連結串列。釋放塊時，與空閒的夥伴合併，直到遇到已分配的夥伴。優點是合併和分配快，缺點是可能導致內部碎片，但對於特定的分配需求，比如分配空間大小為2的冪，是很好的選擇。
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glibc實現為代表的ptmalloc，隱藏頭風格，
下面詳細介紹malloc方法
ptmalloc
分配器處在使用者程式和核心之間，它響應使用者的分配請求，向作業系統申請記憶體，然後將其返回給使用者程式，為了保持高效的分配，分配器一般都會預先分配一塊大於使用者請求的記憶體，並透過某種演算法管理這塊記憶體，來滿足使用者的記憶體分配要求，使用者釋放掉的記憶體也並不是立即就返回給作業系統，相反，分配器會管理這些被釋放掉的空閒空間，以應對使用者以後的記憶體分配要求。因此，分配器不但要管理已分配的記憶體塊，還需要管理空閒的記憶體塊，分配器會首先在空閒空間中尋找一塊合適的記憶體給使用者，在空閒空間中找不到的情況下才分配一塊新的記憶體。
ptmalloc 中使用一個 chunk 來表示記憶體塊，無論是分配的還是空閒的。
chunk 的結構如下：
struct malloc_chunk {
INTERNAL_SIZE_T prev_size; /* Size of previous chunk (if free). */
INTERNAL_SIZE_T size; /* Size in bytes, including overhead. */
struct malloc_chunk* fd; /* double links -- used only if free. */
struct malloc_chunk* bk;
/* Only used for large blocks: pointer to next larger size. */
struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if free. */
struct malloc_chunk* bk_nextsize;
};
size除了包括大小外，還包括了chuck是否使用等位資訊。
- P: PREV_INUSE. P=0則前一個chunk空閒，P=1則前一個chunk被分配。
- M: IS_MMAPPED. M=1為mmap對映區域分配，M=0為heap區域分配
- A: NON_MAIN_ARENA. A=0為主分配區分配，A=1為非主分配區分配。
links只有在空閒時有用，被分配時也就不需要了，可以用於存放資料。
fd_nextsize 指向下一個比當前 chunk 大小大的第一個空閒 chunk ， bk_nextszie 指向前一個比當前 chunk 大小小的第一個空閒 chunk。被分配時存放資料。加快在large bin中查詢最近匹配的空閒chunk
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使用中的chunk
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空閒chunk
將相似大小的chunk用雙向連結串列連結起來，這樣一個連結串列被稱為一個bin,基於chunk的大小，有下列幾種可用bins:
- fast
- unsorted
- small
- large
使用bins陣列儲存large bin之外的所有bins，共有128個。使用fastbinsY陣列儲存fast bins，共有10個。
fast bins
對應的bins記錄在陣列fastbinsY中，共有10個大小不同的bins，每個chunk的大小為 16-64B。最後釋放的 chunk 被連結到連結串列的頭部，而申請 chunk 是從連結串列頭部開始查詢。fast bins 中的 chunk 不會被合併，當使用者釋放一塊不大於max_fast（預設值64B）的chunk的時候，會預設會被放到fast bins上。，當需要給使用者分配的 chunk 小於或等於 max_fast 時,malloc 首先會到fast bins上尋找是否有合適的chunk。
unsorted bin
是第1個bin，大小無嚴格限制。當使用者釋放的記憶體大於max_fast或者fast bins合併後的chunk都會首先進入unsorted bin上。在進行 malloc 操作的時候，如果在 fast bins 中沒有找到合適的 chunk，則 ptmalloc 會先在 unsorted bin 中查詢合適的空閒 chunk，如果沒有合適的bin，ptmalloc會將unsorted bin上的chunk放入bins上，然後才查詢 bins。
具體遍歷過程如下：
如果只有一個chunk並且大於待分配的chunk，則進行切割，並且剩餘的chunk繼續放入 unsorted bins
如果有大小和待分配chunk相等的，則返回，並從unsorted bins刪除；
如果某一chunk大小 屬於small bins的範圍，則放入small bins的頭部；
如果某一chunk大小 屬於large bins的範圍，則找到合適的位置放入。
small bins
small bin是第2-64個bin，大小為16-512B同一個small bin中的chunk具有相同的大小。兩個相鄰的small bin中的chunk大小相差8bytes。small bins 中的 chunk 按照最近使用順序進行排列（FIFO），最後釋放的 chunk 被連結到連結串列的頭部，而申請 chunk 是從連結串列尾部開始查詢。可以透過 chunk 的大小計算出它所在的 small bin 的索引，即最優適配，這樣就可以快速定位到 small bin。
當空閒的 chunk 被連結到 bin 中的時候，ptmalloc 會把表示該 chunk 是否處於使用中的標誌 P 設為 0（這個標誌實際上處在下一個 chunk 中），同時 ptmalloc 還會檢查它前後的 chunk 是否也是空閒的，如果是的話，ptmalloc 會首先把它們合併為一個大的 chunk，然後將合併後的 chunk 放到 unstored bin 中。
large bins
大小大於等於512位元組的chunk被稱為large chunk，儲存在bins的第65-128個bin中，large bins中的每一個bin分別包含了一個給定範圍內的chunk（大小類），其中的chunk按大小遞減排序，大小相同則按照最近使用時間排列。使用最優適配，多餘部分分割後加入到unsorted bin中。合併方法和small bins相同。
特殊情況
- top chunk。top chunk相當於分配區的頂部空閒記憶體，當bins上都不能滿足記憶體分配要求的時候，就會來top chunk上分配。
- 當top chunk大小比使用者所請求大小還大的時候，top chunk會分為兩個部分：User chunk（使用者請求大小）和Remainder chunk（剩餘大小）。其中Remainder chunk成為新的top chunk。
- 當top chunk大小小於使用者所請求的大小時，top chunk就透過sbrk（main arena）或mmap（thread arena）系統呼叫來擴容。
- mmaped chunk。當分配的記憶體非常大（大於分配閥值，預設128K）的時候，需要被mmap對映，則會放到mmaped chunk上，當釋放mmaped chunk上的記憶體的時候會直接交還給作業系統。
- last remainder chunk。當需要分配一個small chunk,但在small bins中找不到合適的chunk，如果last remainder chunk的大小大於所需要的small chunk大小，last remainder chunk被分裂成兩個chunk，其中一個chunk返回給使用者，另一個chunk變成新的last remainder chunk。
ptmalloc參考連結