linux环境内存分配原理 mallocinfo

Linux的虚拟内存管理有几个关键概念

Linux 虚拟地址空间如何分布?malloc和free是如何分配和释放内存?如何查看堆内内存的碎片情况?既然堆内内存brk和sbrk不能直接释放,为什么不全部使用 mmap 来分配,munmap直接释放呢 ?

Linux 的虚拟内存管理有几个关键概念:
1
、每个进程都有独立的虚拟地址空间,进程访问的虚拟地址并不是真正的物理地址;
2、虚拟地址可通过每个进程上的页表(在每个进程的内核虚拟地址空间)与物理地址进行映射,获得真正物理地址;
3、如果虚拟地址对应物理地址不在物理内存中,则产生缺页中断,真正分配物理地址,同时更新进程的页表;如果此时物理内存已耗尽,则根据内存替换算法淘汰部分页面至物理磁盘中。

一、Linux 虚拟地址空间如何分布?
Linux 使用虚拟地址空间,大大增加了进程的寻址空间,由低地址到高地址分别为
1、只读段:该部分空间只能读,不可写;(包括:代码段、rodata 段(C常量字符串和#define定义的常量) )
2、数据段:保存全局变量、静态变量的空间;
3、堆 :就是平时所说的动态内存, malloc/new 大部分都来源于此。其中堆顶的位置可通过函数 brk 和 sbrk 进行动态调整。
4、文件映射区域:如动态库、共享内存等映射物理空间的内存,一般是 mmap 函数所分配的虚拟地址空间。
5、栈:用于维护函数调用的上下文空间,一般为 8M ,可通过 ulimit –s 查看。
6、内核虚拟空间:用户代码不可见的内存区域,由内核管理(页表就存放在内核虚拟空间)。
下图是 32 位系统典型的虚拟地址空间分布(来自《深入理解计算机系统》)。

clip_image001

32 位系统有4G 的地址空间::

其中 0x08048000~0xbfffffff 是用户空间,0xc0000000~0xffffffff 是内核空间,包括内核代码和数据、与进程相关的数据结构(如页表、内核栈)等。另外,%esp 执行栈顶,往低地址方向变化;brk/sbrk 函数控制堆顶_edata往高地址方向变化

64位系统结果怎样呢? 64 位系统是否拥有 2^64 的地址空间吗?
事实上, 64 位系统的虚拟地址空间划分发生了改变:
1、地址空间大小不是2^32,也不是2^64,而一般是2^48。

因为并不需要 2^64 这么大的寻址空间,过大空间只会导致资源的浪费。64位Linux一般使用48位来表示虚拟地址空间,40位表示物理地址,
这可通过#cat  /proc/cpuinfo 来查看:
clip_image002
2、其中,0x0000000000000000~0x00007fffffffffff 表示用户空间, 0xFFFF800000000000~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF 表示内核空间,共提供 256TB(2^48) 的寻址空间。
这两个区间的特点是,第 47 位与 48~63 位相同,若这些位为 0 表示用户空间,否则表示内核空间。
3、用户空间由低地址到高地址仍然是只读段、数据段、堆、文件映射区域和栈

二、malloc和free是如何分配和释放内存?

如何查看进程发生缺页中断的次数

用# ps -o majflt,minflt -C program 命令查看

clip_image003

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。

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。

发成缺页中断后,执行了那些操作?

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
1、检查要访问的虚拟地址是否合法
2、查找/分配一个物理页
3、填充物理页内容(读取磁盘,或者直接置0,或者啥也不干)
4、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。

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)。

1、brk是将数据段(.data)的最高地址指针_edata往高地址推;

2、mmap是在进程的虚拟地址空间中(堆和栈中间,称为文件映射区域的地方)找一块空闲的虚拟内存

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:

