内存分配方式：

c++中，内存分成五个区：

堆：new分配执行的内存块，一个new一个delete。

栈：执行函数，局部变量的存储单元在栈上创建，执行结束存储单元自动释放。

自由存储区：由malloc分配的内存块，和堆相似，用free结束自己的生命。

全局/静态存储区：全局变量和静态变量被分配到这一块内存中。

常量存储区：存放常量，不允许修改。

linux中虚拟内存管理：

关键概念：

1.每个进程都有独立的虚拟地址空间 ，进程访问的虚拟地址不是真的物理地址。

2.虚拟地址可以通过每个进程上的页表（也就是在每个进程的内核的虚拟空间）与物理地址进行映射，获得真正的物理地址。

3。如果虚拟地址对应的物理地址不在物理内存中，就会发生缺页中断，真正分配一个物理地址，同时还会更新进程的页表；如果物理内存耗尽了，就会根据内存替换算法，淘汰部分页面至物理磁盘中。

四种典型的页替换算法

1.LRU:算法根据数据的历史访问记录来进行淘汰数据，核心思想是：如果数据最近被访问过，那么将来被访问的几率也会更高。

LRU的实现：用一个双向链表保存缓存的数据，将新数据插入头部，当缓存命中时，命中的数据移动到链表的头部，链表满时，删除链表尾部的数据。

LRU的实现为什么用哈希辅助双向链表？

答：1.用队列：只能做到先进先出，如果重复使用中间的数据时，无法把数据移动到顶端。

        2.用单链表：可以实现新的放在头部，不用的在尾部删除，但是删除的时候，因为单链表只有头指针，需要遍历到尾部。当用到重复使用过的数据时，还需要重新遍历整合链表，确定有没有用过，再遍历的相应的位置来剔除节点，重新放在头部。

        3.单链表匹配哈希表呢？：hashmap可以在单位1的时间内判断value的值是否存在，key直接存储节点对象，直接定位删除对应的节点，并将此节点的前驱节点指向此节点的后继节点。而且单链表不能通过一个节点直接获得前驱节点，双链表可以直接定位到前驱节点，剔除尾节点也非常方便。

Redis的LRU实现：Redis随机取出若干个key，按照访问时间排序后，淘汰掉最不经常使用的。

2.OPT：最佳替换算法，替换下次访问据当前时间最长的页，但是OPT算法需要知道操作系统将来的事件，显示无法实现，所以他是作为衡量其他算法的标准。

3.FIFO：将页面看作一个缓冲区，按照循环方式替换，替换驻留在内存时间最长的页。（一部分程序或者数据在整个程序的生命周期中使用频率很高，会导致频繁反复的换入换出）如果内存有空闲位置，直接替换，否则想象先有一个指针，最开始指向第一个位置，没发生替换时，指针位置不变，每次需要替换时，替换指针所指的位置，然后将指针后移一位，指针如果位于最后，移动到内存第一个位置。

4.Clock：时钟替换算法，给每个页关联一个使用位，当该页第一次装入内存或者被重新访问时，将使用位置置为1，每次需要替换时，查找使用位被置为0的第一个帧进行替换，扫描过程中，如果碰到使用位为1的帧，使用位置为0，再继续扫描。如果所有帧的使用位都为0，则替换第一个帧。

Linux虚拟地址空间分布：

Linux使用虚拟地址空间，增加了进程的寻址空间，由低到高地址分别是：

1.只读段：空间只能读，不能写；包括：代码段，rodata段（C常量字符串和#define定义的常量）

2.数据段：保存全局变量和静态变量的空间。

3.堆：动态内存，malloc和new大部分来源于此，堆顶位置可以通过函数brk和sbrk进行动态调整。

4.文件映射区域：动态库、共享内存等映射物理空间的内存，一般是mmap函数所分配的虚拟地址空间。

5.栈：用于维护函数调用的上下文空间，一般是8M，通过ulimt -s查看。

6.内核虚拟空间：用户代码不可见的内存区域，由内核管理（页表存放在内核虚拟空间）。

32位有4G的地址空间和64位有4G的地址空间：

32： 0x08048000~0xbfffffff 是用户空间，0xc0000000~0xffffffff 是内核空间，包括内核代码和数据、与进程相关的数据结构。%esp 执行栈顶，往低地址方向变化；brk/sbrk 函数控制堆顶_edata往高0地址方向变化。

64：虚拟地址空间划分相较于32位发生了改变。

        1.地址空间大小不是2^32也不是2^64，是2^48。因为2^64太大，过大空间导致资源浪费，48位表示虚拟地址空间，40位表示物理地址。（可通过#cat  /proc/cpuinfo 来查看）

        2.0x0000000000000000~0x00007fffffffffff 表示用户空间， 0xFFFF800000000000~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF 表示内核空间，共提供 256TB(2^48) 的寻址空间。
这两个区间的特点是，第 47 位与 48~63 位相同，若这些位为 0 表示用户空间，否则表示内核空间。

