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简单介绍内存管理的基本概念和Linux上分配内存机制。 1 基本概念 1.1 地址 *） 逻辑地址： 指由程序产生的与段相关的偏移地址部分。在C语言指针中，读取指针变量本身值(&操作),实际上这个值就是逻辑地址，它是相对于你当前进程数据段的地址。而数据段的基地址保存在全局描述符表/局部描述符表中。 *） 线性地址： 段中的偏移地址，加上相应段的基地址就生成一个线性地址。是个中间值。 *） 物理地址： 寻址总线上的地址。 *） 虚拟地址： 保护模式下段和段内偏移量组成的地址。而逻辑地址就是代码段内的偏移量，或称进程的逻辑地址。 1.2 内存 *） 虚拟内存： 计算机系统内存管理的一种技术。它使得应用程序认为它拥有连续的可用内存，而实际上，他通常被分隔成多个物理内存碎片，还有部分暂时储存在外部磁盘的存储 器上，在需要的时候进行数据交换。与没有使用虚拟内存技术的系统相比，使用这种技术的系统使得大型程序的编写变得更容易，对真正的物理内存的使用也更有效 率。 *） 物理内存： 实际的内存。物理地址被分成离散的单元，成为页(page)。目前大多数系统的页面大小都为4k。 1.3 地址转换 Linux采用段页式管理机制，有两个部件用于地址转换：分段部件和分页部件。 *） 分段部件： 将逻辑地址转换成线性地址。分段提供了隔绝各个代码，数据和堆栈区域的机制。因此多个程序可以同时运行在一个处理器上而不会相互干扰。 *） 分页部件： 将线性地址转换成物理地址(页表和页目录)，若没有分页机制，那么线性地址就是物理地址。 2 内存分配 malloc/kmalloc/vmalloc的区别： *） kmalloc和vmalloc分配的是内核空间的内存。malloc分配的是用户空间的内存。 *） kmalloc保证分配的内存在物理上是连续的，vmalloc保证的是在虚拟地址空间上是连续的。 *） kmalloc申请的内存比较小，一般小于128K，它是基于slab(内存池)的，以加快小内存的申请效率。 3 常见问题 3.1 调用malloc函数后，OS会马上分配物理内存吗？ 当使用malloc申请内存时，函数只会返回一个虚拟地址，待进程要使用内存时，OS会发出一个缺页中断，此时，内存管理模块才会为进程分配真正的内存。 3.2 段式管理和页式管理的优缺点 在段式存储管理中，将程序的地址空间划分为若干个段(segment),这样每个进程有一个二维的地址空间，相互独立，互不干扰。程序通过分段划分为多个 模块，如代码段，数据段，共享段和堆栈段等。这样做的优点是：可以分别编写和编译源程序的一个文件，并且可以针对不同类型的段采取不同的保护，也可以按段 为断为单位进行共享。段式存储的优点是：没有内碎片，外碎片可以通过内存紧缩来消除，便于实现内存共享。 在页式存储管理中，将程序的逻辑地址空间划分为固定大小的页，而物理内存同样划分为固定大小的页框。程序加载时，可将任意一页放入内存中的任意一个页框， 这些页框不必连续，从而实现了离散分配。这种管理方式的优点是：没有外碎片，且一个程序不必连续存放，这样就便于改变程序占用空间的大小。 页式和段式系统有许多相似之处。例如，两者都采用离散的分配方式，且都通过地址映射机构来实现地址变换。但概念上还是有许多区别，主要表现在： *） 页是信息的物理单位，分页是为了实现离散分配方式，以减少内存的外零头，提高内存的利用率。或者说，分页只是由于系统管理的需要，而不是用户的需要。段是信息的逻辑单位，它含有一组其意义相对完整的信息。分段的目的是为了更好的满足用户的需要。 *） 页的大小固定且有系统决定，吧逻辑地址划分为也好和页内地址两部分，是由机器硬件实现的。段的长度是不固定的，且决定于用户编写的程序，通常由编译系统在对源程序进行编译时根据信息的性质来划分。 *） 页式系统地址空间是一维的，即单一的线性地址空间。程序员只需利用一个标识符，就可以表示一个地址。分段的作业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既需给出段名，又需给出段内地址。 3.3 malloc什么情况下调用mmap？ 从操作系统的角度来看，进程分配内存有两种方式，分别由两个系统调用完成：brk/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(一般是队和栈中间)找一块空闲的。这两种分配方式都是分配的虚拟内存，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，然后建立虚拟和物理内存之间的映射关系。 在标准的C库中，提供了malloc/free函数分配和释放内存，这两个函数底层是由mmap/brk和munmap这些系统调用实现的。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)，那就不去推_edata指针，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，而mmap分配的内存可以单 独释放。 3.4 32位系统，通常情况下，最大虚拟地址和物理地址空间是多少？ 不是用PAE的情况下，最大虚拟地址和物理地址空间均为4G，若使用PAE，则最大虚拟地址空间仍为4G，而物理地址空间可变为64G（x86,32位变36位）。 4 举例说明内存分配原理 *) 进程启动的时候，其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。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。 *) 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，就完成虚拟地 址分配。这里，只是把_edata指针往高推了30K，A这块内存现在还是没有相应的物理页与之对应。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，如果使用malloc分配了A，但是从来不访问A，那么，A对应的物理页是不会被分配的。 *) 进程调用B(malloc(40K))之后，内存空间如图3。 *) 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，如果请求的内存空间大于128K，那么就不去推高_edata指针，而是利用mmap系统调用，从堆和栈的中间分配一块虚拟内存。 *) 进程调用D(malloc(100K))以后，内存空间如图5。 *) 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。如图6。 *) 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就不好办了。B这块内存是可以重用的。如果这个时候在来一个40K的请求，那么malloc很可能把B这块内存返回回去了。 *) 进程调用free(D)以后，如果8所示。B和D连接起来，变成一块140K的空闲内存。 *) 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，发现最高地址空闲超过128K，于是内存紧缩，如图9所示。 5 案例 5.1 问题现象 压力测试过程中，出现进程的系统态CPU消耗20，用户态CPU消耗10，系统IDLE大约70，而使用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。 5.2 问题分析 清楚内存分配的原理，那么被测模块在内核态CPU消耗高的原因就清楚了。代码中，每次请求来都malloc一块2M的内存，默认情况下，malloc调用mmap(大于128K)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10000多次的minflt，这些缺页中断不需要读取磁盘。缺页中断在内核态执行，因此进程在内核态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)，而整条请求处理时间为1000us，占的比重很小。 5.3 解决办法 将动态分配内存改为静态分配内存。或者在启动的时候，用malloc为每个线程分配，然后保存在threaddata里面。但是，由于模块的特殊性(具体不清楚),不能够使用静态分配或者给每个线程分配。另外，Linux下默认栈的大小限制为10M，如果在栈上分配几M的内存，风险很大。 解决方法如下： 禁用malloc调用mmap分配内存，禁止内存紧缩。 在进程启动的时候，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); // 禁用内存紧缩 加入这两行代码后，使用ps命令观察，压力稳定后，majflt和minflt的增量都为0。 | 
