常使用top命令了解進程信息，其中包括內存方面的信息。命令top幫助文檔是這麼解釋各個字段的。
VIRT, Virtual Image (kb)
RES, Resident size (kb)
SHR, Shared Mem size (kb)
%MEM, Memory usage(kb)
SWAP, Swapped size (kb)
CODE, Code size (kb)
DATA, Data+Stack size (kb)
nFLT, Page Fault count
nDRT, Dirty Pages count
盡管有注釋，但依然感覺有些晦澀，不知所指何意？
進程內存空間
正在運行的程序，叫進程。每個進程都有完全屬於自己的，獨立的，不被干擾的內存空間。此空間，被分成幾個段(Segment),分別是Text, Data, BSS, Heap, Stack。用戶進程內存空間，也是系統內核分配給該進程的VM(虛擬內存)，但並不表示這個進程占用了這麼多的RAM(物理內存)。這個空間有多大？命令top輸出的VIRT值告訴了我們各個進程內存空間的大小（進程內存空間隨著程序的執行會增大或者縮小）。你還可以通過/proc//maps，或者pmap –d 了解某個進程內存空間都分布,比如:
#cat /proc/1449/maps … 0012e000-002a4000 r-xp 00000000 08:07 3539877 /lib/i386-linux-gnu/libc-2.13.so 002a4000-002a6000 r--p 00176000 08:07 3539877 /lib/i386-linux-gnu/libc-2.13.so 002a6000-002a7000 rw-p 00178000 08:07 3539877 /lib/i386-linux-gnu/libc-2.13.so 002a7000-002aa000 rw-p 00000000 00:00 0 … 08048000-0875b000 r-xp 00000000 08:07 4072287 /usr/local/mysql/libexec/mysqld 0875b000-0875d000 r--p 00712000 08:07 4072287 /usr/local/mysql/libexec/mysqld 0875d000-087aa000 rw-p 00714000 08:07 4072287 /usr/local/mysql/libexec/mysqld … PS:線性地址，訪問權限, offset, 設備號，inode，映射文件
VM分配與釋放
“內存總是被進程占用”，這句話換過來可以這麼理解：進程總是需要內存。當fork()或者exec()一個進程的時候，系統內核就會分配一定量的VM給進程，作為進程的內存空間，大小由BSS段，Data段的已定義的全局變量、靜態變量、Text段中的字符直接量、程序本身的內存映像等，還有Stack段的局部變量決定。當然，還可以通過malloc()等函數動態分配內存,向上擴大heap。
動態分配與靜態分配，二者最大的區別在於:1. 直到Run-Time的時候，執行動態分配，而在compile-time的時候，就已經決定好了分配多少Text+Data+BSS+Stack。2.通過malloc()動態分配的內存，需要程序員手工調用free()釋放內存，否則容易導致內存洩露，而靜態分配的內存則在進程執行結束後系統釋放(Text, Data), 但Stack段中的數據很短暫，函數退出立即被銷毀。
我們使用幾個示例小程序，加深理解
/* @filename: example-2.c */
#include <stdio.h>
int main(int argc, char *argv[])
{
char arr[] = "hello world"; /* Stack段，rw--- */
char *p = "hello world"; /* Text段，字符串直接量, r-x-- */
arr[1] = 'l';
*(++p) = 'l'; /* 出錯了,Text段不能write */
return 0;
}
PS:變量p，它在Stack段，但它所指的”hello world”是一個字符串直接量，放在Text段。
/* @filename:example_2_2.c */
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
char *get_str_1()
{
char str[] = "hello world";
return str;
}
char *get_str_2()
{
char *str = "hello world";
return str;
}
char *get_str_3()
{
char tmp[] = "hello world";
char *str;
str = (char *)malloc(12 * sizeof(char));
memcpy(str, tmp, 12);
return str;
}
int main(int argc, char *argv[])
{
char *str_1 = get_str_1(); //出錯了，Stack段中的數據在函數退出時就銷毀了