3.用户空间由低地址到高地址仍然是只读段、数据段、堆、文件映射区域、栈。

new和malloc的区别：

1.new是操作符，malloc是函数。

2.new需要调用构造函数，释放时需要调用析构函数；malloc不需要。

3.malloc需要指定调用内存的大小，返回的指针需要强转；new不需要给定内存大小，返回指针void*类型，不需要强转。

4.new可以重载，malloc不行。

5.new分配内存更直接安全。

6.new发生错误抛出异常，malloc返回null。

底层实现：

malloc底层实现：

从操作系统角度看：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向高地址推。

2.mmap是在进程的虚拟地址空间中（堆栈中间，文件映射区域）找一块空闲的虚拟内存。

（都是分配虚拟内存，没有分配物理内存）

在标准c库中：malloc/free函数分配内存，由底层brk，mmap，munmap系统调用实现。

1.当malloc分配小于128k内存时，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)，如果malloc分配了这块内容，但从不访问，那么它对应的物理页不会被分配。

2.当malloc分配大于128k的内存时，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)。

3.原因：brk分配的内存需要等高地址内存释放以后才能释放，但是mmap可以单独释放。

4.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）。

5.malloc采用内存池的管理方式，来减少内存碎片，先申请大块内存作为堆区，然后将堆区分为多个内存块，当用户申请内存时，直接从堆区分配一块合适的空闲块，采用隐式链表将所有空闲块中的每一个记录一个未分配的、连续的内存地址。

new底层实现：

1.创建一个新的对象。

2.将构造函数的作用域赋值给这个新的对象。

3.执行构造函数中的代码（为对象添加新属性）。

4.返回新对象。

缺页中断：

查看进程发生缺页中断的次数：用ps -o majflt,minflt -C program命令查看

majflt代表major fault，大错误；minflt代表minor fault，小错误。

两个数值表示一个进程自启动以来发生缺页中断的次数，都是累加值。（在对高性能要求的程序做压力测试时，可以多关注这两个值）

如果一个进程使用了mmap将很大的数据文件映射到进程的虚拟地址空间，我们重点关注majflt的值，相较于minflt，majflt对性能的损害是致命的，随机读取一次磁盘耗时数量级在几个毫秒，而minflt数量很大时才会对性能产生影响。

发生缺页中断后的操作：

发生缺页中断时，会陷入内核态：

1.查找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、直接置0、无操作）

4.建立映射关系（虚拟地址->物理地址）

（如果需要读取磁盘，那么就是majflt）

被测模块在内核态（CPU）高的原因：

• 每次请求来都malloc一块 2 M的内存，默认情况下，malloc调用 mmap分配内存，请求结束的时候，调用munmap释放内存。
• 假设每个请求需要 6 个物理页，那么每个请求就会产生 6 个缺页中断，在 2000 的压力下，每秒就产生了 10000 多次缺页中断，这些缺页中断不需要读取磁盘解决，所以叫做minflt;
• 缺页中断在内核态执行，因此进程的内核态cpu消耗很大。
• 缺页中断分散在整个请求的处理过程中，所以表现为分配语句耗时（ 10 us）相对于整条请求的处理时间（ 1000 us）比重很小。

解决办法：

• 将动态内存改为静态分配，或者启动的时候，用malloc为每个线程分配，然后保存在threaddata里面。但是，由于这个模块的特殊性，静态分配，或者启动时候分配都不可行。另外，Linux下默认栈的大小限制是 10 M，如果在栈上分配几M的内存，有风险。
• 禁止malloc调用mmap分配内存，禁止内存紧缩。
• 在进程启动时候，加入以下两行代码：

mallopt(M_MMAP_MAX, 0);         // 禁止malloc调用mmap分配内存
mallopt(M_TRIM_THRESHOLD, -1);  // 禁止内存紧缩

效果：加入这两行代码以后，用ps命令观察，压力稳定以后，majlt和minflt都为 0 。进程的系统态cpu从 20 降到 10 。

既然堆内内存brk和sbrk不能直接释放，为什么不全部使用 mmap 来分配，munmap直接释放呢？

既然堆内碎片不能直接释放，导致疑似"内存泄露"问题，为什么 malloc 不全部使用 mmap 来实现呢( mmap分配的内存可以会通过 munmap 进行 free ，实现真正释放)？而是仅仅对于大于 128 k 的大块内存才使用 mmap?

• 其实，进程向OS申请和释放地址空间的接口 sbrk/mmap/munmap 都是系统调用，频繁调用系统调用都比较消耗系统资源的。
• 并且， mmap 申请的内存被 munmap 后，重新申请会产生更多的缺页中断。例如使用 mmap 分配 1 M 空间，第一次调用产生了大量缺页中断 ( 1 M/ 4 K 次 ) ，当munmap 后再次分配 1 M 空间，会再次产生大量缺页中断缺页中断是内核行为，会导致内核态CPU消耗较大。
• 另外，如果使用 mmap 分配小内存，会导致地址空间的分片更多，内核的管理负担更大。
• 同时堆是一个连续空间，并且堆内碎片由于没有归还 OS ，如果可重用碎片，再次访问该内存很可能不需产生任何系统调用和缺页中断，这将大大降低 CPU 的消耗。
• 因此， glibc 的 malloc 实现中，充分考虑了 sbrk 和 mmap 行为上的差异及优缺点，默认分配大块内存 ( 128 k) 才使用 mmap 获得地址空间，也可通过 mallopt(M_MMAP_THRESHOLD, <SIZE>) 来修改这个临界值。