内存分配方式及内存碎片

什么是内存碎片？

内部碎片的产生：因为所有的内存分配必须起始于可被 4、8 或 16 整除（视处理器体系结构而定）的地址或者因为MMU的分页机制的限制，决定内存分配算法仅能把预定大小的内存块分配给客户。假设当某个客户请求一个 43 字节的内存块时，因为没有适合大小的内存，所以它可能会获得 44字节、48字节等稍大一点的字节，因此由所需大小四舍五入而产生的多余空间就叫内部碎片。
外部碎片的产生：频繁的分配与回收物理页面会导致大量的、连续且小的页面块夹杂在已分配的页面中间，就会产生外部碎片。假设有一块一共有100个单位的连续空闲内存空间，范围是0~99。如果你从中申请一块内存，如10个单位，那么申请出来的内存块就为0~9区间。这时候你继续申请一块内存，比如说5个单位大，第二块得到的内存块就应该为10~14区间。如果你把第一块内存块释放，然后再申请一块大于10个单位的内存块，比如说20个单位。因为刚被释放的内存块不能满足新的请求，所以只能从15开始分配出20个单位的内存块。现在整个内存空间的状态是0~9空闲，10~14 被占用，15~24被占用，25~99空闲。其中0~9就是一个内存碎片了。如果10~14一直被占用，而以后申请的空间都大于10个单位，那么0~9就永远用不上了，变成外部碎片。

简单介绍程序内存分配方式：

内存分配方式主要有连续型分配方式和非连续型分配方式，顾名思义，连续型分配方式就是分配连续的空间，非连续型分配方式就是分配非连续的内存空间。

连续型分配内存方式：

单一连续分配：

最简单的分配方式，采用覆盖技术。优点是无外部碎片，缺点是只能用于单用户、有内部碎片、存储利用率低。

固定分区分配：

最简单的多道程序存储管理方式，它将用户内存空间划分为若干个固定大小（可以相等，也可以不等，同为4的倍数或其他），每个分区只装入一道作业。当有空闲分区的时候，就从作业队列里选择适当大小的作业装入该分区。为便于内存分配，通常将分区按大小排队，并为之建立一张分区说明表，其中各项包括每个分区的起始地址，大小及状态（是否被分配）。

无外部碎片，但是无法实现多进程共享一个主存区。

动态分区分配：

不预先划分内存，在程序装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使得分区的大小正好适合进程的需要，因此系统中分区的大小和数目是可变的。

动态分区分配内存方式刚开始是很好地，但是，之后会导致内存出现很多的小的内存块，也就是外部碎片。外部碎片可以通过紧凑来解决，就是操作系统不时地对进程进行移动和整理。但是需要动态重定位寄存器的支持。

动态分区分配在当系统有很大的内存块的时候，分配内存必须要有一个策略。

1）首次适应：地址递增，顺序查找，第一个能满足的即分配给进程。

2）最佳适应：容量递增，找到第一个能满足要求的空闲分区。

3）最坏适应：容量递减，找到第一个能满足要求的分区。

4）邻近适应：循环首次适应算法。

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？

事实是这样的，_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。

转载于:https://www.cnblogs.com/LUO77/p/5823982.html

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