Linux内存点滴 用户进程内存空间

Linux内存点滴 用户进程内存空间

经常使用top命令了解进程信息，其中包括内存方面的信息。命令top帮助文档是这么解释各个字段的。

VIRT, Virtual Image (kb)

RES, Resident size (kb) 实际使用

SHR, Shared Mem size (kb)

%MEM, Memory usage(kb)

SWAP, Swapped size (kb)

CODE, Code size (kb)

DATA, Data+Stack size (kb)

nFLT, Page Fault count

nDRT, Dirty Pages count

尽管有注释，但依然感觉有些晦涩，不知所指何意？

进程内存空间

正在运行的程序，叫进程。每个进程都有完全属于自己的，独立的，不被干扰的内存空间。此空间，被分成几个段(Segment),分别是Text, Data, BSS, Heap, Stack。用户进程内存空间，也是系统内核分配给该进程的VM(虚拟内存)，但并不表示这个进程占用了这么多的RAM(物理内存)。这个空间有多大？命令top输出的VIRT值告诉了我们各个进程内存空间的大小(进程内存空间随着程序的执行会增大或者缩小)。你还可以通过/proc//maps，或者__pmap -d__了解某个进程内存空间都分布,比如:

[root@jiangyi01.sqa.zmf /home/ahao.mah]
#cat /proc/58794/maps
00400000-004dd000 r-xp 00000000 08:02 3151171                            /usr/bin/bash
006dc000-006dd000 r--p 000dc000 08:02 3151171                            /usr/bin/bash
006dd000-006e6000 rw-p 000dd000 08:02 3151171                            /usr/bin/bash
006e6000-006ec000 rw-p 00000000 00:00 0
01d01000-01d29000 rw-p 00000000 00:00 0                                  [heap]
7f20b30a3000-7f20f30a4000 rw-p 00000000 00:00 0
7f21070ac000-7f21870ad000 rw-p 00000000 00:00 0
7f21870ad000-7f21870b9000 r-xp 00000000 08:02 5211                       /usr/lib64/libnss_files-2.17.so
7f21870b9000-7f21872b8000 ---p 0000c000 08:02 5211                       /usr/lib64/libnss_files-2.17.so
7f21872b8000-7f21872b9000 r--p 0000b000 08:02 5211                       /usr/lib64/libnss_files-2.17.so
7f21872b9000-7f21872ba000 rw-p 0000c000 08:02 5211                       /usr/lib64/libnss_files-2.17.so
7f21872ba000-7f21872c0000 rw-p 00000000 00:00 0
7f21872c0000-7f218d7e7000 r--p 00000000 08:02 3154583                    /usr/lib/locale/locale-archive
7f218d7e7000-7f218d99d000 r-xp 00000000 08:02 6438                       /usr/lib64/libc-2.17.so
7f218d99d000-7f218db9d000 ---p 001b6000 08:02 6438                       /usr/lib64/libc-2.17.so
7f218db9d000-7f218dba1000 r--p 001b6000 08:02 6438                       /usr/lib64/libc-2.17.so
7f218dba1000-7f218dba3000 rw-p 001ba000 08:02 6438                       /usr/lib64/libc-2.17.so
7f218dba3000-7f218dba8000 rw-p 00000000 00:00 0
7f218dba8000-7f218dbab000 r-xp 00000000 08:02 6361                       /usr/lib64/libdl-2.17.so
7f218dbab000-7f218ddaa000 ---p 00003000 08:02 6361                       /usr/lib64/libdl-2.17.so
7f218ddaa000-7f218ddab000 r--p 00002000 08:02 6361                       /usr/lib64/libdl-2.17.so
7f218ddab000-7f218ddac000 rw-p 00003000 08:02 6361                       /usr/lib64/libdl-2.17.so
7f218ddac000-7f218ddd1000 r-xp 00000000 08:02 6208                       /usr/lib64/libtinfo.so.5.9
7f218ddd1000-7f218dfd1000 ---p 00025000 08:02 6208                       /usr/lib64/libtinfo.so.5.9
7f218dfd1000-7f218dfd5000 r--p 00025000 08:02 6208                       /usr/lib64/libtinfo.so.5.9
7f218dfd5000-7f218dfd6000 rw-p 00029000 08:02 6208                       /usr/lib64/libtinfo.so.5.9
7f218dfd6000-7f218dff7000 r-xp 00000000 08:02 6760                       /usr/lib64/ld-2.17.so
7f218e1e8000-7f218e1eb000 rw-p 00000000 00:00 0
7f218e1ef000-7f218e1f6000 r--s 00000000 08:02 133187                     /usr/lib64/gconv/gconv-modules.cache
7f218e1f6000-7f218e1f7000 rw-p 00000000 00:00 0
7f218e1f7000-7f218e1f8000 r--p 00021000 08:02 6760                       /usr/lib64/ld-2.17.so
7f218e1f8000-7f218e1f9000 rw-p 00022000 08:02 6760                       /usr/lib64/ld-2.17.so
7f218e1f9000-7f218e1fa000 rw-p 00000000 00:00 0
7ffe99384000-7ffe993a5000 rw-p 00000000 00:00 0                          [stack]
7ffe993f2000-7ffe993f4000 r-xp 00000000 00:00 0                          [vdso]
ffffffffff600000-ffffffffff601000 r-xp 00000000 00:00 0                  [vsyscall]