情况一、malloc小于128k的内存,使用brk分配内存,将_edata往高地址推(只分配虚拟空间,不对应物理内存(因此没有初始化),第一次读/写数据时,引起内核缺页中断,内核才分配对应的物理内存,然后虚拟地址空间建立映射关系),如下图:

clip_image004

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。

情况二、malloc大于128k的内存,使用mmap分配内存,在堆和栈之间找一块空闲内存分配(对应独立内存,而且初始化为0),如下图:

clip_image005

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,这就是内存碎片产生的原因,什么时候紧缩看下面),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。

clip_image006

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。

三、如何查看堆内内存的碎片情况 ?

glibc 提供了以下结构和接口来查看堆内内存和 mmap 的使用情况。
struct mallinfo {
  int arena;            /* non-mmapped space allocated from system */
  int ordblks;         /* number of free chunks */
  int smblks;          /* number of fastbin blocks */
  int hblks;             /* number of mmapped regions */
  int hblkhd;           /* space in mmapped regions */
  int usmblks;        /* maximum total allocated space */
  int fsmblks;         /* space available in freed fastbin blocks */
  int uordblks;        /* total allocated space */
  int fordblks;         /* total free space */
  int keepcost;       /* top-most, releasable (via malloc_trim) space */
};

/*返回heap(main_arena)的内存使用情况,以 mallinfo 结构返回 */
struct mallinfo mallinfo();

/* 将heap和mmap的使用情况输出到stderr*/
void malloc_stats();

可通过以下例子来验证mallinfo和malloc_stats输出结果。
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <malloc.h>

size_t  heap_malloc_total, heap_free_total,mmap_total, mmap_count;

void print_info()
{
    struct mallinfo mi = mallinfo();
printf("count by itself:\n");
    printf("\theap_malloc_total=%lu heap_free_total=%lu heap_in_use=%lu\n\tmmap_total=%lu mmap_count=%lu\n",
              heap_malloc_total*1024, heap_free_total*1024, heap_malloc_total*1024-heap_free_total*1024,
              mmap_total*1024, mmap_count);
printf("count by mallinfo:\n");
printf("\theap_malloc_total=%lu heap_free_total=%lu heap_in_use=%lu\n\tmmap_total=%lu mmap_count=%lu\n",
             mi.arena, mi.fordblks, mi.uordblks,
             mi.hblkhd, mi.hblks);
printf("from malloc_stats:\n");
malloc_stats();
}

#define ARRAY_SIZE 200
int main(int argc, char** argv)
{
    char** ptr_arr[ARRAY_SIZE];
    int i; 
    for( i = 0; i < ARRAY_SIZE; i++)
    {
            ptr_arr[i] = malloc(i * 1024); 
            if ( i < 128)                                      //glibc默认128k以上使用mmap
            {
                    heap_malloc_total += i;
            }
            else
            {
                    mmap_total += i;
                   mmap_count++;
            }
    } 
    print_info();

    for( i = 0; i < ARRAY_SIZE; i++)
    {
           if ( i % 2 == 0)
                continue;
           free(ptr_arr[i]);

           if ( i < 128)
           {
                   heap_free_total += i;
           }
           else
           {
                  mmap_total -= i;
                  mmap_count--;
           }
    } 
    printf("\nafter free\n");
    print_info();

    return 1;
}

该例子第一个循环为指针数组每个成员分配索引位置 (KB) 大小的内存块,并通过 128 为分界分别对 heap 和 mmap 内存分配情况进行计数;
第二个循环是 free 索引下标为奇数的项,同时更新计数情况。通过程序的计数与mallinfo/malloc_stats 接口得到结果进行对比,并通过 print_info打印到终端。

