linux虚拟内存系统
进程的虚拟内存
用户区分段：代码段、数据段、堆、共享库、栈
内核区：存放进程信息，PID\程序计数器、打开文件列表、task和mm(描述虚拟内存)结构等
Linux加载进程时(exec系列系统调用)会为该地址空间每个段分配VMA，VMA数据结构(vm_area_struct)会描述该段的虚拟空间的开始地址，结束地址，同时会描述该VMA背后映射的文件名、映射空间所在文件的偏移量和大小(file指针指向它的backend硬盘文件)。但是Linux内核不给该空间分配物理内存，所以此时的页表项是空的。进程分配的虚拟内存只有在实际写入数据时，才会变为物理内存，否则不占用空间，因此虽然进程地址空间位4G，但内存可以同时容纳多个进程。在内存不够时，会发生内存交换，将不常用的进程的内存交换到快速磁盘上，从而腾出空间给其他进程使用。
在翻译虚拟内存时，如果发生缺页，则系统要判断：
- 地址是否合法？处理程序会将地址和mm_struct的mmap成员指针指向的每个区域vm_area_struct的start和end对比，从而判断是否合法，不合法就会报错segment fault
- 内存访问是否合法？读写或者执行权限判断
共享对象不要求虚拟地址相同，但物理地址相同，这是任何进程的读写对其他进程都是可见的，也会反映到磁盘上。
私有对象采用写时复制
从内存角度看系统调用
- fork，创建子进程，包括mm_struct(描述虚拟内存当前状态)、区域结构和页表，分配pid，并把两个进程的页面都标记为只读，每个段标记为写时复制。
- execve，删除用户区，映射私有区域(代码，数据，堆栈)，映射共享区域(如标准c库)，设置pc。
显式分配器
- malloc，分配至少为参数大小的内存块(包含边界对齐)，返回指向该块的指针。malloc可以使用mmap和sbrk(使用内核的brk指针扩展或者收缩堆)等函数来分配内存
- free，释放malloc分配的内存块，参数是malloc返回的指针
内存分配器实现(来自csapp)
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隐式空闲链表：见csapp 9.9.12，即使用头部和脚部(边界标记)来记录块大小和是否空闲(脚部方便合并)，中间用来存储有效载荷，但这样空间浪费，且分配时间是块总数的线性时间。有一种边界标记的优化方法，把上一个块的已分配位存放在当前块中多出来的低位(以书中为例，有3位用于标记，但实际只用了1位)，这样上一个块的脚部就可以存放数据。但是空闲块仍然需要脚部，因为合并时要知道上一个块的大小。
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显式空闲链表：将空闲块组织为显式数据结构--链表，由于空闲块不需要存数据，所以指针可以放在空闲块主体里
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分离空闲链表：维护多个空闲链表，其中每个链表中的块有大致相等的大小。分配器维护着一个空闲链表数组，每个大小类一个空闲链表，按照大小的升序排列。当分配器需要一个块时，它就搜索相应的空闲链表。如果不能找到合适的块与之匹配，它就搜索下一个链表，以此类推。
- 简单分离存储：每个大小类的空闲链表包含大小相等的块，为了分配一个给定大小的块，我们检査相应的空闲链表。如果链表非空，我们简单地分配其中第一块的全部。空闲块是不会分割以满足分配请求的。如果链表为空，分配器就向操作系统请求一个固定大小的额外内存片（通常是页大小的整数倍）， 将这个片分成大小相等的块，并将这些块链接起来形成新的空闲链表。要释放一个块，分配器只要简单将这个块插人到相应的空闲链表的前部。缺点是会带来内部碎片，即分配的块比请求的块大，但是分配器不会将它们分割以满足其他请求。
- 分离适配：每个链表包含潜在的大小不同的块，为了分配一个块，必须确定请求的大小类，并且对适当的空闲链表做首次适配，査找一个合适的块。如果找到了一个，那么就(可选地)分割它，并将剩余的部分插入到适当的空闲链表中。如果找不到合适的块，那么就搜索下一个更大的大小类的空闲链表。如此重复，直到找到一个合适的块。如果空闲链表中没有合适的块，那么就向操作系统请求额外的堆内存，从这个新的堆内存中分配出一个块，将剩余部分放置在适当的大小类中。要释放一个块，执行合并，并将结果放置到相应的空闲链表中。既减少了搜索时间，也提高了内存效率。书上说GNU malloc采用这种方法？
- 伙伴系统：是分离适配的一种特例，其中每个大小类都是2的幂，请求块大小向上舍人到最接近的2的幂。初始时只有一个大块，分配时找到第一个大小足够的块，如果正好相等，就分配；否则递归二分这个块，直到大小相等，而其余半块(伙伴)加入到相应的空闲链表。释放块时，与空闲的伙伴合并，直到遇到已分配的伙伴。优点是合并和分配快，缺点是可能导致内部碎片，但对于特定的分配需求，比如分配空间大小为2的幂，是很好的选择。
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glibc实现为代表的ptmalloc，隐藏头风格，
下面详细介绍malloc方法
ptmalloc
分配器处在用户程序和内核之间，它响应用户的分配请求，向操作系统申请内存，然后将其返回给用户程序，为了保持高效的分配，分配器一般都会预先分配一块大于用户请求的内存，并通过某种算法管理这块内存，来满足用户的内存分配要求，用户释放掉的内存也并不是立即就返回给操作系统，相反，分配器会管理这些被释放掉的空闲空间，以应对用户以后的内存分配要求。因此，分配器不但要管理已分配的内存块，还需要管理空闲的内存块，分配器会首先在空闲空间中寻找一块合适的内存给用户，在空闲空间中找不到的情况下才分配一块新的内存。
ptmalloc 中使用一个 chunk 来表示内存块，无论是分配的还是空闲的。
chunk 的结构如下：
