用strace分析malloc内存申请过程。长话短说，申请内存空间一般就两种方法，一种是malloc，另一种是 mmap映射空间。 在使用malloc()分配内存的时候，可能系统调用brk()，也可能调用mmap()。
malloc的调用规律?
1. 即分配一块小型内存(小于或等于128kb)，malloc()会调用brk()调高断点(brk是将数据段(.data)的最高地址指针_edata往高地址推)，分配的内存在堆区域。
2. 当分配一块大型内存(大于128kb),malloc()会调用mmap2()分配一块内存（mmap是在进程的虚拟地址空间中（一般是堆和栈中间）找一块空闲的空间。
malloc简约流程图
为了更直观的理解申请内存内存过程直接画个图吧，这样相对也好理解。 我们先对malloc、 mmap、brk有个直观的了解。
上面部分来自于网络：https://xiaorui.cc/archives/5334
从strace的角色来跟踪下malloc的过程。malloc是glibc的库，strace追到的syscall当然不是malloc字眼，上面有说过，要么brk，要么mmap .
我们知道malloc() 并不是系统调用，也不是运算符，而是 C 库glibc里的函数，用于动态分配内存。
malloc 申请内存的时候，会有两种方式向操作系统申请堆内存：
- 方式一：通过 brk() 系统调用从堆分配内存
- 方式二：通过 mmap() 系统调用在文件映射区域分配内存
一、brk()系统调用
1、brk()的申请方式
一般如果用户分配的内存小于 128 KB，则通过 brk() 申请内存。而brk()的实现的方式很简单，就是通过 brk() 函数将堆顶指针向高地址移动，获得新的内存空间。如下图：
malloc 通过 brk() 方式申请的内存，free 释放内存的时候，并不一定会把内存归还给操作系统，而是缓存在 malloc 的内存池中，待下次使用，这样就可以重复使用。下面的例子其实详细说明了这点。
2、brk()系统调用的优缺点
所以使用brk()方式的点很明显：可以减少缺页异常的发生，提高内存访问效率。
但它的缺点也同样明显：由于申请的内存没有归还系统，在内存工作繁忙时，频繁的内存分配和释放会造成内存碎片。brk()方式之所以会产生内存碎片，是由于brk通过移动堆顶的位置来分配内存，并且使用完不会立即归还系统，重复使用，如果高地址的内存不释放，低地址的内存是得不到释放的。
正是由于使用brk()会出现内存碎片，所以在我们申请大块内存的时候才会使用mmap()方式，mmap()是以页为单位进行内存分配和管理的，释放后就直接归还系统了，所以不会出现这种小碎片的情况。
3、brk()系统调用的优化
下面三个是针对传统malloc提出的优化方案。具体细节再次不做详细描述
一、Ptmalloc ：malloc采用的是内存池的管理方式，Ptmalloc 采用边界标记法将内存划分成很多块，从而对内存的分配与回收进行管理。为了内存分配函数malloc的高效性，ptmalloc会预先向操作系统申请一块内存供用户使用，当我们申请和释放内存的时候，ptmalloc会将这些内存管理起来，并通过一些策略来判断是否将其回收给操作系统。这样做的最大好处就是，使用户申请和释放内存的时候更加高效，避免产生过多的内存碎片。
二、Tcmalloc：Ptmalloc在性能上还是存在一些问题的，比如不同分配区（arena）的内存不能交替使用，比如每个内存块分配都要浪费8字节内存等等，所以一般倾向于使用第三方的malloc。
三、Jemalloc： jemalloc 是由 Jason Evans 在 FreeBSD 项目中引入的新一代内存分配器。它是一个通用的malloc实现，侧重于减少内存碎片和提升高并发场景下内存的分配效率，其目标是能够替代 malloc。
二、mmap()系统调用
1、mmap基础概念
mmap 是一种内存映射文件的方法，即将一个文件或者其他对象映射到进程的地址空间，实现文件磁盘地址和进程虚拟地址空间中一段虚拟地址的一一映射关系。
实现这样的映射关系后，进程就可以采用指针的方式读写操作这一段内存，而系统会自动回写脏页面到对应的文件磁盘上，即完成了对文件的操作而不必调用read,write等系统调用函数。相反，内核空间的这段区域的修改也直接反映用户空间，从而可以实现不同进程的文件共享。如下图所示：
由上图可以看出，进程的虚拟地址空间，由多个虚拟内存区域构成。虚拟内存区域是进程的虚拟地址空间中的一个同质区间，即具有同样特性的连续地址范围。上图中所示的text数据段、初始数据段、Bss数据段、堆、栈、内存映射，都是一个独立的虚拟内存区域。而为内存映射服务的地址空间处在堆栈之间的空余部分。
linux 内核使用的vm_area_struct 结构来表示一个独立的虚拟内存区域，由于每个不同质的虚拟内存区域功能和内部机制不同；因此同一个进程使用多个vm_area_struct 结构来分别表示不同类型的虚拟内存区域。各个vm_area_struct 结构使用链表或者树形结构链接，方便进程快速访问。
vm_area_struct 结构中包含区域起始和终止地址以及其他相关信息，同时也包含一个vm_ops 指针，其内部可引出所有针对这个区域可以使用的系统调用函数。这样，进程对某一虚拟内存区域的任何操作都需要的信息，都可以从vm_area_struct 中获得。mmap函数就是要创建一个新的vm_area_struct结构 ，并将其与文件的物理磁盘地址相连。
