内存系统的分层结构：

  [应用层]          malloc / new / mmap
      │
      ▼
  [用户态分配器]    ptmalloc / tcmalloc / jemalloc
      │
      ▼
  [内核页表]        VMA / COW / page fault
      │
      ▼
  [内核物理管理]    Buddy / SLAB / SLUB / Page Cache
      │
      ▼
  [硬件层]          DRAM / Cache / MMU / CPU

每层的作用：

硬件层（S/H）：
  - DRAM：实际的存储介质
  - Cache（L1/L2/L3）：减少 DRAM 访问延迟
  - MMU：VA → PA 翻译
  - 地址总线：CPU 到 DRAM 的通信

内核物理管理（K）：
  - Buddy System：分配 4KB+ 的物理页
  - SLAB/SLUB：把页切成固定大小的对象
  - Page Cache：缓存文件数据
  - kswapd：回收页面（LRU）

内核页表（B）：
  - VMA：进程虚拟地址空间的管理
  - COW：fork 时的延迟复制
  - page fault：按需分配物理页
  - mmap：建立文件或匿名映射

用户态分配器（A）：
  - ptmalloc：glibc 的 malloc（arena + bin）
  - tcmalloc：Google 的高效分配器
  - jemalloc：Facebook 的高效分配器

应用层：
  - malloc / new：申请内存
  - free / delete：释放内存
  - mmap：映射文件或分配大块

malloc(256) 的完整路径：

1. ptmalloc 接收请求
   - 大小 256 → 找对应 size class（可能是 256）
   - 检查 thread cache（tcache）
   - tcache 有 → 直接返回（无锁，O(1)）

2. tcache 空 → 从 arena 的 bin 分配
   - 检查 smallbin 或 largebin
   - bin 有 → 取出 chunk（需要锁）
   - bin 空 → 从 top chunk 取

3. top chunk 不够 → 调用 brk()
   - brk() 系统调用
   - 内核分配新的虚拟地址空间（vma）
   - 物理页在第一次访问时分配（demand paging）
   - 更新 top chunk

4. 物理页分配（page fault）：
   - MMU 发现 PTE 无效
   - OS 分配物理页（alloc_pages → buddy）
   - 建立页表映射
   - 填充页面（清零或读文件）
   - 返回，继续执行

5. 返回虚拟地址给用户程序

总耗时：
  - tcache 命中：~10 ns（用户态）
  - bin 分配：~50 ns（含锁）
  - brk：~500 ns（含系统调用）
  - page fault：~10000 ns（首次访问，含物理分配）

memcpy(buf, data, 256) 的过程：

1. 用户态 memcpy
   - 把 data 复制到 buf（CPU copy）

2. 如果 buf 之前没访问过（第一次 touch）：
   - page fault
   - OS 分配物理页（alloc_pages → buddy）
   - 建立页表映射

3. 如果多个进程映射同一文件（MAP_SHARED）：
   - 修改直接反映到 Page Cache
   - 其他进程立即看到

4. 后续访问：
   - MMU 查页表 → PA
   - L1 Cache hit → ~1 ns
   - L1 Cache miss → L2 hit → ~10 ns
   - L2 miss → L3 hit → ~30 ns
   - L3 miss → DRAM → ~60 ns

fork() 的内存复制路径：

1. copy_page_range() 被调用
   - 遍历父进程的每个 VMA
   - 复制页表（PTE）
   - 共享物理页面（引用计数 +1）
   - 设置只读位

2. COW 设置：
   - 父子共享同一物理页
   - 页面标记为只读
   - 写入触发 page fault

3. 写入时的 COW 处理：
   - Page fault → 检查 PTE
   - 发现只读 + 共享 → 分配新页
   - 复制旧页内容
   - 更新 PTE 为新页 + 可写
   - 继续执行写入

检测内存泄漏的工具对应关系：

1. /proc/status（运行时监控）：
   - RSS 持续增长 → 可能有泄漏
   - VmPeak 持续增长 → 确认泄漏

2. mtrace（glibc 内置）：
   - 记录所有 malloc/free
   - 找出未配对的分配

3. valgrind（全面检测）：
   - 跟踪所有 malloc/free/realloc
   - 报告泄漏的堆块
   - 报告 use-after-free

4. ASan（运行时检测）：
   - 编译时插桩
   - 检测越界访问
   - 检测 UAF
   - 比 valgrind 快 2~5x

5. massif（堆分析）：
   - 跟踪堆的使用
   - 找出峰值和趋势
   - 火焰图可视化

NUMA 系统中 malloc 的路径：

1. glibc 分配请求
   - 线程缓存 → arena

2. arena 分配物理页：
   - first touch：在线程当前运行的节点分配
   - mbind：可以绑定到特定节点

3. alloc_pages_node(node, ...):
   - 在指定节点从 buddy 分配
   - 如果节点内存不足，回退到其他节点

4. 页面迁移（numa_balancing）：
   - 如果页面和访问线程不在同一节点
   - kernel 自动迁移页面
   - 减少 NUMA 延迟

numa 感知的分配：
  #include <numa.h>
  numa_bind(&numa_all_nodes);
  // 后续分配在绑定的节点

文件读取的 Page Cache 路径：

1. read(fd, buf, 4096)
   - 查找 Page Cache（radix tree）

2. Cache miss：
   - 从 buddy 分配物理页
   - 从磁盘读取到 Page Cache
   - 复制到用户 Buffer

3. Cache hit：
   - 直接从 Page Cache 复制
   - 无磁盘 I/O

文件写入的 Page Cache 路径：

1. write(fd, buf, 4096)
   - 写入 Page Cache（标记为 dirty）
   - 立即返回（写回异步）

2. 定期 flush（pdflush）：
   - 把 dirty 页面写回磁盘
   - 更新 Page Cache 状态