當一個程序發生缺頁中斷的時候，程序會陷入核心態，執行以下操作： 
1、檢查要訪問的虛擬地址是否合法 
2、查詢/分配一個物理頁 
3、填充物理頁內容（讀取磁碟，或者直接置0，或者啥也不幹） 
4、建立對映關係（虛擬地址到實體地址） 
重新執行發生缺頁中斷的那條指令 
如果第3步，需要讀取磁碟，那麼這次缺頁中斷就是majflt，否則就是minflt。 

記憶體分配的原理

從作業系統角度來看，程序分配記憶體有兩種方式，分別由兩個系統呼叫完成：brk和mmap（不考慮共享記憶體）。

1、brk是將資料段(.data)的最高地址指標_edata往高地址推；

2、mmap是在程序的虛擬地址空間中（堆和棧中間，稱為檔案對映區域的地方）找一塊空閒的虛擬記憶體

。

     這兩種方式分配的都是虛擬記憶體，沒有分配實體記憶體。在第一次訪問已分配的虛擬地址空間的時候，發生缺頁中斷，作業系統負責分配實體記憶體，然後建立虛擬記憶體和實體記憶體之間的對映關係。

在標準C庫中，提供了malloc/free函式分配釋放記憶體，這兩個函式底層是由brk，mmap，munmap這些系統呼叫實現的。

下面以一個例子來說明記憶體分配的原理：

情況一、malloc小於128k的記憶體，使用brk分配記憶體，將_edata往高地址推(只分配虛擬空間，不對應實體記憶體(因此沒有初始化)，第一次讀/寫資料時，引起核心缺頁中斷，核心才分配對應的實體記憶體，然後虛擬地址空間建立對映關係)，如下圖：

1、程序啟動的時候，其（虛擬）記憶體空間的初始佈局如圖1所示。       其中，mmap記憶體對映檔案是在堆和棧的中間（例如libc-2.2.93.so，其它資料檔案等），為了簡單起見，省略了記憶體對映檔案。       _edata指標（glibc裡面定義）指向資料段的最高地址。 
2、程序呼叫A=malloc(30K)以後，記憶體空間如圖2：       malloc函式會呼叫brk系統呼叫，將_edata指標往高地址推30K，就完成虛擬記憶體分配。       你可能會問：只要把_edata+30K就完成記憶體分配了？       事實是這樣的，_edata+30K只是完成虛擬地址的分配，A這塊記憶體現在還是沒有物理頁與之對應的，等到程序第一次讀寫A這塊記憶體的時候，發生缺頁中斷，這個時候，核心才分配A這塊記憶體對應的物理頁。也就是說，如果用malloc分配了A這塊內容，然後從來不訪問它，那麼，A對應的物理頁是不會被分配的。 
3、程序呼叫B=malloc(40K)以後，記憶體空間如圖3。

情況二、malloc大於128k的記憶體，使用mmap分配記憶體，在堆和棧之間找一塊空閒記憶體分配(對應獨立記憶體，而且初始化為0)，如下圖：

4、程序呼叫C=malloc(200K)以後，記憶體空間如圖4：       預設情況下，malloc函式分配記憶體，如果請求記憶體大於128K（可由M_MMAP_THRESHOLD選項調節），那就不是去推_edata指標了，而是利用mmap系統呼叫，從堆和棧的中間分配一塊虛擬記憶體。       這樣子做主要是因為::       brk分配的記憶體需要等到高地址記憶體釋放以後才能釋放（例如，在B釋放之前，A是不可能釋放的，這就是記憶體碎片產生的原因，什麼時候緊縮看下面），而mmap分配的記憶體可以單獨釋放。 當然，還有其它的好處，也有壞處，再具體下去，有興趣的同學可以去看glibc裡面malloc的程式碼了。 
5、程序呼叫D=malloc(100K)以後，記憶體空間如圖5；
6、程序呼叫free(C)以後，C對應的虛擬記憶體和實體記憶體一起釋放。

7、程序呼叫free(B)以後，如圖7所示：         B對應的虛擬記憶體和實體記憶體都沒有釋放，因為只有一個_edata指標，如果往回推，那麼D這塊記憶體怎麼辦呢？ 當然，B這塊記憶體，是可以重用的，如果這個時候再來一個40K的請求，那麼malloc很可能就把B這塊記憶體返回回去了。 
8、程序呼叫free(D)以後，如圖8所示：         B和D連線起來，變成一塊140K的空閒記憶體。 9、預設情況下：        當最高地址空間的空閒記憶體超過128K（可由M_TRIM_THRESHOLD選項調節）時，執行記憶體緊縮操作（trim）。在上一個步驟free的時候，發現最高地址空閒記憶體超過128K，於是記憶體緊縮，變成圖9所示。