char *str_2 = get_str_2(); //正確，指向Text段中的字符直接量，退出程序後才會回收
char *str_3 = get_str_3(); //正確，指向Heap段中的數據，還沒free()
printf("%s\n", str_1);
printf("%s\n", str_2);
printf("%s\n", str_3);
if (str_3 != NULL)
{
free(str_3);
str_3 = NULL;
}
return 0;
}
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PS:函數get_str_1()返回Stack段數據，編譯時會報錯。Heap中的數據，如果不用了，應該盡早釋放free()。
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
char data_var = '1';
char *mem_killer()
{
char *p;
p = (char *)malloc(1024*1024*4);
memset(p, '\0', 1024*1024*4);
p = &data_var; //危險，內存洩露
return p;
}
int main(int argc, char *argv[])
{
char *p;
for (;;)
{
p = mem_killer(); // 函數中malloc()分配的內存沒辦法free()
printf("%c\n", *p);
sleep(20);
}
return 0;
}
PS:使用malloc()，特別要留意heap段中的內存不用時，盡早手工free()。通過top輸出的VIRT和RES兩值來觀察進程占用VM和RAM大小。
本節結束之前，介紹工具size。因為Text, BSS, Data段在編譯時已經決定了進程將占用多少VM。可以通過size，知道這些信息。
# gcc example_2_3.c -o example_2_3 # size example_2_3 text data bss dec hex filename 1403 272 8 1683 693 example_2_3
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malloc()
編碼人員在編寫程序之際，時常要處理變化數據，無法預料要處理的數據集變化是否大（phper可能難以理解），所以除了變量之外，還需要動態分配內存。GNU libc庫提供了二個內存分配函數,分別是malloc()和calloc()。調用malloc(size_t size)函數分配內存成功，總會分配size字節VM（再次強調不是RAM），並返回一個指向剛才所分配內存區域的開端地址。分配的內存會為進程一直保留著，直到你顯示地調用free()釋放它（當然，整個進程結束，靜態和動態分配的內存都會被系統回收）。開發人員有責任盡早將動態分配的內存釋放回系統。記住一句話:盡早free()！
我們來看看，malloc()小示例。
/* @filename:example_2_4.c */
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main(int argc, char *argv[])
{
char *p_4kb, *p_128kb, *p_300kb;
if ((p_4kb = malloc(4*1024)) != NULL)
{
free(p_4kb);
}
if ((p_128kb = malloc(128*1024)) != NULL)
{
free(p_128kb);
}
if ((p_300kb = malloc(300*1024)) != NULL)
{
free(p_300kb);
}
return 0;
}
#gcc example_2_4.c –o example_2_4 #strace –t ./example_2_4 … 00:02:53 brk(0) = 0x8f58000 00:02:53 brk(0x8f7a000) = 0x8f7a000 00:02:53 brk(0x8f79000) = 0x8f79000 00:02:53 mmap2(NULL, 311296, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS, -1, 0) = 0xb772d000 00:02:53 munmap(0xb772d000, 311296) = 0 …
PS:系統調用brk(0)取得當前堆的地址，也稱為斷點。
通過跟蹤系統內核調用，可見glibc函數malloc()總是通過brk()或mmap()系統調用來滿足內存分配需求。函數malloc()，根據不同大小內存要求來選擇brk()，還是mmap()， 128Kbytes是臨界值。小塊內存(<=128kbytes)，會調用brk()，它將數據段的最高地址往更高處推（堆從底部向上增長）。大塊內存，則使用mmap()進行匿名映射(設置標志MAP_ANONYMOUS)來分配內存，與堆無關，在堆之外。這樣做是有道理的，試想：如果大塊內存，也調用brk()，則容易被小塊內存釘住，必竟用大塊內存不是很頻繁;反過來，小塊內存分配更為頻繁得多，如果也使用mmap()，頻繁的創建內存映射會導致更多的開銷，還有一點就是，內存映射的大小要求必須是“頁”（單位，內存頁面大小，默認4Kbytes或8Kbytes）的倍數,如果只是為了”hello world”這樣小數據就映射一“頁”內存，那實在是太浪費了。
