glibc内存管理那些事儿

Linux内存空间简介

32位Linux平台下进程虚拟地址空间分布如下图:

进程虚拟地址空间分布

图中，0xC0000000开始的最高1G空间是内核地址空间，剩下3G空间是用户态空间。用户态空间从上到下依次为stack栈(向下增长)、mmap(匿名文件映射区)、Heap堆(向上增长)、bss数据段、数据段、只读代码段。

其中，Heap区是程序的动态内存区，同时也是C++内存泄漏的温床。malloc、free均发生在这个区域。本文将简单介绍下glibc在动态内存管理方面的机制，抛砖引玉，希望能和大家多多交流。

Linux提供了如下几个系统调用，用于内存分配：

brk()/sbrk() // 通过移动Heap堆顶指针brk，达到增加内存目的
mmap()/munmap() // 通过文件影射的方式，把文件映射到mmap区

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。

那么，既然brk、mmap提供了内存分配的功能，直接使用brk、mmap进行内存管理不是更简单吗，为什么需要glibc呢？ 我们知道，系统调用本身会产生软中断，导致程序从用户态陷入内核态，比较消耗资源。试想，如果频繁分配回收小块内存区，那么将有很大的性能耗费在系统调用中。因此，为了减少系统调用带来的性能损耗，glibc采用了内存池的设计，增加了一个代理层，每次内存分配，都优先从内存池中寻找，如果内存池中无法提供，再向操作系统申请。

一切计算机的问题都可以通过加层的方式解决。

glibc的内存分配回收策略

glibc中malloc内存分配逻辑如下是:

malloc

• 分配内存 < DEFAULT_MMAP_THRESHOLD，走__brk，从内存池获取，失败的话走brk系统调用
• 分配内存 > DEFAULT_MMAP_THRESHOLD，走__mmap，直接调用mmap系统调用

其中，DEFAULT_MMAP_THRESHOLD默认为128k，可通过mallopt进行设置。 重点看下小块内存(size > DEFAULT_MMAP_THRESHOLD)的分配，glibc使用的内存池如下图示：

内存池

内存池保存在bins这个长128的数组中，每个元素都是一双向个链表。其中：

• bins[0]目前没有使用
• bins[1]的链表称为unsorted_list，用于维护free释放的chunk。
• bins[2,63)的区间称为small_bins，用于维护＜512字节的内存块，其中每个元素对应的链表中的chunk大小相同，均为index*8。
• bins[64,127)称为large_bins，用于维护>512字节的内存块，每个元素对应的链表中的chunk大小不同，index越大，链表中chunk的内存大小相差越大，例如: 下标为64的chunk大小介于[512, 512+64)，下标为95的chunk大小介于[2k+1,2k+512)。同一条链表上的chunk，按照从小到大的顺序排列。

chunk数据结构

chunk结构

glibc在内存池中查找合适的chunk时，采用了最佳适应的伙伴算法。举例如下：

1. 如果分配内存<512字节，则通过内存大小定位到smallbins对应的index上(floor(size/8))
   • 如果smallbins[index]为空，进入步骤3
   • 如果smallbins[index]非空，直接返回第一个chunk
2. 如果分配内存>512字节，则定位到largebins对应的index上
   • 如果largebins[index]为空，进入步骤3
   • 如果largebins[index]非空，扫描链表，找到第一个大小最合适的chunk，如size=12.5K，则使用chunk B，剩下的0.5k放入unsorted_list中
3. 遍历unsorted_list，查找合适size的chunk，如果找到则返回；否则，将这些chunk都归类放到smallbins和largebins里面
4. index++从更大的链表中查找，直到找到合适大小的chunk为止，找到后将chunk拆分，并将剩余的加入到unsorted_list中
5. 如果还没有找到，那么使用top chunk
6. 或者，内存<128k，使用brk；内存>128k，使用mmap获取新内存

top chunk 如下图示: top chunk是堆顶的chunk，堆顶指针brk位于top chunk的顶部。移动brk指针，即可扩充top chunk的大小。当top chunk大小超过128k(可配置)时，会触发malloc_trim操作，调用sbrk(-size)将内存归还操作系统。

chunk分布图

free释放内存时，有两种情况：

1. chunk和top chunk相邻，则和top chunk合并
2. chunk和top chunk不相邻，则直接插入到unsorted_list中

内存碎片

以上图chunk分布图为例，按照glibc的内存分配策略，我们考虑下如下场景(假设brk其实地址是512k)：

1. malloc 40k内存，即chunkA，brk = 512k + 40k = 552k
2. malloc 50k内存，即chunkB，brk = 552k + 50k = 602k
3. malloc 60k内存，即chunkC，brk = 602k + 60k = 662k
4. free chunkA。