2、mmap 内存映射原理
mmap 内存映射实现过程，总的来说可以分为三个阶段： 关于mmap映射这部分的介绍没有完全理解，后面有机会在学习。
（一）进程启动映射过程，并在虚拟地址空间中为映射创建虚拟映射区域
1、进程在用户空间调用函数mmap ，原型：void *mmap(void *start, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
2、在当前进程虚拟地址空间中，寻找一段空闲的满足要求的连续的虚拟地址
3、为此虚拟区分配一个vm_area_struct 结构，接着对这个结构各个区域进行初始化
4、将新建的虚拟区结构（vm_area_struct）插入进程的虚拟地址区域链表或树中
（二）调用内核空间的系统调用函数mmap （不同于用户空间函数），实现文件物理地址和进程虚拟地址的一一映射关系
5、为映射分配新的虚拟地址区域后，通过待映射的文件指针，在文件描述符表中找到对应的文件描述符，通过文件描述符，链接到内核“已打开文集”中该文件结构体，每个文件结构体维护者和这个已经打开文件相关各项信息。
6、通过该文件的文件结构体，链接到file_operations模块，调用内核函数mmap，其原型为：int mmap(struct file *filp, struct vm_area_struct *vma)，不同于用户空间库函数。
7、内核mmap函数通过虚拟文件系统inode模块定位到文件磁盘物理地址。
8、通过remap_pfn_range函数建立页表，即实现了文件地址和虚拟地址区域的映射关系。此时，这片虚拟地址并没有任何数据关联到主存中。
（三）进程发起对这片映射空间的访问，引发缺页异常，实现文件内容到物理内存（主存）的拷贝。
前两个阶段仅在于创建虚拟区间并完成地址映射，但是并没有将任何文件数据拷贝至主存。真正的文件读取是当进程发起读或者写操作时。
9、进程的读写操作访问虚拟地址空间这一段映射地址后，通过查询页表，先这一段地址并不在物理页面。因为目前只建立了映射，真正的硬盘数据还没有拷贝到内存中，因此引发缺页异常。
10、缺页异常进行一系列判断，确定无法操作后，内核发起请求掉页过程。
11、调页过程先在交换缓存空间中寻找需要访问的内存页，，如果没有则调用nopage函数把所缺的页从磁盘装入到主存中。
12、之后进程即可对这片主存进行读或者写的操作了，如果写操作改变了内容，一定时间后系统自动回写脏页面到对应的磁盘地址，也即完成了写入到文件的过程。
注：修改过的脏页面并不会立即更新回文件，而是有一段时间延迟，可以调用msync() 来强制同步，这样所写的内容就能立即保存到文件里了。
3、mmap优点
1、对文件的读取操作跨过了页缓存，减少了数据的拷贝次数，用内存读写取代了I/O读写，提高了读取的效率。
2、实现了用户空间和内核空间的高校交互方式，两空间的各自修改操作可以直接反映在映射的区域内，从而被对方空间及时捕捉。
3、提供进程间共享内存及互相通信的方式。不管是父子进程还是无亲缘关系进程，都可以将自身空间用户映射到同一个文件或者匿名映射到同一片区域。从而通过各自映射区域的改动，打到进程间通信和进程间共享的目的。
同时，如果进程A和进程 B 都映射了区域C,当A第一次读取C时候，通过缺页从磁盘复制文件页到内存中，但当B再读C的相同页面时，虽然也会产生缺页异常，但是不会从磁盘中复制文件过来，而是直接使用已经保存再内存中的文件数据。
4、适用场景
可用于实现高效的大规模数据传输。内存空间不足，是制约大数据操作的一个方面，解决方案往往是借助于硬盘空间的协助，补充内存的不足。但是进一步造成大量的文件I/O操作，极大影响效率。这个问题可以通过mmap映射很好地解决。换句话说，但凡需要磁盘空间代替内存的时候，mmap都可以发挥功效。
原文链接：https://blog.csdn.net/weixin_52967653/article/details/126444944
通过上面的学习可以知道mmap和brk各有优缺点，需要根据不同的应用场景来进行区分。
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）。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。
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。但是mmap肯定发生缺页中断，brk不一定。
下面描述一个具体使用的例子：
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。
到这里大家对brk和mmap的分配就都有一定的了解了。那么我们在分配内存的时候就需要特别注意。比如有的系统无法容忍缺页中断引发的性能延迟问题，一般的解决办法如下：
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10M，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，majlt和minflt都为0。进程的系统态cpu从20降到10。
