Linux内存分配小结--malloc、brk、mmap【转】

转自:https://blog.csdn.net/gfgdsg/article/details/42709943

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

http://blog.sina.com.cn/s/blog_7c60861501015vkk.html

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?

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。

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。

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:

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:

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。

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。

三、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。

四、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。

五、C语言的内存分配方式与malloc C语言跟内存分配方式 (1) 从静态存储区域分配。内存在程序编译的时候就已经分配好,这块内存在程序的整个运行期间都存在。例如全局变量,static变量。 (2) 在栈上创建。在执行函数时,函数内局部变量的存储单元都可以在栈上创建,函数执行结束时这些存储单元自动被释放。栈内存分配运 算内置于处理器的指令集中,效率很高,但是分配的内存容量有限。 (3)从堆上分配,亦称动态内存分配。程序在运行的时候用malloc或new申请任意多少的内存,程序员自己负责在何时用free或delete释放内存。动态内存的生存期由我们决定,使用非常灵活,但问题也最多

C语言跟内存申请相关的函数主要有 alloc,calloc,malloc,free,realloc,sbrk等.其中alloc是向栈申请内存,因此无需释放. malloc分配的内存是位于堆中的,并且没有初始化内存的内容,因此基本上malloc之后,调用函数memset来初始化这部分的内存空间.calloc则将初始化这部分的内存,设置为0. 而realloc则对malloc申请的内存进行大小的调整.申请的内存最终需要通过函数free来释放. 而sbrk则是增加数据段的大小; malloc/calloc/free基本上都是C函数库实现的,跟OS无关.C函数库内部通过一定的结构来保存当前有多少可用内存.如果程序 malloc的大小超出了库里所留存的空间,那么将首先调用brk系统调用来增加可用空间,然后再分配空间.free时,释放的内存并不立即返回给os, 而是保留在内部结构中. 可以打个比方: brk类似于批发,一次性的向OS申请大的内存,而malloc等函数则类似于零售,满足程序运行时的要求.这套机制类似于缓冲. 使用这套机制的原因: 系统调用不能支持任意大小的内存分配(有的系统调用只支持固定大小以及其倍数的内存申请,这样的话,对于小内存的分配会造成浪费; 系统调用申请内存代价昂贵,涉及到用户态和核心态的转换. 函数malloc()和calloc()都可以用来分配动态内存空间,但两者稍有区别。

在Linux系统上,程序被载入内存时,内核为用户进程地址空间建立了代码段、数据段和堆栈段,在数据段与堆栈段之间的空闲区域用于动态内存分配。 内核数据结构mm_struct中的成员变量start_code和end_code是进程代码段的起始和终止地址,start_data和 end_data是进程数据段的起始和终止地址,start_stack是进程堆栈段起始地址,start_brk是进程动态内存分配起始地址(堆的起始 地址),还有一个 brk(堆的当前最后地址),就是动态内存分配当前的终止地址。 C语言的动态内存分配基本函数是malloc(),在Linux上的基本实现是通过内核的brk系统调用。brk()是一个非常简单的系统调用,只是简单地改变mm_struct结构的成员变量brk的值。 mmap系统调用实现了更有用的动态内存分配功能,可以将一个磁盘文件的全部或部分内容映射到用户空间中,进程读写文件的操作变成了读写内存的操作。在 linux/mm/mmap.c文件的do_mmap_pgoff()函数,是mmap系统调用实现的核心。do_mmap_pgoff()的代码,只是新建了一个vm_area_struct结构,并把file结构的参数赋值给其成员变量m_file,并没有把文件内容实际装入内存。 Linux内存管理的基本思想之一,是只有在真正访问一个地址的时候才建立这个地址的物理映射。 --------------------- 作者:gfgdsg 来源:CSDN 原文:https://blog.csdn.net/gfgdsg/article/details/42709943 版权声明:本文为博主原创文章,转载请附上博文链接!

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