Linux虚拟内存管理(glibc)
在使用mysql作为DB开发的兑换券系统中,随着分区表的不断创建,发现mysqld出现了疑似“内存泄露”现象,但通过 valgrind 等工具检测后,并没发现类似的问题(最终原因是由于glibc的内存碎片造成)。
因此,需要深入学习 Linux 的虚拟内存管理方面的内容来解释这个现象;
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。
基于以上认识,进行了如下分析:
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》)。
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 /proc/cpuinfo 来查看
address sizes : 40 bits physical, 48 bits virtual
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?
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
#include
#include
#include
#include <sys/mman.h>
#include
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, ) 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
ps -o majflt,minflt -p
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。
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