跟malloc()一樣，釋放內存函數free()，也會根據內存大小，選擇使用brk()將斷點往低處回推，或者選擇調用munmap()解除映射。有一點需要注意：並不是每次調用free()小塊內存，都會馬上調用brk()，即堆並不會在每次內存被釋放後就被縮減，而是會被glibc保留給下次malloc()使用(必竟小塊內存分配較為頻繁)，直到glibc發現堆空閒大小顯著大於內存分配所需數量時，則會調用brk()。但每次free()大塊內存，都會調用munmap()解除映射。下面是二張malloc()小塊內存和大塊內存的示例圖。
示意圖:函數malloc(100000)，小於128kbytes，往高處推(heap->)。留意紫圈標注
示意圖：函數malloc(1024*1024)，大於128kbytes，在heap與stack之間。留意紫圈。PS:圖中的Data Segment泛指BSS, Data, Heap。有些文檔有說明：數據段有三個子區域，分別是BSS, Data, Heap。
缺頁異常(Fault Page)
每次調用malloc()，系統都只是給進程分配線性地址（VM），並沒有隨即分配頁框(RAM)。系統盡量將分配頁框的工作推遲到最後一刻—用到時缺頁異常處理。這種頁框按需延遲分配策略最大好處之一：充分有效地善用系統稀缺資源RAM。
當指針引用的內存頁沒有駐留在RAM中，即在RAM找不到與之對應的頁框，則會發生缺頁異常(對進程來說是透明的)，內核便陷入缺頁異常處理。發生缺頁異常有幾種情況：1.只分配了線性地址，並沒有分配頁框，常發生在第一次訪問某內存頁。2.已經分配了頁框，但頁框被回收，換出至磁盤(交換區)。3.引用的內存頁，在進程空間之外，不屬於該進程，可能已被free()。我們使用一段偽代碼來大致了解缺頁異常。
/* @filename: example_2_5.c */
…
demo()
{
char *p;
//分配了100Kbytes線性地址
if ((p = malloc(1024*100)) != NULL) // L0
{
*p = ‘t’; // L1
… //過去了很長一段時間，不管系統忙否，長久不用的頁框都有可能被回收
*p = ‘m’; // L2
p[4096] = ‘p’; // L3
…
free(p); //L4
if (p == NULL)
{
*p = ‘l’; // L5
}
}
}
…
本文URL地址：http://www.bianceng.cn/OS/Linux/201410/45418.htm
L0，函數malloc()通過brk()給進程分配了100Kbytes的線性地址區域(VM).然而，系統並沒有隨即分配頁框(RAM)。即此時，進程沒有占用100Kbytes的物理內存。這也表明了，你時常在使用top的時候VIRT值增大，而RES值卻不變的原因。
L1，通過*p引用了100Kbytes的第一頁(4Kbytes)。因為是第一次引用此頁，在RAM中找不到與之相對應的頁框。發生缺頁異常（對於進程而言缺頁異常是透明的），系統靈敏地捕獲這一異常，進入缺頁異常處理階段：接下來，系統會分配一個頁框(RAM)映射給它。我們把這種情況(被訪問的頁還沒有被放在任何一個頁框中，內核分配一新的頁框並適當初始化來滿足調用請求)，也稱為Demand Paging。
L2，過了很長一段時間，通過*p再次引用100Kbytes的第一頁。若系統在RAM找不到它映射的頁框(可能交換至磁盤了)。發生缺頁異常，並被系統捕獲進入缺頁異常處理。接下來，系統則會分配一頁頁框(RAM)，找到備份在磁盤的那“頁”，並將它換入內存(其實因為換入操作比較昂貴，所以不總是只換入一頁，而是預換入多頁。這也表明某些文檔說：”vmstat某時出現不少si並不能意味著物理內存不足”)。凡是類似這種會迫使進程去睡眠（很可能是由於當前磁盤數據填充至頁框(RAM)所花的時間）,阻塞當前進程的缺頁異常處理稱為主缺頁(major falut)，也稱為大缺頁(參見下圖)。相反，不會阻塞進程的缺頁，稱為次缺頁(minor fault)，也稱為小缺面。
L3，引用了100Kbytes的第二頁。參見第一次訪問100Kbytes第一頁, Demand Paging。
L4，釋放了內存：線性地址區域被刪除，頁框也被釋放。
L5，再次通過*p引用內存頁，已被free()了(用戶進程本身並不知道)。發生缺頁異常，缺面異常處理程序會檢查出這個缺頁不在進程內存空間之內。對待這種編程錯誤引起的缺頁異常，系統會殺掉這個進程，並且報告著名的段錯誤(Segmentation fault)。
主缺頁異常處理過程示意圖,參見Page Fault Handling
頁框回收PFRA