[root@jiangyi01.sqa.zmf /home/ahao.mah]
#pmap -d 58794
58794:   /usr/bin/bash /usr/libexec/ee
Address           Kbytes Mode  Offset           Device    Mapping
0000000000400000     884 r-x-- 0000000000000000 008:00002 bash
00000000006dc000       4 r---- 00000000000dc000 008:00002 bash
00000000006dd000      36 rw--- 00000000000dd000 008:00002 bash
00000000006e6000      24 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
0000000001d01000     160 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
00007f20f30a4000 1572872 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
00007f21670ac000  524292 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
00007f21870ad000      48 r-x-- 0000000000000000 008:00002 libnss_files-2.17.so
00007f21870b9000    2044 ----- 000000000000c000 008:00002 libnss_files-2.17.so
00007f21872b8000       4 r---- 000000000000b000 008:00002 libnss_files-2.17.so
00007f21872b9000       4 rw--- 000000000000c000 008:00002 libnss_files-2.17.so
00007f21872ba000      24 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
00007f21872c0000  103580 r---- 0000000000000000 008:00002 locale-archive
00007f218d7e7000    1752 r-x-- 0000000000000000 008:00002 libc-2.17.so
00007f218d99d000    2048 ----- 00000000001b6000 008:00002 libc-2.17.so
00007f218db9d000      16 r---- 00000000001b6000 008:00002 libc-2.17.so
00007f218dba1000       8 rw--- 00000000001ba000 008:00002 libc-2.17.so
00007f218dba3000      20 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
00007f218dba8000      12 r-x-- 0000000000000000 008:00002 libdl-2.17.so
00007f218dbab000    2044 ----- 0000000000003000 008:00002 libdl-2.17.so
00007f218ddaa000       4 r---- 0000000000002000 008:00002 libdl-2.17.so
00007f218ddab000       4 rw--- 0000000000003000 008:00002 libdl-2.17.so
00007f218ddac000     148 r-x-- 0000000000000000 008:00002 libtinfo.so.5.9
00007f218ddd1000    2048 ----- 0000000000025000 008:00002 libtinfo.so.5.9
00007f218dfd1000      16 r---- 0000000000025000 008:00002 libtinfo.so.5.9
00007f218dfd5000       4 rw--- 0000000000029000 008:00002 libtinfo.so.5.9
00007f218dfd6000     132 r-x-- 0000000000000000 008:00002 ld-2.17.so
00007f218e1e8000      12 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
00007f218e1ef000      28 r--s- 0000000000000000 008:00002 gconv-modules.cache
00007f218e1f6000       4 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
00007f218e1f7000       4 r---- 0000000000021000 008:00002 ld-2.17.so
00007f218e1f8000       4 rw--- 0000000000022000 008:00002 ld-2.17.so
00007f218e1f9000       4 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
00007ffe99384000     132 rw--- 0000000000000000 000:00000   [ stack ]
00007ffe993f2000       8 r-x-- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
ffffffffff600000       4 r-x-- 0000000000000000 000:00000   [ anon ]
mapped: 2212432K    writeable/private: 2097604K    shared: 28K

VM分配与释放

“内存总是被进程占用”，这句话换过来可以这么理解：进程总是需要内存。当fork()或者exec()一个进程的时候，系统内核就会分配一定量的VM给进程，作为进程的内存空间，大小由BSS段，Data段的已定义的全局变量、静态变量、Text段中的字符直接量、程序本身的内存映像等，还有Stack段的局部变量决定。当然，还可以通过malloc()等函数动态分配内存,向上扩大heap。