下面是一个执行结果:
count by itself:
        heap_malloc_total=8323072 heap_free_total=0 heap_in_use=8323072
        mmap_total=12054528 mmap_count=72
count by mallinfo:
        heap_malloc_total=8327168 heap_free_total=2032 heap_in_use=8325136
        mmap_total=12238848 mmap_count=72

from malloc_stats:
Arena 0:
system bytes     =    8327168
in use bytes     =    8325136
Total (incl. mmap):
system bytes     =   20566016
in use bytes     =   20563984
max mmap regions =         72
max mmap bytes   =   12238848

after free
count by itself:
        heap_malloc_total=8323072 heap_free_total=4194304 heap_in_use=4128768
        mmap_total=6008832 mmap_count=36

count by mallinfo:
        heap_malloc_total=8327168 heap_free_total=4197360 heap_in_use=4129808
        mmap_total=6119424 mmap_count=36

from malloc_stats:
Arena 0:
system bytes     =    8327168
in use bytes     =    4129808
Total (incl. mmap):
system bytes     =   14446592
in use bytes     =   10249232
max mmap regions =         72
max mmap bytes   =   12238848

由上可知,程序统计和mallinfo 得到的信息基本吻合,其中 heap_free_total 表示堆内已释放的内存碎片总和。
如果想知道堆内究竟有多少碎片,可通过 mallinfo 结构中的 fsmblks 、smblks 、ordblks 值得到,这些值表示不同大小区间的碎片总个数,这些区间分别是 0~80 字节,80~512 字节,512~128k。如果 fsmblks 、 smblks 的值过大,那碎片问题可能比较严重了。
不过, mallinfo 结构有一个很致命的问题,就是其成员定义全部都是 int ,在 64 位环境中,其结构中的 uordblks/fordblks/arena/usmblks 很容易就会导致溢出,应该是历史遗留问题,使用时要注意

四、既然堆内内存brk和sbrk不能直接释放,为什么不全部使用 mmap 来分配,munmap直接释放呢?
既然堆内碎片不能直接释放,导致疑似“内存泄露”问题,为什么 malloc 不全部使用 mmap 来实现呢(mmap分配的内存可以会通过 munmap 进行 free ,实现真正释放)?而是仅仅对于大于 128k 的大块内存才使用 mmap ?

其实,进程向 OS 申请和释放地址空间的接口 sbrk/mmap/munmap 都是系统调用,频繁调用系统调用都比较消耗系统资源的。并且, mmap 申请的内存被 munmap 后,重新申请会产生更多的缺页中断。例如使用 mmap 分配 1M 空间,第一次调用产生了大量缺页中断 (1M/4K 次 ) ,当munmap 后再次分配 1M 空间,会再次产生大量缺页中断。缺页中断是内核行为,会导致内核态CPU消耗较大。另外,如果使用 mmap 分配小内存,会导致地址空间的分片更多,内核的管理负担更大。
同时堆是一个连续空间,并且堆内碎片由于没有归还 OS ,如果可重用碎片,再次访问该内存很可能不需产生任何系统调用和缺页中断,这将大大降低 CPU 的消耗。 因此, glibc 的 malloc 实现中,充分考虑了 sbrk 和 mmap 行为上的差异及优缺点,默认分配大块内存 (128k) 才使用 mmap 获得地址空间,也可通过 mallopt(M_MMAP_THRESHOLD, <SIZE>) 来修改这个临界值。

五、如何查看进程的缺页中断信息?
可通过以下命令查看缺页中断信息
ps -o majflt,minflt -C <program_name>
ps -o majflt,minflt -p <pid>
其中:: majflt 代表 major fault ,指大错误;

           minflt 代表 minor fault ,指小错误。

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。
其中 majflt 与 minflt 的不同是::

        majflt 表示需要读写磁盘,可能是内存对应页面在磁盘中需要load 到物理内存中,也可能是此时物理内存不足,需要淘汰部分物理页面至磁盘中。

参看:: http://blog.163.com/xychenbaihu@yeah/blog/static/132229655201210975312473/

六、除了 glibc 的 malloc/free ,还有其他第三方实现吗?