在遇到项目过程中，确实发生了缺页中断引发的ms级别的延迟问题，但是没找到真正发生缺页中断的触发代码，后来改为大页内存来规避了缺页中断引发的问题。
下面这部分信息仅仅是转载下，验证代码没有真实跑过。：
三、如何查看堆内内存的碎片情况 ？
glibc 提供了以下结构和接口来查看堆内内存和 mmap 的使用情况。
struct mallinfo {
int arena; /* non-mmapped space allocated from system */
int ordblks; /* number of free chunks */
int smblks; /* number of fastbin blocks */
int hblks; /* number of mmapped regions */
int hblkhd; /* space in mmapped regions */
int usmblks; /* maximum total allocated space */
int fsmblks; /* space available in freed fastbin blocks */
int uordblks; /* total allocated space */
int fordblks; /* total free space */
int keepcost; /* top-most, releasable (via malloc_trim) space */
};
/*返回heap(main_arena)的内存使用情况，以 mallinfo 结构返回 */
struct mallinfo mallinfo();
/* 将heap和mmap的使用情况输出到stderr*/
void malloc_stats();
可通过以下例子来验证mallinfo和malloc_stats输出结果。
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <malloc.h>
size_t heap_malloc_total, heap_free_total,mmap_total, mmap_count;
void print_info()
{
struct mallinfo mi = mallinfo();
printf("count by itself:\n");
printf("\theap_malloc_total=%lu heap_free_total=%lu heap_in_use=%lu\n\tmmap_total=%lu mmap_count=%lu\n",
heap_malloc_total*1024, heap_free_total*1024, heap_malloc_total*1024-heap_free_total*1024,
mmap_total*1024, mmap_count);
printf("count by mallinfo:\n");
printf("\theap_malloc_total=%lu heap_free_total=%lu heap_in_use=%lu\n\tmmap_total=%lu mmap_count=%lu\n",
mi.arena, mi.fordblks, mi.uordblks,
mi.hblkhd, mi.hblks);
printf("from malloc_stats:\n");
malloc_stats();
}
#define ARRAY_SIZE 200
int main(int argc, char** argv)
{
char** ptr_arr[ARRAY_SIZE];
int i;
for( i = 0; i < ARRAY_SIZE; i++)
{
ptr_arr[i] = malloc(i * 1024);
if ( i < 128) //glibc默认128k以上使用mmap
{
heap_malloc_total += i;
}
else
{
mmap_total += i;
mmap_count++;
}
}
print_info();
for( i = 0; i < ARRAY_SIZE; i++)
{
if ( i % 2 == 0)
continue;
free(ptr_arr[i]);
if ( i < 128)
{
heap_free_total += i;
}
else
{
mmap_total -= i;
mmap_count--;
}
}
printf("\nafter free\n");
print_info();
return 1;
}
该例子第一个循环为指针数组每个成员分配索引位置 (KB) 大小的内存块，并通过 128 为分界分别对 heap 和 mmap 内存分配情况进行计数；
第二个循环是 free 索引下标为奇数的项，同时更新计数情况。通过程序的计数与mallinfo/malloc_stats 接口得到结果进行对比，并通过 print_info打印到终端。
下面是一个执行结果：
count by itself:
heap_malloc_total=8323072 heap_free_total=0 heap_in_use=8323072