动态分配与静态分配，二者最大的区别在于:1. 直到Run-Time的时候，执行动态分配，而在compile-time的时候，就已经决定好了分配多少Text+Data+BSS+Stack。2.通过malloc()动态分配的内存，需要程序员手工调用free()释放内存，否则容易导致内存泄露，而静态分配的内存则在进程执行结束后系统释放(Text, Data), 但Stack段中的数据很短暂，函数退出立即被销毁。

我们使用几个示例小程序，加深理解

/* @filename: example-2.c */
#include <stdio.h>

int main(int argc, char *argv[])
{
    char arr[] = "hello world";	/* Stack段，rw--- */
    char *p = "hello world";		/* Text段，字符串直接量, r-x--  */
    arr[1] = 'l';
    *(++p) = 'l';	/* 出错了,Text段不能write */
    return 0;
}

PS:变量p，它在Stack段，但它所指的”hello world”是一个字符串直接量，放在Text段。

/* @filename:example_2_2.c */
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>

char *get_str_1()
{
    char str[] = "hello world";
    return str;
}

char *get_str_2()
{
    char *str = "hello world";
    return str;
}

char *get_str_3()
{
    char tmp[] = "hello world";
    char *str;
    str = (char *)malloc(12 * sizeof(char));
    memcpy(str, tmp, 12);
    return str;
}

int main(int argc, char *argv[])
{
    char *str_1 = get_str_1();	//出错了，Stack段中的数据在函数退出时就销毁了
    char *str_2 = get_str_2();	//正确，指向Text段中的字符直接量，退出程序后才会回收
    char *str_3 = get_str_3();	//正确，指向Heap段中的数据，还没free()printf("%s\n", str_1);printf("%s\n", str_2);printf("%s\n", str_3);
    if (str_3 != NULL)
    {
        free(str_3);
        str_3 = NULL;
    }
    return 0;
}

PS:函数get_str_1()返回Stack段数据，编译时会报错。Heap中的数据，如果不用了，应该尽早释放free()。

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>

char data_var  = '1';
char *mem_killer()
{
   char *p;
   p = (char *)malloc(1024*1024*4);
   memset(p, '\0', 1024*1024*4);
   p = &data_var;	//危险，内存泄露
   return p;
}

int main(int argc, char *argv[])
{
    char *p;
    for (;;)
    {
        p = mem_killer(); // 函数中malloc()分配的内存没办法free()printf("%c\n", *p);
        sleep(20);
    }
    return 0;
}

PS:使用malloc()，特别要留意heap段中的内存不用时，尽早手工free()。通过top输出的VIRT和RES两值来观察进程占用VM和RAM大小。

本节结束之前，介绍工具size。因为Text, BSS, Data段在编译时已经决定了进程将占用多少VM。可以通过size，知道这些信息。

# gcc example_2_3.c -o example_2_3
# size example_2_3

textdatabssdec     hexfilename

140327281683693example_2_3

malloc()

编码人员在编写程序之际，时常要处理变化数据，无法预料要处理的数据集变化是否大(phper可能难以理解)，所以除了变量之外，还需要动态分配内存。GNU libc库提供了二个内存分配函数,分别是malloc()和calloc()。调用malloc(size_t size)函数分配内存成功，总会分配size字节VM(再次强调不是RAM)，并返回一个指向刚才所分配内存区域的开端地址。分配的内存会为进程一直保留着，直到你显示地调用free()释放它(当然，整个进程结束，静态和动态分配的内存都会被系统回收)。开发人员有责任尽早将动态分配的内存释放回系统。记住一句话:尽早free()！

我们来看看，malloc()小示例。

/* @filename:example_2_4.c */
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

int main(int argc, char *argv[])
{
    char *p_4kb, *p_128kb, *p_300kb;
    if ((p_4kb = malloc(4*1024)) != NULL)
    {
        free(p_4kb);
    }
    if ((p_128kb = malloc(128*1024)) != NULL)
    {
        free(p_128kb);
    }
    if ((p_300kb = malloc(300*1024)) != NULL)
    {
        free(p_300kb);
    }
    return 0;
}
#gcc example_2_4.c -o example_2_4
#strace -t ./example_2_4
…
00:02:53 brk(0)                         = 0x8f58000
00:02:53 brk(0x8f7a000)                 = 0x8f7a000
00:02:53 brk(0x8f79000)                 = 0x8f79000
00:02:53 mmap2(NULL, 311296, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS, -1, 0) = 0xb772d000
00:02:53 munmap(0xb772d000, 311296)     = 0
…

PS:系统调用brk(0)取得当前堆的地址，也称为断点。

通过跟踪系统内核调用，可见glibc函数malloc()总是通过brk()或mmap()系统调用来满足内存分配需求。函数malloc()，根据不同大小内存要求来选择brk()，还是mmap()， 128Kbytes是临界值。小块内存()。留意紫圈标注

