Linux和Windows下malloc/calloc/realloc/free对进程地址空间、页和段的影响

Linux系统下的行为 #

内存分配（malloc()/calloc()/realloc()） #

地址空间

• 进程堆区会向高地址方向扩张：malloc/calloc直接从堆里划出一块连续的虚拟地址；realloc如果当前块后面没足够空间扩容，会在堆的新位置分配更大的块，原地址块标记为可用，同时更新指针到新地址。
• 如果堆顶扩展超出了当前已映射的虚拟地址范围，会通过brk()或mmap()向内核申请新的虚拟地址区间——小内存用brk扩展堆，大内存（通常>128KB，不同内核版本阈值有差异）直接用mmap映射独立的虚拟区域。

页表

• 首次访问分配的虚拟页时会触发缺页异常：内核给这个虚拟页分配物理页，更新进程页表，建立虚拟-物理地址映射；calloc因为要初始化内存为0，内核会复用零页，首次写入时才真正分配专属物理页（写时复制机制）。
• 用mmap分配的大内存块，内核会直接创建新的虚拟内存区域（VMA），页表里先预留好虚拟页条目，等首次访问时再完成物理页映射。

段

• Linux用的是扁平化段模型，用户空间的代码段、数据段、堆段共用一套覆盖整个用户空间的段描述符——代码段和数据段基址相同，限长拉满整个用户区。所以动态分配根本不会改动段的结构，只是在堆对应的虚拟区间里调整可用空间。

内存释放（free()） #

地址空间

• 释放的内存块会被标记为堆里的空闲块，如果释放的是堆顶连续的空闲块，会通过brk()把堆顶往低地址收缩；要是释放的是中间块，只会合并相邻的空闲块形成更大的“空洞”，不会立刻收缩地址空间。
• 如果释放的是mmap分配的内存块，会直接解除这个虚拟区域的映射，对应的虚拟地址区间变回未分配状态还给系统。

页表

• brk分配的内存，释放后如果没收缩堆，页表条目不会立刻删——物理页可能留在缓存里，供后续分配复用；要是堆收缩了，内核会删掉对应虚拟页的页表条目，物理页标记为可用。
• mmap分配的内存释放时，直接清除对应页表条目，物理页被回收或复用。

段

• 还是因为扁平化段模型，释放内存不会改动段的结构，只是调整堆区内的空闲空间分布。

Windows系统下的行为 #

内存分配（malloc()/calloc()/realloc()） #

地址空间

• Windows的C运行时（CRT）会先从进程的默认堆或自定义堆里分配虚拟地址块：malloc/calloc直接划连续块；realloc要是扩容失败，会在堆里找新的连续空间，复制原数据后释放旧块。
• 当堆里空闲空间不够时，CRT会调用VirtualAlloc()向内核申请新的虚拟内存区域（也就是“堆提交”），扩展进程虚拟地址空间里堆对应的区间。
• calloc会把内存初始化为0，CRT通常直接用内核提供的零初始化页，省去额外的内存写入操作。

页表

• 分配的虚拟内存默认是**预留（reserved）状态，首次写入时触发缺页异常，内核把预留页转成提交（committed）**状态，分配物理页并更新页表映射。
• 要是分配的是大内存块（通常>512KB），CRT可能直接调用VirtualAlloc()分配提交状态的内存，这时页表会直接建立虚拟-物理地址映射。

段

• Windows的用户空间分代码段、数据段、堆段等，但动态内存分配只会在堆段对应的虚拟地址区间里操作，不会修改段的描述符或边界，只是调整堆内的可用空间。

内存释放（free()） #

地址空间

• 释放的内存块会被标记为堆里的空闲块，CRT会尝试合并相邻的空闲块；如果释放的是堆里最后一个提交的内存块，CRT可能调用VirtualFree()把对应的虚拟区域从提交状态改成预留状态，甚至直接释放预留空间还给系统。
• 要是释放的是CRT用VirtualAlloc()直接分配的大内存块，会直接解除虚拟地址映射，对应的区间变回未分配状态。

页表

• 堆内的内存块释放后，如果只是标记为空闲，页表条目不会立刻删，物理页可能留在堆的缓存里；要是通过VirtualFree()释放提交状态，内核会删掉对应页表条目，物理页被回收。
• 直接释放VirtualAlloc()的内存时，页表条目会立即清除，物理页还给系统。

段

• 和Linux类似，动态内存释放不会改动段的结构，只是调整堆区内的空闲空间分布。

内容的提问来源于stack exchange，提问作者skm