延迟分配：提供内存利用率的三种机制
为了提供内存利用率，有一些奇妙的机制，本节就来介绍下：写时复制，请求调页和mmap系统调用
写时复制
写时复制，可概括为写时复制是一种计算机编程领域中的优化技术(Copy-on-Write,简称COW)
其核心原理是，如果有多个应用同时请求相同资源，会共同获取相同的指针，指向相同的资源。这个资源或许是内存中的数据，又或许是硬盘中的文件，直到某个应用真正需要修改资源的内容时，操作系统才会真正复制一份该资源的专用副本给该应用，而其他所见的最初资源仍然保持不变，操作系统使得该过程对其他应用都是透明的。
COW的优点：如果应用没有修改该资源，就不会产生副本，因此多个应用只是在读取操作时可以共享同一份资源，从而节省内存空间。
下面来看下实际的Linux系统是如何应用COW的。
Linux下对COW最直接的应用就是fork系统使用，fork是建立进程的系统调用。
在Linux系统中，一个应用调用fork创建另一个应用时，会复制一些当前应用的数据结构，比如task_struct(代表一个运行中的应用)、mm_struct(代表应用的内存)、vm_area_struct(代表应用的虚拟内存空间)、files_struct(应用打开的文件)等等。
但是创建的时候，并不会把当前应用所有占用的内存页复制一份，而是先让新建应用与当前应用共用相同的内存页。只有新建应用或者当前应用中的一个，对内存页进行修改时，Linux 系统才会分配新的页面并进行数据的复制。
举例：
#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
pid_t pid;
printf("当前应用id = %d\n",getpid());
pid = fork();
if(pid > 0){
printf("这是当前应用，当前应用id = %d 新建应用id = %d\n", getpid(), pid);
}else if(pid == 0){
printf("这是新建应用，新建应用id = %d\n", getpid());
}
return 0;
}
fork 代表分叉。这里 fork 以应用 A 为蓝本，复制出应用 B。因为当 fork 返回之前，系统中已经存在应用 A 和应用 B 了，所以应用 A 会从 fork 返回，应用 B 也会从 fork 返回。对于应用 A，fork 返回的是应用 B 的 ID；对于应用 B，fork 返回的是 0，系统通过修改应用 B 的 CPU 上下文数据，就能做到这一点。而 getpid 返回的是调用它的应用的 ID。
运行结果如下：
图中绿色部分是应用 A 和应用 B 都会运行的代码片段。应用A调用fork返回的pid与应用B调用getpid返回的pid,是完全一样的，这验证了之前对fork的描述。
只不过第一个 printf 函数来自于应用 A 的运行，而第二个 printf 函数来自应用 B 的运行，为什么会出现这种情况呢？
这就是 fork 的妙处了，fork 会复制应用 A 的很多关键数据，但不会复制应用 A 对应的物理内存页面，而是要监测这些物理内存的读写，只有这样才能让应用 A 和应用 B 正常运行。
该过程可参考下图：
fork 把应用 A 的重要数据结构复制了一份，就生成了应用 B。有一点很重要，那就是应用 A 与应用 B 的页表指向了相同的物理内存页，并对其页表都设置为只读属性。
可能会想"这不是相当于共享内存了吗？"，这样想对也不对，得分成应用写入数据和读取数据这两种情况来讨论。
写入数据时，无论是应用A还是应用B去写入数据，这里假定应用B向它的栈区、数据区、指令区等虚拟内存空间写入数据，结果一定是产生MMU转换地址失败。
这是因为对应的页表是只读的，不允许写入。此时MMU会继续通知CPU产生缺页异常中断，进而引起Linux内核缺页处理程序运行起来，然后，缺页处理程序执行完相应的检查，发现问题出在COW机制上，这时候才会把一页物理内存也分配给相应的相应的应用，解除页表的只读属性，并且把应用A对应的物理内存页的数据，复制到新分配的物理内存页中。
该过程可见下图：COW机制过程：
COW 的机制保证了应用最终真正写入数据的时候，才能分配到宝贵的物理内存资源，只要不是写入数据，系统坚决不分配新的内存。
请求调页
请求调页是一种动态内存分配技术，更是一种优化技术，它把物理内存页面的分配推迟到不能再推迟为止。
请求调页之所以能实现，是因为应用程序开始运行时，并不会访问虚拟内存空间中的全部内容。
由于程序的局部性原理，使得应用程序在执行的每个阶段，真正使用的内存页面只有一小部分，对于暂时不用的物理内存页，就可以分配由其他应用程序使用。因此，在不改变物理内存页面数量的情况下，请求调页能够提高系统的吞吐量。
请求调页和写时复制的区别是什么？
当MMU转换失败，CPU产生缺页异常时，在相关页表中请求调页没有对应的物理内存页面，需要分配一个新的物理内存页面，再填入到页表中；
而写时复制有对应的物理内存页面，只不过是只读共享的，也需要分配一个新的物理内存页面填入页表中，并进行复制。
写代码验证下：
int main()
{
size_t msize = 0x1000 * 1024;
void* buf = NULL;
printf("当前应用id = %d\n",getpid());
buf = malloc(msize);