示意图：函数malloc(1024*1024)，大于128kbytes，在heap与stack之间。留意紫圈。PS:图中的Data Segment泛指BSS, Data, Heap。有些文档有说明：数据段有三个子区域，分别是BSS, Data, Heap。

缺页异常(Fault Page)

每次调用malloc()，系统都只是给进程分配线性地址(VM)，并没有随即分配页框(RAM)。系统尽量将分配页框的工作推迟到最后一刻—用到时缺页异常处理。这种页框按需延迟分配策略最大好处之一：充分有效地善用系统稀缺资源RAM。

当指针引用的内存页没有驻留在RAM中，即在RAM找不到与之对应的页框，则会发生缺页异常(对进程来说是透明的)，内核便陷入缺页异常处理。发生缺页异常有几种情况：1.只分配了线性地址，并没有分配页框，常发生在第一次访问某内存页。2.已经分配了页框，但页框被回收，换出至磁盘(交换区)。3.引用的内存页，在进程空间之外，不属于该进程，可能已被free()。我们使用一段伪代码来大致了解缺页异常。

/* @filename: example_2_5.c */
…
demo()
{
    char *p;
    //分配了100Kbytes线性地址
    if ((p = malloc(1024*100)) != NULL)  // L0
    {
        *p = ‘t’;     // L1
	… //过去了很长一段时间，不管系统忙否，长久不用的页框都有可能被回收
	*p = ‘m’;	   // L2
	p[4096] = ‘p’;   // L3
	…
	free(p);  //L4
	if (p == NULL)
	{
		*p = ‘l’; // L5
	}
    }
}
…

L0，函数malloc()通过brk()给进程分配了100Kbytes的线性地址区域(VM).然而，系统并没有随即分配页框(RAM)。即此时，进程没有占用100Kbytes的物理内存。这也表明了，你时常在使用top的时候VIRT值增大，而RES值却不变的原因。

L1，通过*p引用了100Kbytes的第一页(4Kbytes)。因为是第一次引用此页，在RAM中找不到与之相对应的页框。发生缺页异常(对于进程而言缺页异常是透明的)，系统灵敏地捕获这一异常，进入缺页异常处理阶段：接下来，系统会分配一个页框(RAM)映射给它。我们把这种情况(被访问的页还没有被放在任何一个页框中，内核分配一新的页框并适当初始化来满足调用请求)，也称为Demand Paging。

L2，过了很长一段时间，通过*p再次引用100Kbytes的第一页。若系统在RAM找不到它映射的页框(可能交换至磁盘了)。发生缺页异常，并被系统捕获进入缺页异常处理。接下来，系统则会分配一页页框(RAM)，找到备份在磁盘的那“页”，并将它换入内存(其实因为换入操作比较昂贵，所以不总是只换入一页，而是预换入多页。这也表明某些文档说：”vmstat某时出现不少si并不能意味着物理内存不足”)。凡是类似这种会迫使进程去睡眠(很可能是由于当前磁盘数据填充至页框(RAM)所花的时间),阻塞当前进程的缺页异常处理称为主缺页(major falut)，也称为大缺页(参见下图)。相反，不会阻塞进程的缺页，称为次缺页(minor fault)，也称为小缺面。

L3，引用了100Kbytes的第二页。参见第一次访问100Kbytes第一页, Demand Paging。

L4，释放了内存：线性地址区域被删除，页框也被释放。

L5，再次通过*p引用内存页，已被free()了(用户进程本身并不知道)。发生缺页异常，缺面异常处理程序会检查出这个缺页不在进程内存空间之内。对待这种编程错误引起的缺页异常，系统会杀掉这个进程，并且报告著名的段错误(Segmentation fault)。

页框回收PFRA

随着网络并发用户数量增多，进程数量越来越多(比如一般守护进程会fork()子进程来处理用户请求)，缺页异常也就更频繁，需要缓存更多的磁盘数据(参考下篇OS Page Cache)，RAM也就越来越紧少。为了保证有够用的页框供给缺页异常处理，Linux有一套自己的做法，称为PFRA。PFRA总会从用户态进内存程空间和页面缓存中，“窃取”页框满足供给。所谓”窃取”，指的是：将用户进程内存空间对应占用的页框中的数据swap out至磁盘(称为交换区)，或者将OS页面缓存中的内存页(还有用户进程mmap()的内存页)flush(同步fsync())至磁盘设备。PS:如果你观察到因为RAM不足导致系统病态式般慢，通常都是因为缺页异常处理，以及PFRA在”盗页”。我们从以下几个方面了解PFRA。