mmap_total=12054528 mmap_count=72
count by mallinfo:
heap_malloc_total=8327168 heap_free_total=2032 heap_in_use=8325136
mmap_total=12238848 mmap_count=72
from malloc_stats:
Arena 0:
system bytes = 8327168
in use bytes = 8325136
Total (incl. mmap):
system bytes = 20566016
in use bytes = 20563984
max mmap regions = 72
max mmap bytes = 12238848
after free
count by itself:
heap_malloc_total=8323072 heap_free_total=4194304 heap_in_use=4128768
mmap_total=6008832 mmap_count=36
count by mallinfo:
heap_malloc_total=8327168 heap_free_total=4197360 heap_in_use=4129808
mmap_total=6119424 mmap_count=36
from malloc_stats:
Arena 0:
system bytes = 8327168
in use bytes = 4129808
Total (incl. mmap):
system bytes = 14446592
in use bytes = 10249232
max mmap regions = 72
max mmap bytes = 12238848
由上可知，程序统计和mallinfo 得到的信息基本吻合，其中 heap_free_total 表示堆内已释放的内存碎片总和。
如果想知道堆内究竟有多少碎片，可通过 mallinfo 结构中的 fsmblks 、smblks 、ordblks 值得到，这些值表示不同大小区间的碎片总个数，这些区间分别是 0~80 字节，80~512 字节，512~128k。如果 fsmblks 、 smblks 的值过大，那碎片问题可能比较严重了。
不过， mallinfo 结构有一个很致命的问题，就是其成员定义全部都是 int ，在 64 位环境中，其结构中的 uordblks/fordblks/arena/usmblks 很容易就会导致溢出，应该是历史遗留问题，使用时要注意！
system bytes和in use bytes表示堆占用内存大小和用户未释放的内存大小,两者差值是内存空洞的大小（glibc从系统中拿走，但是没有实际分配到程序中使用）。
四、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 128k 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 1M 空间，第一次调用产生了大量缺页中断
(1M/4K 次 ) ，当munmap 后再次分配 1M 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 (128k) 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。
五、如何查看进程的缺页中断信息？
可通过以下命令查看缺页中断信息
ps -o majflt,minflt -C <program_name>
ps -o majflt,minflt -p <pid>
其中:: majflt 代表 major fault ，指大错误；
minflt 代表 minor fault ，指小错误。
这两个数值表示一个进程自启动以来所发生的缺页中断的次数。
其中 majflt 与 minflt 的不同是::
majflt 表示需要读写磁盘，可能是内存对应页面在磁盘中需要load 到物理内存中，也可能是此时物理内存不足，需要淘汰部分物理页面至磁盘中。
参看:: http://blog.163.com/xychenbaihu@yeah/blog/static/132229655201210975312473/
六、除了 glibc 的 malloc/free ，还有其他第三方实现吗？
其实，很多人开始诟病 glibc 内存管理的实现，特别是高并发性能低下和内存碎片化问题都比较严重，因此，陆续出现一些第三方工具来替换 glibc 的实现，最著名的当属 google 的tcmalloc和facebook 的jemalloc 。
网上有很多资源，可以自己查(只用使用第三方库，代码不用修改，就可以使用第三方库中的malloc)。
转载于：https://www.cnblogs.com/dongzhiquan/p/5621906.html ------这篇写的相当好。
https://www.cnblogs.com/AIPAOJIAO/p/13681059.html -----一次内存泄漏引发的血案
http://t.zoukankan.com/Courage129-p-14232306.html 浅析Linux用户空间中的Mmap