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，还包括了chuck是否使用等位信息。
- P: PREV_INUSE. P=0则前一个chunk空闲，P=1则前一个chunk被分配。
- M: IS_MMAPPED. M=1为mmap映射区域分配，M=0为heap区域分配
- A: NON_MAIN_ARENA. A=0为主分配区分配，A=1为非主分配区分配。
links只有在空闲时有用，被分配时也就不需要了，可以用于存放数据。
fd_nextsize 指向下一个比当前 chunk 大小大的第一个空闲 chunk ， bk_nextszie 指向前一个比当前 chunk 大小小的第一个空闲 chunk。被分配时存放数据。加快在large bin中查找最近匹配的空闲chunk
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使用中的chunk
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空闲chunk
将相似大小的chunk用双向链表链接起来，这样一个链表被称为一个bin,基于chunk的大小，有下列几种可用bins:
- fast
- unsorted
- small
- large
使用bins数组保存large bin之外的所有bins，共有128个。使用fastbinsY数组保存fast bins，共有10个。
fast bins
对应的bins记录在数组fastbinsY中，共有10个大小不同的bins，每个chunk的大小为 16-64B。最后释放的 chunk 被链接到链表的头部，而申请 chunk 是从链表头部开始查找。fast bins 中的 chunk 不会被合并，当用户释放一块不大于max_fast（默认值64B）的chunk的时候，会默认会被放到fast bins上。，当需要给用户分配的 chunk 小于或等于 max_fast 时,malloc 首先会到fast bins上寻找是否有合适的chunk。
unsorted bin
是第1个bin，大小无严格限制。当用户释放的内存大于max_fast或者fast bins合并后的chunk都会首先进入unsorted bin上。在进行 malloc 操作的时候，如果在 fast bins 中没有找到合适的 chunk，则 ptmalloc 会先在 unsorted bin 中查找合适的空闲 chunk，如果没有合适的bin，ptmalloc会将unsorted bin上的chunk放入bins上，然后才查找 bins。
具体遍历过程如下：
如果只有一个chunk并且大于待分配的chunk，则进行切割，并且剩余的chunk继续放入 unsorted bins
如果有大小和待分配chunk相等的，则返回，并从unsorted bins删除；
如果某一chunk大小 属于small bins的范围，则放入small bins的头部；
如果某一chunk大小 属于large bins的范围，则找到合适的位置放入。
small bins
small bin是第2-64个bin，大小为16-512B同一个small bin中的chunk具有相同的大小。两个相邻的small bin中的chunk大小相差8bytes。small bins 中的 chunk 按照最近使用顺序进行排列（FIFO），最后释放的 chunk 被链接到链表的头部，而申请 chunk 是从链表尾部开始查找。可以通过 chunk 的大小计算出它所在的 small bin 的索引，即最优适配，这样就可以快速定位到 small bin。
当空闲的 chunk 被链接到 bin 中的时候，ptmalloc 会把表示该 chunk 是否处于使用中的标志 P 设为 0（这个标志实际上处在下一个 chunk 中），同时 ptmalloc 还会检查它前后的 chunk 是否也是空闲的，如果是的话，ptmalloc 会首先把它们合并为一个大的 chunk，然后将合并后的 chunk 放到 unstored bin 中。
large bins
大小大于等于512字节的chunk被称为large chunk，保存在bins的第65-128个bin中，large bins中的每一个bin分别包含了一个给定范围内的chunk（大小类），其中的chunk按大小递减排序，大小相同则按照最近使用时间排列。使用最优适配，多余部分分割后加入到unsorted bin中。合并方法和small bins相同。
特殊情况
- top chunk。top chunk相当于分配区的顶部空闲内存，当bins上都不能满足内存分配要求的时候，就会来top chunk上分配。
- 当top chunk大小比用户所请求大小还大的时候，top chunk会分为两个部分：User chunk（用户请求大小）和Remainder chunk（剩余大小）。其中Remainder chunk成为新的top chunk。
- 当top chunk大小小于用户所请求的大小时，top chunk就通过sbrk（main arena）或mmap（thread arena）系统调用来扩容。
- mmaped chunk。当分配的内存非常大（大于分配阀值，默认128K）的时候，需要被mmap映射，则会放到mmaped chunk上，当释放mmaped chunk上的内存的时候会直接交还给操作系统。
- last remainder chunk。当需要分配一个small chunk,但在small bins中找不到合适的chunk，如果last remainder chunk的大小大于所需要的small chunk大小，last remainder chunk被分裂成两个chunk，其中一个chunk返回给用户，另一个chunk变成新的last remainder chunk。