候选页框：找出哪些页框是可以被回收？

进程内存空间占用的页框，比如数据段中的页(Heap, Data)，还有在Heap与Stack之间的匿名映射页(比如由malloc()分配的大内存)。但不包括Stack段中的页。

进程空间mmap()的内存页，有映射文件，非匿名映射。

缓存在页面缓存中Buffer/Cache占用的页框。也称OS Page Cache。

页框回收策略：确定了要回收的页框，就要进一步确定先回收哪些候选页框

尽量先回收页面缓存中的Buffer/Cache。其次再回收内存空间占用的页框。

进程空间占用的页框，要是没有被锁定，都可以回收。所以，当某进程睡眠久了，占用的页框会逐渐地交换出去至交换区。

使收LRU置换算法，将那些久而未用的页框优先被回收。这种被放在LRU的unused链表的页，常被认为接下来也不太可能会被引用。

相对回收Buffer/Cache而言，回收进程内存页，昂贵很多。所以，Linux默认只有swap_tendency(交换倾向值)值不小于100时，才会选择换出进程占用的RES。其实交换倾向值描述的是：系统越忙，且RES都被进程占用了，Buffer/Cache只占了一点点的时候，才开始回收进程占用页框。PS:这正表明了，某些DBA提议将MySQL InnoDB服务器vm.swappiness值设置为0，以此让InnoDB Buffer Pool数据在RES呆得更久。

如果实在是没有页框可回收，PFRA使出最狠一招，杀掉一个用户态进程，并释放这些被占的页框。当然，这个被杀的进程不是胡乱选的，至少应该是占用较多页框，运行优选级低，且不是root用户的进程。

激活回收页框：什么时候会回收页框?

紧急回收。系统内核发现没有够用的页框分配，供给读文件和内存缺页处理的时候，系统内核开始”紧急回收页框”。唤醒pdflush内核线程，先将1024页脏页从页面缓存写回磁盘。然后开始回收32页框，若反复回收13次，还收不齐32页框，则发狠杀一个进程。

周期性回收。在紧急回收之前，PFRA还会唤醒内核线程kswapd。为了避免更多的“紧急回收”，当发现空闲页框数量低于设置的警告值时，内核线程kswapd就会被唤醒，回收页框。直到空闲的页框的数量达到设定的安全值。PS:当RES资源紧张的时候，你可以通过ps命令看到更多的kswapd线程被唤醒。

OOM。在高峰时期，RES高度紧张的时候，kswapd持续回收的页框供不应求，直到进入”紧急回收”，直到 OOM。

Paging 和Swapping

这二个关键字在很多地方出现，译过来应该是Paging(调页)，Swapping(交换)。PS:英语里面用得多的动词加上ing，就成了名词，比如building。咬文嚼字，实在是太难。看二图

Swapping的大部分时间花在数据传输上，交换的数据也越多，意味时间开销也随之增加。对于进程而言，这个过程是透明的。由于RAM资源不足，PFRA会将部分匿名页框的数据写入到交换区(swap area)，备份之，这个动作称为so(swap out)。等到发生内存缺页异常的时候，缺页异常处理程序会将交换区(磁盘)的页面又读回物理内存，这个动作称为si(swap in)。每次Swapping，都有可能不只是一页数据，不管是si，还是so。Swapping意味着磁盘操作，更新页表等操作，这些操作开销都不小，会阻塞用户态进程。所以，持续飚高的si/so意味着物理内存资源是性能瓶颈。

Paging，前文我们有说过Demand Paging。通过线性地址找到物理地址，找到页框。这个过程，可以认为是Paging，对于进程来讲，也是透明的。Paging意味着产生缺页异常，也有可能是大缺页，也就意味着浪费更多的CPU时间片资源。

总结

1.用户进程内存空间分为5段,Text, DATA, BSS, Heap, Stack。其中Text只读可执行，DATA全局变量和静态变量,Heap用完就尽早free()，Stack里面的数据是临时的，退出函数就没了。

2.glibc malloc()动态分配内存。使用brk()或者mmap()，128Kbytes是一个临界值。避免内存泄露，避免野指针。

3.内核会尽量延后Demand Paging。主缺页是昂贵的。

4.先回收Buffer/Cache占用的页框，然后程序占用的页框,使用LRU置换算法。调小vm.swappiness值可以减少Swapping,减少大缺页。

5.更少的Paging和Swapping

6.fork()继承父进程的地址空间，不过是只读，使用cow技术,fork()函数特殊在于它返回二次