此时，由于brk = 662k，而释放的内存是位于[512k, 552k]之间，无法通过移动brk指针，将区域内内存交还操作系统，因此，在[512k, 552k]的区域内便形成了一个内存空洞 ---- 内存碎片。 按照glibc的策略，free后的chunkA区域由于不和top chunk相邻，因此，无法和top chunk 合并，应该挂在unsorted_list链表上。

glibc实现的一些重要结构

glibc中用于维护空闲内存的结构体是malloc_state，其主要定义如下:

struct malloc_state {
    mutex_t mutex; // 并发编程下锁的竞争
    mchunkptr        top; // top chunk
    unsigned int     binmap[BINMAPSIZE]; // bitmap，加快bins中chunk判定
    mchunkptr        bins[NBINS * 2 - 2]; // bins，上文所述
    mfastbinptr      fastbinsY[NFASTBINS]; // fastbins，类似bins，维护的chunk更小(80字节的chunk链表)
...
}
static struct malloc_state main_arena; // 主arena

多线程下的竞争抢锁

并发条件下，main_arena引发的竞争将会成为限制程序性能的瓶颈所在，因此glibc采用了多arena机制，线程A分配内存时获取main_arena锁成功，将在main_arena所管理的内存中分配；此时线程B获取main_arena失败，glibc会新建一个arena1，此次内存分配从arena1中进行。 这种策略，一定程度上解决了多线程下竞争的问题；但是随着arena的增多，内存碎片出现的可能性也变大了。例如，main_arena中有10k、20k的空闲内存，线程B要获取20k的空闲内存，但是获取main_arena锁失败，导致留下20k的碎片，降低了内存使用率。

普通arena的内部结构:

普通arena结构

1. 一个arena由多个Heap构成
2. 每个Heap通过mmap获得，最大为1M，多个Heap间可能不相邻
3. Heap之间有prev指针指向前一个Heap
4. 最上面的Heap，也有top chunk

每个Heap里面也是由chunk组成，使用和main_arena完全相同的管理方式管理空闲chunk。 多个arena之间是通过链表连接的。如下图:

arena链表

main arena和普通arena的区别 main_arena是为一个使用brk指针的arena，由于brk是堆顶指针，一个进程中只可能有一个，因此普通arena无法使用brk进行内存分配。普通arena建立在mmap的机制上，内存管理方式和main_arena类似，只有一点区别，普通arena只有在整个arena都空闲时，才会调用munmap把内存还给操作系统。

一些特殊情况的分析

根据上文所述，glibc在调用malloc_trim时，需要满足如下2个条件：

1. size(top chunk) > 128K
2. brk = top chunk->base + size(top chunk)

假设，brk指针上面的空间已经被占用，无法通过移动brk指针获得新的地址空间，此时main_arena就无法扩容了吗？ glibc的设计考虑了这样的特殊情况，此时，glibc会换用mmap操作来获取新空间(每次最少MMAP_AS_MORECORE_SIZE<1M>)。这样，main_arena和普通arena一样，由非连续的Heap块构成，不过这种情况下，glibc并未将这种mmap空间表示为Heap，因此，main_arena多个块之间是没有联系的，这就导致了main_arena从此无法归还给操作系统，永远保留在空闲内存中了。如下图示：

main_arena无法回收

显而易见，此时根本不可能满足调用malloc_trim的条件2，即:brk !== top chunk->base + size(top chunk)，因为此时brk处于堆顶，而top chunk->base > brk.

#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <malloc.h>

#define ARRAY_SIZE 127
char cmd[1024];

void print_info()
{
    struct mallinfo mi = mallinfo();           
    system(cmd);
    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);
}

int main(int argc, char** argv)
{
    char** ptr_arr[ARRAY_SIZE];
    int i;
    char*  mmap_var;
    pid_t  pid;
    pid = getpid();
    sprintf(cmd, "ps aux | grep %lu | grep -v grep", pid);
    /* mmap占据堆顶后1M的地址空间 */
    mmap_var = mmap((void*)sbrk(0) + 1024*1024, 127*1024, PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS, -1, 0); 
    printf("before malloc\n");
    print_info();

    /* 分配内存，总大小超过1M，导致main_arena被拆分 */
    for( i = 0; i < ARRAY_SIZE; i++) {
        ptr_arr[i] = malloc(i * 1024);
    }   
    printf("\nafter malloc\n");
    print_info();
    /* 释放所有内存，观察内存使用是否改变 */
    for( i = 0; i < ARRAY_SIZE; i++) {
        free(ptr_arr[i]);
    }
    printf("\nafter free\n");
    print_info();
    munmap(mmap_var, 127*1024);
    return 1;
}

异常运行

作为对比，去除掉brk上面的mmap区再次运行后结果如下：

正常运行

可以看出，异常情况下(brk无法扩展)，free的内存没有归还操作系统，而是留在了main_arena的unsorted_list了；而正常情况下，由于满足执行malloc_trim的条件，因此，free后，调用了sbrk(-size)把内存归还了操作系统，main_arena内存响应减少。

参考文章

1. Linux 堆内存管理深入分析
2. 深入剖析glibc内存管理实现及潜在问题
3. 十问Linux虚拟内存管理(glibc)