if(buf == NULL)
{
printf("分配内存空间失败\n");
}
printf("分配内存空间地址:%p 大小:%ld\n", buf, msize);
//防止程序退出
waitforKeyc();
return 0;
}
上述代码主要是用 malloc 函数分配了 1000 个页面的内存。这 1000 个页面的内存空间是虚拟内存空间，而 waitforkeyc 函数的作用是让应用程序不要急着退出
可通过sudo cat /proc/55285/smaps > main.smap 命令，观察相应的统计数据。
上述代码运行结果如下：
上图绿色方框里就是 malloc 分配的虚拟内存空间。可以看到，这次 malloc 没有在堆中分配，它选择了在映射区分配这个内存空间。绿色方框中 size 为 4100KB，这正是我们分配内存的大小（多出的大小是为了存放管理信息和对齐）。
需要重点关注的是其中的 RSS，它代表的是实际分配的物理内存，这部分物理内存现在已经分配好了，因此使用过程不会产生缺页中断。
同时，RSS 也包含了应用的私有内存和共享内存。我们看到这里已经分配了 4KB，即一个页面。按常理应该分配 1024 个物理内存页面，可是这里才分配了一个页面，这是为什么呢？
把这个问题想清楚，请求调页的原理你就明白了。如果你不向该内存中写入数据，它就不会真正分配物理内存，并且一次只分配一个物理内存页面，当你继续写入下一个虚拟内存页面时，它才会继续分配下一个物理内存页面。
继续验证：
int main()
{
size_t msize = 0x1000 * 1024;
void* buf = NULL;
printf("当前应用id = %d\n",getpid());
buf = malloc(msize);
if(buf == NULL)
{
printf("分配内存空间失败\n");
}
memset(buf, 0xaf, msize);
printf("分配内存空间地址:%p 大小:%ld\n", buf, msize);
//防止程序退出
waitforKeyc();
return 0;
}
代码中加入 memset 函数，用于把 malloc 函数分配的空间全部写入为 0xaf。
运行结果如下：
看到绿色方框中的有些数据发生了变化。RSS 代表的应用占用的物理内存，现在变成了 4100KB，而 ** Private_Dirty 代表应用的脏内存（即写入数据的内存）的大小**，也是 4100KB，转换成页面刚好是 1025 个页面。1025 个页，减去 malloc 分配时写入的 1 个页，刚好和我们分配的 1024 页面是相等的。
请求调页是虚拟内存下的一个优化机制。在分配虚拟内存空间时，并不会直接分配相应的物理内存页面，而是由访问虚拟内存引起缺页异常，驱动操作系统分配物理内存页面，将物理内存分配推迟到使用的最后一刻，这就是请求调页。
映射文件
在Linux等通用操作系统中，请求调页还有一个更深层次的应用，即映射文件
一般情况下，我们操作文件要反复调用 read、write 等系统调用。而映射文件的方式能让我们像读写内存一样读写，就是我们只要读写一段内存，其数据就会反映在相应的文件中，这样操作文件就更加方便了。
在 Linux 中有个专门的系统调用，来实现这个映射文件的功能，它就是 mmap 调用。
mmap的函数原型声明：
void *mmap(void *start, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
参数解释如下：
start：指定要映射的内存地址，一般设置为NULL，以便让操作系统自动分配合适的内存地址。
length：指定映射内存空间的字节数。
prot：指定映射内存的访问权限。可取如下几个值：PROT_READ（可读）, PROT_WRITE（可写）, PROT_EXEC（可执行）, PROT_NONE（不可访问）。
flags：指定映射内存的类型：MAP_SHARED（共享的） MAP_PRIVATE（私有的）, MAP_FIXED（表示必须使用 start 参数作为开始地址，如果失败不进行修正），其中，MAP_SHARED , MAP_PRIVATE必选其一，而 MAP_FIXED 则不推荐使用。
fd：指定要映射的打开的文件句柄。
offset：指定映射文件的偏移量，一般设置为 0 ，表示从文件头部开始映射。
mmap内部的原理与机制：
当调用mmap()时，Linux会在当前应用(由task_struct表示)的虚拟内存(mm_struct表示)中，创建一个vm_area_struct结构，让其指向虚拟内存中的某个内存区，并且把其中vm_file成员指向要映射的文件对象(file)
然后，调用文件对象的mmap对象就会对vm_area_struct结构的vm_ops成员进行初始化。接着，vm_ops成员会初始化具体文件系统的相关函数。
这里不需要深入到文件系统，只要明白后面这个逻辑就行：当应用访问这个 vm_area_struct 结构表示的虚拟内存地址时，会产生缺页异常。随即在这个缺页异常的驱动下，最终会调用 vm_ops 中的相关函数，读取文件数据到物理内存页中并进行映射。
Linux 内核在调用 open 函数打开文件时，会在内存中建立诸如 file、dentry、inode、address_space 等数据结构实例，用来表示一个文件及其文件数据。