其实,很多人开始诟病 glibc 内存管理的实现,特别是高并发性能低下和内存碎片化问题都比较严重,因此,陆续出现一些第三方工具来替换 glibc 的实现,最著名的当属 google 的tcmalloc和facebook 的jemalloc 。
网上有很多资源,可以自己查(只用使用第三方库,代码不用修改,就可以使用第三方库中的malloc)。

参考资料:
《深入理解计算机系统》第 10 章
http://www.kernel.org/doc/Documentation/x86/x86_64/mm.txt

https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-lvm64/

http://www.kerneltravel.net/journal/v/mem.htm

http://blog.csdn.net/baiduforum/article/details/6126337

http://www.nosqlnotes.net/archives/105

http://www.man7.org/linux/man-pages/man3/mallinfo.3.html

原文地址:http://blog.163.com/xychenbaihu@yeah/blog/static/132229655201210975312473/

 

测试程序代码

#include <malloc.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <iostream>

static void
display_mallinfo(void)
{
    struct mallinfo mi;

   mi = mallinfo();

    printf("Total non-mmapped bytes (arena):       %d\n", mi.arena);
    printf("# of free chunks (ordblks):            %d\n", mi.ordblks);
    printf("# of free fastbin blocks (smblks):     %d\n", mi.smblks);
    printf("# of mapped regions (hblks):           %d\n", mi.hblks);
    printf("Bytes in mapped regions (hblkhd):      %d\n", mi.hblkhd);
    printf("Max. total allocated space (usmblks):  %d\n", mi.usmblks);
    printf("Free bytes held in fastbins (fsmblks): %d\n", mi.fsmblks);
    printf("Total allocated space (uordblks):      %d\n", mi.uordblks);
    printf("Total free space (fordblks):           %d\n", mi.fordblks);
    printf("Topmost releasable block (keepcost):   %d\n", mi.keepcost);
}

int
main(int argc, char *argv[])
{
#define MAX_ALLOCS 2000000
    char *alloc[MAX_ALLOCS];
    int numBlocks, j, freeBegin, freeEnd, freeStep;
    size_t blockSize;

   if (argc < 3 || strcmp(argv[1], "--help") == 0)
   {
        printf("%s num-blocks block-size [free-step [start-free "
                "[end-free]]]\n", argv[0]);
        return 0;
   }
    numBlocks = atoi(argv[1]);
    blockSize = atoi(argv[2]);
    freeStep = (argc > 3) ? atoi(argv[3]) : 1;
    freeBegin = (argc > 4) ? atoi(argv[4]) : 0;
    freeEnd = (argc > 5) ? atoi(argv[5]) : numBlocks;

   printf("============== Before allocating blocks ==============\n");
    display_mallinfo();

   for (j = 0; j < numBlocks; j++) {
        if (numBlocks >= MAX_ALLOCS)
            std::cout<<"Too many allocations"<<std::endl;

       alloc[j] = (char *)malloc(blockSize);
        if (alloc[j] == NULL)
            std::cout<<"malloc"<<std::endl;
    }

   printf("\n============== After allocating blocks ==============\n");
    display_mallinfo();

   for (j = freeBegin; j < freeEnd; j += freeStep)
   {
        free(alloc[j]);
   }
   printf("\n============== After freeing blocks ==============\n");
    display_mallinfo();

   exit(EXIT_SUCCESS);
}

 

 

=====================上面是拷贝别人的基础知识,有了基础才好继续领悟========================

 

1.通过gdb查找main的栈起始地址(可以考虑增加一个全局变量,在它调用构造函数时记录下其地址。)

操作系统栈的地址分配是每个程序分配127T(64位)虚拟内存,程序看到的只是虚拟地址,任何程序线程栈入口都是接近0x7fffffffffff(由0x7fffffffffff加上一个随机值)。 进入main函数时的栈指针并不是真正栈起始地址,因为编译器添加的其他准备代码处理在调用到main之前已经消耗一部分的栈空间。

2.进一步考虑

由于虚拟内存的存在,系统整理内存也就成为可能。 分析即使系统内存整理调整后,虚拟内存的地址也不会变,各个线程的栈内存也应该不会发生变化,只是每个内存页对应的物理内存发生变化。
进程启动后增加各个线程栈起始地址打印,应该可以用于某些core之后无栈问题的定位。

posted @ 2016-06-27 23:23 dzqabc 阅读(...) 评论(...) 编辑 收藏