在linux系统下，一块内存被C的free函数或者C++的delete函数显式释放后，释放掉的内存不一定马上交还给系统。简单地说，系统通过动态分配给进程的内存分为两部分: mmap和brk. mmap在进程的虚拟地址空间中找出一块空闲区域分配给进程，释放后马上归还给系统; brk在进程数据段内找到一块空闲区域给系统，是通过push _edata栈顶指针实现。两种情况下都不会直接分配物理内存，只有在访问虚拟空间地址产生缺页中断的时候才会建立虚拟地址与内存地址间的映射。brk分配的内存在被释放后，如果堆栈高地址的内存块没有释放，那么低地址内存块就算被free也不会归还给系统。这就是明明被显式free掉的内存仍然不在系统空闲内存列表中，而进程什么内存泄露都查不出来的原因。
解决DVP内存使用上涨的方法是强制系统在free掉图片buffer后将堆栈栈顶的内存区域强制归还给系统(称为一次内存紧缩)。为此，在代码内, free掉FRameBufMng后调用malloc_trim(0)即可。问题由此解决。
现象
1 压力测试过程中，发现被测对象性能不够理想，具体表现为：
进程的系统态CPU消耗20，用户态CPU消耗10，系统idle大约70
2 用ps -o majflt,minflt -C program命令查看，发现majflt每秒增量为0，而minflt每秒增量大于10000。
初步分析
majflt代表major fault，中文名叫大错误，minflt代表minor fault，中文名叫小错误。
这两个数值表示一个进程自启动以来所发生的缺页中断的次数。
当一个进程发生缺页中断的时候，进程会陷入内核态，执行以下操作：
检查要访问的虚拟地址是否合法
查找/分配一个物理页
填充物理页内容（读取磁盘，或者直接置0，或者啥也不干）
建立映射关系（虚拟地址到物理地址）
重新执行发生缺页中断的那条指令
如果第3步，需要读取磁盘，那么这次缺页中断就是majflt，否则就是minflt。
此进程minflt如此之高，一秒10000多次，不得不怀疑它跟进程内核态cpu消耗大有很大关系。
分析代码
查看代码，发现是这么写的：一个请求来，用malloc分配2M内存，请求结束后free这块内存。看日志，发现分配内存语句耗时10us，平均一条请求处理耗时1000us 。 原因已找到！
虽然分配内存语句的耗时在一条处理请求中耗时比重不大，但是这条语句严重影响了性能。要解释清楚原因，需要先了解一下内存分配的原理。
内存分配的原理
从操作系统角度来看，进程分配内存有两种方式，分别由两个系统调用完成：brk和mmap（不考虑共享内存）。brk是将数据段(.data)的最高地址指针_edata往高地址推，mmap是在进程的虚拟地址空间中（一般是堆和栈中间）找一块空闲的。这两种方式分配的都是虚拟内存，没有分配物理内存。在第一次访问已分配的虚拟地址空间的时候，发生缺页中断，操作系统负责分配物理内存，然后建立虚拟内存和物理内存之间的映射关系。
在标准C库中，提供了malloc/free函数分配释放内存，这两个函数底层是由brk，mmap，munmap这些系统调用实现的。
下面以一个例子来说明内存分配的原理：
1进程启动的时候，其（虚拟）内存空间的初始布局如图1所示。其中，mmap内存映射文件是在堆和栈的中间（例如libc-2.2.93.so，其它数据文件等），为了简单起见，省略了内存映射文件。_edata指针（glibc里面定义）指向数据段的最高地址。
2进程调用A=malloc(30K)以后，内存空间如图2：malloc函数会调用brk系统调用，将_edata指针往高地址推30K，就完成虚拟内存分配。你可能会问：只要把_edata+30K就完成内存分配了？事实是这样的，_edata+30K只是完成虚拟地址的分配，A这块内存现在还是没有物理页与之对应的，等到进程第一次读写A这块内存的时候，发生缺页中断，这个时候，内核才分配A这块内存对应的物理页。也就是说，如果用malloc分配了A这块内容，然后从来不访问它，那么，A对应的物理页是不会被分配的。
3进程调用B=malloc(40K)以后，内存空间如图3.
4进程调用C=malloc(200K)以后，内存空间如图4：默认情况下，malloc函数分配内存，如果请求内存大于128K（可由M_MMAP_THRESHOLD选项调节），那就不是去推_edata指针了，而是利用mmap系统调用，从堆和栈的中间分配一块虚拟内存。这样子做主要是因为brk分配的内存需要等到高地址内存释放以后才能释放（例如，在B释放之前，A是不可能释放的），而mmap分配的内存可以单独释放。当然，还有其它的好处，也有坏处，再具体下去，有兴趣的同学可以去看glibc里面malloc的代码了。
5进程调用D=malloc(100K)以后，内存空间如图5.
6进程调用free(C)以后，C对应的虚拟内存和物理内存一起释放
7进程调用free(B)以后，如图7所示。B对应的虚拟内存和物理内存都没有释放，因为只有一个_edata指针，如果往回推，那么D这块内存怎么办呢？当然，B这块内存，是可以重用的，如果这个时候再来一个40K的请求，那么malloc很可能就把B这块内存返回回去了。
8进程调用free(D)以后，如图8所示。B和D连接起来，变成一块140K的空闲内存。
9默认情况下：当最高地址空间的空闲内存超过128K（可由M_TRIM_THRESHOLD选项调节）时，执行内存紧缩操作（trim）。在上一个步骤free的时候，发现最高地址空闲内存超过128K，于是内存紧缩，变成图9所示。
真相大白
说完内存分配的原理，那么被测模块在内核态cpu消耗高的原因就很清楚了：每次请求来都malloc一块2M的内存，默认情况下，malloc调用mmap分配内存，请求结束的时候，调用munmap释放内存。假设每个请求需要6个物理页，那么每个请求就会产生6个缺页中断，在2000的压力下，每秒就产生了10000多次缺页中断，这些缺页中断不需要读取磁盘解决，所以叫做minflt；缺页中断在内核态执行，因此进程的内核态cpu消耗很大。缺页中断分散在整个请求的处理过程中，所以表现为分配语句耗时（10us）相对于整条请求的处理时间（1000us）比重很小。
解决办法
将动态内存改为静态分配，或者启动的时候，用malloc为每个线程分配，然后保存在threaddata里面。但是，由于这个模块的特殊性，静态分配，或者启动时候分配都不可行。另外，Linux下默认栈的大小限制是10M，如果在栈上分配几M的内存，有风险。
禁止malloc调用mmap分配内存，禁止内存紧缩。
在进程启动时候，加入以下两行代码：
mallopt(M_MMAP_MAX, 0); // 禁止malloc调用mmap分配内存
mallopt(M_TRIM_THRESHOLD, -1); // 禁止内存紧缩
效果：加入这两行代码以后，用ps命令观察，压力稳定以后，majlt和minflt都为0。进程的系统态cpu从20降到10。
小结
可以用命令ps -o majflt minflt -C program来查看进程的majflt, minflt的值，这两个值都是累加值，从进程启动开始累加。在对高性能要求的程序做压力测试的时候，我们可以多关注一下这两个值。
如果一个进程使用了mmap将很大的数据文件映射到进程的虚拟地址空间，我们需要重点关注majflt的值，因为相比minflt，majflt对于性能的损害是致命的，随机读一次磁盘的耗时数量级在几个毫秒，而minflt只有在大量的时候才会对性能产生影响
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