有了 open 返回的 fd 文件句柄，mmap 就可以工作了。mmap 调用首先会建立一个 vm_area_struct 结构，表示文件映射的虚拟内存。然后，根据参数 fd 文件句柄，找到打开的文件，即 file 结构，并且让它们关联起来。
最后，应用访问 mmap 函数返回的一个地址，应用程序访问这个地址就会导致缺页异常。在缺页异常处理程序的驱动下，CPU 会找到这个地址对应的 vm_operations_struct 结构，这个结构中封装了大量的虚拟内存操作 。
虚拟内存的操作是什么？
第一次缺页异常处理时，会调用 vm_operations_struct 中的 map_pages 函数，用来给文件分配相应的物理内存页。不过这时虽然有了物理内存页，但里面并没有文件数据，所以内核会在页表上做标记，标记该页不存在于内存里，这样还是会导致缺页异常。
接下来这次异常操作就不同了，这次会调用 vm_operations_struct 结构中的 fault 函数，读取对应的文件数据，并和 address_space 结构联系起来。最终，CPU 就能访问文件的内容，一步步通过前面讲过的请求调页方式，把对应文件的内容加载到物理内存中了。
测试代码：
int main()
{
size_t len = 0x1000;
void* buf = NULL;
int fd = -1;
printf("当前应用id = %d\n",getpid());
//当前目录下打开或者建立testmmap.bin文件
fd = open("./testmmap.bin", O_RDWR|O_CREAT, 777);
if(fd < 0)
{
printf("打开文件失败\n");
return 0;
}
//建立文件映射
buf = mmap(NULL, len, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE, fd, 0);
if(buf == NULL)
{
printf("映射文件失败\n");
return 0;
}
printf("映射文件的内存地址:%p 大小:%ld\n", buf, len);
//防止程序退出
waitforKeyc();
return 0;
}
上述代码中先调用 open 函数，这个函数带有 O_CREAT 标志，表示打开一个 testmmap.bin 文件，若文件不存在，就会新建一个名为 testmmap.bin 的文件。接着会调用 mmap 函数建立文件映射，虚拟内存区间由操作系统自动选择，长度为 4KB，该区间可以读写，而且是私有的，从文件头开始映射。 请注意，这里我们没有对文件映射区进行任何操作。
查看对应进程的smaps文件信息，如下所示：
mmap 返回的地址是 0x7f3fa9aaf000，大小为 4KB。对照右边绿色方框中的信息，刚好吻合。其中 RSS 为 0，说明此时没有分配物理内存，因为我们没有这个虚拟内存区间做任何操作。
往虚拟内存区间写入数据，代码如下：
int main()
{
size_t len = 0x1000;
void* buf = NULL;
int fd = -1;
printf("当前应用id = %d\n",getpid());
fd = open("./testmmap.bin", O_RDWR|O_CREAT|O_TRUNC, S_IRWXU|S_IRWXG|S_IRWXO);
if(fd < 0)
{
printf("打开文件失败\n");
return 0;
}
//因为mmap不能扩展空文件，空文件没有物理内存页，所以先要改变文件大小，否则会产生总线错误
ftruncate(fd, len);
buf = mmap(NULL, len, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, 0);
if(buf == NULL)
{
printf("映射文件失败\n");
return 0;
}
printf("映射文件的内存地址:%p 大小:%ld\n", buf, len);
//向文件映射区间写入0xff
memset(buf, 0xff, len);
close(fd);
//防止程序退出
waitforKeyc();
return 0;
}
和前面代码相比，这里我们只是增加了扩展文件大小的功能，接着 mmap 文件，最后调用 memset 函数文件映射区的虚拟内存地址 buf 处，写入 0x1000 个 0xff。
运行结果如下：
对比前一张图，我们可以看出绿色方框的 RSS 中，Private_Dirty 的数据有所变化。这是因为 memset 函数写入数据导致缺页异常，从而分配物理内存页并关联到 testmmap.bin 文件。当 close 函数被调用时，物理内存页中的数据就会同步到硬盘中。我们可以打开 testmmap.bin 文件查看一下，即上图中蓝色方框中的数据。
mmap 函数的底层原理就是对请求调页的扩展。这种方式在处理超大文件的随机读写过程中，性能相当不错。当只有文件中一部分被读写的时候，就不必读取整个文件，占用大量内存了。
对内存资源“精打细算”的操作系统通过文件映射的机制，让物理内存页的分配管理更加精细了，等到应用实际要用到文件的哪一部分，系统才会去分配真正的物理内存。
