malloc, brk 和 mmap
这篇笔记可能存在错误，可能需要重新修改
malloc不是系统调用。是C库函数
看过侯捷老师的视频，我们都有内存池这个概念。但是malloc如何向系统申请内存？
我们仅用Linux下的方法说明。
malloc(1) 会分配多大的虚拟内存？
malloc()在分配内存的时候，并不是老老实实按用户预期申请的字节数来分配内存空间大小，而是会预分配更大的空间作为内存池。（这一段具体原理可以看侯捷老师视频）
malloc会使用两种方式向操作系统申请堆内存
brk系统调用
brk的原理是把edata指针(堆顶指针）往上（往栈的方向）推。来获得新的虚拟内存空间。使用free释放的时候，brk分配的内存不会交回给操作系统。而是会缓存在malloc的内存池中。等待下次使用。
mmap系统调用
mmap是在堆和栈的中间也就是文件映射区（注意这里使用的是私有匿名映射，所以不需要实体磁盘文件）分配一块虚拟内存。使用free释放的时候，mmap分配的内存会交回给操作系统。得到真正的释放。
何时决定使用何种系统调用？
一般来说，会有一个默认阈值（128KB）。
- 如果用户分配的内存小于 128 KB，则通过
brk()申请内存； - 如果用户分配的内存大于 128 KB，则通过
mmap()申请内存；
为什么brk的内存不会交回操作系统？
因为brk是推指针。假如我们有 A B C D 四块内存。我们指针指向D。我们此时释放了B，指针不可以往回推，因为C和D还在。而且B的区域是可以重用的。直到C D 被回收 也就是从指针地址开始算有连续的大于某一个阈值（128K）的空闲内存了，edata指针才会紧缩。这就是内存碎片(这里不区分内部和外部碎片。和操作系统维护的物理内存的内部外部碎片不同。)产生的原因。 而且，假设我释放的B的大小是10K。如果此时需要给新的E分配一个30K的大小，这个B的空间是不可用的。所以依旧需要继续推指针。
为什么不统一使用mmap申请内存？
因为向操作系统申请内存，是要通过系统调用的，执行系统调用是要进入内核态的，然后在回到用户态，运行态的切换会耗费不少时间。
所以，申请内存的操作应该避免频繁的系统调用，如果都用 mmap 来分配内存，等于每次都要执行系统调用。
另外，因为 mmap 分配的内存每次释放的时候，都会归还给操作系统，于是每次 mmap 分配的虚拟地址都是缺页状态的，然后在第一次访问该虚拟地址的时候，就会触发缺页中断。
也就是说，频繁通过 mmap 分配的内存话，不仅每次都会发生运行态的切换，还会发生缺页中断（在第一次访问虚拟地址后），这样会导致 CPU 消耗较大。
为了改进这两个问题，malloc 通过 brk() 系统调用在堆空间申请内存的时候，由于堆空间是连续的，所以直接预分配更大的内存来作为内存池，当内存释放的时候，就缓存在内存池中。等下次再申请内存的时候，就直接从内存池取出对应的内存块就行了，而且可能这个内存块的虚拟地址与物理地址的映射关系还存在，这样不仅减少了系统调用的次数，也减少了缺页中断的次数，这将大大降低 CPU 的消耗。
再次记住，malloc不是系统调用
为什么不统一使用brk申请内存？
因为上文提到的内存碎片，随着系统频繁地 malloc 和 free ，尤其对于小块内存，堆内将产生越来越多不可用的碎片，导致“内存泄露”。而这种“泄露”现象使用 valgrind 是无法检测出来的。
brk()和sbrk()
brk是系统调用，sbrk是封装了brk的库函数。- 来自这里
brk的作用是直接设置指针到某个地址。sbrk的作用是移动一段距离。- 所以说
sbrk的入参可以为负数。这样就是往回缩。
free() 函数只传入一个内存地址，为什么能知道要释放多大的内存？
内存笔记的第一章。有cookie。cookie不仅会保存分配内存的大小，而且会用最后一个bit保存是否已分配。如果已分配，就是能被析构的。就是1，未分配也就是不能析构的就是0.
malloc分配的是虚拟内存
如果分配后的虚拟内存没有被访问的话，是不会将虚拟内存不会映射到物理内存，这样就不会占用物理内存了。
只有在访问已分配的虚拟地址空间的时候，操作系统通过查找页表，发现虚拟内存对应的页没有在物理内存中，就会触发缺页中断，然后操作系统会建立虚拟内存和物理内存之间的映射关系。当真正有memcpy这样的函数访问的时候才会触发缺页中断来分配物理内存
外部碎片(在分配单元间的未使用的内存)；内部碎片(在分配单元中未使用的内存)这里的碎片指的是物理内存。不是虚拟内存。
上面讲的内存碎片指的是虚拟内存碎片，OS是不管的，OS只管物理内存。
平时我们说的内存碎片整理（defragment）或内存紧缩（memory compaction），是指OS对物理内存进行的碎片整理，把分开小的物理内存页移动在一起形成一个大的整块。OS整理完物理内存后，会用新的物理内存地址来更新虚拟内存与物理内存映射表，这些对于上层逻辑都是透明的。虚拟内存是不能进行碎片整理的，主要原因是碎片整理会移动内存，上层逻辑的指针地址确还是指向老的地址，这会导致致命错误。
new一定陷入内核态吗？ – 不一定
因为new的底层是malloc。malloc会选择使用：内存池 或 brk 或 mmap进行内存的分配。如果选择了brk或mmap则因为是系统调用会陷入内核。而brk申请的内存释放后会进入malloc自己的内存池。
- 注意，内存池是在malloc里面的而不是在brk或mmap里面的
所以如果下次调用的时候发现brk归还的内存在内存池里（内存池有余量）则不会调用brk或mmap这种系统调用，而是直接拿出内存池的内存。这样就避免了陷入内核态。
杂项
- 使用
munmap解除映射 - 使用
mprotect修改映射权限 - 使用
msync将对使用mmap映射到内存中的文件的核内副本所做的更改刷新回文件系统。如果不使用此调用，则不能保证在调用munmap之前将更改写回。
STL的空间配置器
一级空间配置器
一级空间配置器也就是封装了malloc和free
二级空间配置器
二级空间配置器就是内存池（自由链表）
申请
申请的时候，如果大于128字节直接调用一级配置器。如果小于128字节调用二级配置器。
二级配置器就相当于我们说的，一次申请一大块内存，然后拆分成8字节大小的块，挂在链表上。申请就从链表拿走，归还就挂回链表。可以看memory4笔记。
malloc源码讲解：https://www.52pojie.cn/thread-1581911-1-1.html
参考链接：https://mp.weixin.qq.com/s/HXRGr90baCvM-NQbPIgn-g