隨著網絡並發用戶數量增多，進程數量越來越多(比如一般守護進程會fork()子進程來處理用戶請求)，缺頁異常也就更頻繁，需要緩存更多的磁盤數據(參考下篇OS Page Cache)，RAM也就越來越緊少。為了保證有夠用的頁框供給缺頁異常處理，Linux有一套自己的做法，稱為PFRA。PFRA總會從用戶態進內存程空間和頁面緩存中，“竊取”頁框滿足供給。所謂”竊取”，指的是：將用戶進程內存空間對應占用的頁框中的數據swap out至磁盤(稱為交換區)，或者將OS頁面緩存中的內存頁（還有用戶進程mmap()的內存頁）flush(同步fsync())至磁盤設備。PS:如果你觀察到因為RAM不足導致系統病態式般慢，通常都是因為缺頁異常處理，以及PFRA在”盜頁”。我們從以下幾個方面了解PFRA。
候選頁框：找出哪些頁框是可以被回收？
進程內存空間占用的頁框，比如數據段中的頁(Heap, Data)，還有在Heap與Stack之間的匿名映射頁(比如由malloc()分配的大內存)。但不包括Stack段中的頁。
進程空間mmap()的內存頁，有映射文件，非匿名映射。
緩存在頁面緩存中Buffer/Cache占用的頁框。也稱OS Page Cache。
頁框回收策略：確定了要回收的頁框，就要進一步確定先回收哪些候選頁框
盡量先回收頁面緩存中的Buffer/Cache。其次再回收內存空間占用的頁框。
進程空間占用的頁框，要是沒有被鎖定，都可以回收。所以，當某進程睡眠久了，占用的頁框會逐漸地交換出去至交換區。
使收LRU置換算法，將那些久而未用的頁框優先被回收。這種被放在LRU的unused鏈表的頁，常被認為接下來也不太可能會被引用。
相對回收Buffer/Cache而言，回收進程內存頁，昂貴很多。所以，Linux默認只有swap_tendency(交換傾向值)值不小於100時，才會選擇換出進程占用的RES。其實交換傾向值描述的是：系統越忙，且RES都被進程占用了，Buffer/Cache只占了一點點的時候，才開始回收進程占用頁框。PS:這正表明了，某些DBA提議將MySQL InnoDB服務器vm.swappiness值設置為0，以此讓InnoDB Buffer Pool數據在RES呆得更久。
如果實在是沒有頁框可回收，PFRA使出最狠一招，殺掉一個用戶態進程，並釋放這些被占的頁框。當然，這個被殺的進程不是胡亂選的，至少應該是占用較多頁框，運行優選級低，且不是root用戶的進程。
激活回收頁框：什麼時候會回收頁框?
緊急回收。系統內核發現沒有夠用的頁框分配，供給讀文件和內存缺頁處理的時候，系統內核開始”緊急回收頁框”。喚醒pdflush內核線程，先將1024頁髒頁從頁面緩存寫回磁盤。然後開始回收32頁框，若反復回收13次，還收不齊32頁框，則發狠殺一個進程。
周期性回收。在緊急回收之前，PFRA還會喚醒內核線程kswapd。為了避免更多的“緊急回收”，當發現空閒頁框數量低於設置的警告值時，內核線程kswapd就會被喚醒，回收頁框。直到空閒的頁框的數量達到設定的安全值。PS:當RES資源緊張的時候，你可以通過ps命令看到更多的kswapd線程被喚醒。
OOM。在高峰時期，RES高度緊張的時候，kswapd持續回收的頁框供不應求，直到進入”緊急回收”，直到 OOM。
Paging 和Swapping
這二個關鍵字在很多地方出現，譯過來應該是Paging（調頁），Swapping(交換)。PS:英語裡面用得多的動詞加上ing，就成了名詞，比如building。咬文嚼字，實在是太難。看二圖
Swapping的大部分時間花在數據傳輸上，交換的數據也越多，意味時間開銷也隨之增加。對於進程而言，這個過程是透明的。由於RAM資源不足，PFRA會將部分匿名頁框的數據寫入到交換區(swap area)，備份之，這個動作稱為so(swap out)。等到發生內存缺頁異常的時候，缺頁異常處理程序會將交換區(磁盤)的頁面又讀回物理內存，這個動作稱為si(swap in)。每次Swapping，都有可能不只是一頁數據，不管是si，還是so。Swapping意味著磁盤操作，更新頁表等操作，這些操作開銷都不小，會阻塞用戶態進程。所以，持續飚高的si/so意味著物理內存資源是性能瓶頸。
Paging，前文我們有說過Demand Paging。通過線性地址找到物理地址，找到頁框。這個過程，可以認為是Paging，對於進程來講，也是透明的。Paging意味著產生缺頁異常，也有可能是大缺頁，也就意味著浪費更多的CPU時間片資源。
總結
1.用戶進程內存空間分為5段,Text, DATA, BSS, Heap, Stack。其中Text只讀可執行，DATA全局變量和靜態變量,Heap用完就盡早free()，Stack裡面的數據是臨時的，退出函數就沒了。
2.glibc malloc()動態分配內存。使用brk()或者mmap()，128Kbytes是一個臨界值。避免內存洩露，避免野指針。
3.內核會盡量延後Demand Paging。主缺頁是昂貴的。
4.先回收Buffer/Cache占用的頁框，然後程序占用的頁框,使用LRU置換算法。調小vm.swappiness值可以減少Swapping,減少大缺頁。
5.更少的Paging和Swapping
6.fork()繼承父進程的地址空間，不過是只讀，使用cow技術,fork()函數特殊在於它返回二次。
文章來自：http://www.cnblogs.com/xuxm2007/archive/2012/05/30/2526158.html