一、问题的引入
对于同一页物理内存，buddy系统可以分配给内核，也可以分配给用户空间，那么分配给内核的页面还给buddy系统后，页面的数据并没有清除，这时再把该物理页面分配给用户空间，那么用户空间不就可以读写该页面的数据了吗？这样内核数据就泄露了呀。
二、物理页面清0
I）用户空间申请2页内存后，发生：
- 虚拟地址空间分配2页，修改heap对应VMA节点(权限为r+w)；
- 修改页表，将两虚拟页对应的页表项修改为一个固定的全0物理页（该全0物 理页是在开机时确定的），权限为r--。如果这时读这两页的内存，全部都是0，一 切正常。（引申问题II）
II）写第一页，发生:
- MMU检查该页只有r权限，发生page fault（minor，非major）；
- 内核收到page fault后查看VMA，发现对应VMA记录的r+w权限；
- 分配一个物理页修改第一页对应的页表项，并且copy原全0页面的内容，也就 是完成了新物理页的清0，该过程即COW（Copy On Write）；（引申问题III）
- 然后返回用户态，重新执行引起page fault的指令，也即该指令实际执行两次。
- 此时第二页的页表信息没有发生变化，还是对应全0页面。
III）写第二页，发生与II）相同过程。
以上就是内存分配的lazy机制。
三、问题结论
所以用户态从buddy系统申请到的页面都是清0的，但是清0是COW机制做的，与其他没有任何关系。所以内核释放的页面重新分配给用户态，用户态是不会读到内核数据的，因为用户态拿到的页面都是清0的。
四、引申
I）用户空间申请内存比如malloc，根据上面的分析，已经是0了，不需要memset(addr, 0, len)初始化。
答：错误。
- Buddy系统是按页分配的大内存。而实际编程中都是申请小内存，如果直接从Buddy分配一页使用，浪费严重；
- 所以libc库对内存进行了二级管理：libc库从buddy申请内存后，切出一块申请大小分配给用户，剩余部分管理起来，后面再切分给新申请；用户释放内存后，在没有达到收缩门限（一般为128K）的情况下，该内存不会还给buddy系统，继续由libc库管理；
- 这时用户再申请内存，优先从libc库管理的内存中分配，这时申请到的内存不是从buddy系统来，还残留着上次写入的数据（叫就地分配）；如果libc管理的内存分配不出那么大内存，只好再从buddy系统申请内存，这时的内存是全0。
- 由于没办法判断申请到的内存是libc库现有管理的内存，还是从buddy新申请的内存，所以最好的办法是每次用memset初始化。
- 以上以malloc为例讲解。libc另外一个申请内存api为calloc，calloc函数会将申请到的内存清0，而且只是将申请到的内存清0，不是将整个页面清0，即calloc=malloc+memset。
II）修改VMA节点和页表修改先后顺序不确定
III)cow具体过程没有想明白，从全0页面拷贝到新页面，那么需要两个虚拟页表项，全0页面本来有一个页表项，那么新页面对应哪个页表项呢？临时找一个？先拷贝完再修改原页表项，还是先修改再拷贝？
答：内核空间会新页面建立一个临时页表项，然后把旧页数据完全拷贝到新页，最后把原页表项修改为新页面的地址。这个临时页表项，用户态是看不到的。
IV）以上是用户态的情况，kmalloc和vmalloc申请内存不会有lazy机制，新页面是立即映射的，那么也是从全0页面拷贝清0的吗？
答：不需要清0。kzalloc和vzlloc是kmalloc和vmalloc的清0版本。
V）栈空间呢？
栈空间是在进程装载是就已经确定地址和大小的。所以也符合上述分析，lazy机制，新页清0，在运行过程中，新的函数调用使用的栈内存也有可能是前面用过的栈内存，有数据残留。
参考资料
链接：http://www.runoob.com/cprogramming/c-memory-management.html
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序号 |
函数和描述 |
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1 |
void *calloc(int num, int size); |
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2 |
void free(void *address); |
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3 |
void *malloc(int num); |
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4 |
void *realloc(void *address, int newsize); a) 可能的话，扩张或收缩 ptr 所指向的已存在内存。内容在新旧大小中的较小者范围内保持不变。若扩张范围，则数组新增部分的内容是未定义的。 b) 分配一个大小为 new_size 字节的新内存块，并复制大小等于新旧大小中较小者的内存区域，然后释放旧内存块。 |