程序（进程）内存空间分布深入理解

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)
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:

#cat /proc/1449/maps

…

0012e000-002a4000 r-xp 00000000 08:07 3539877    /lib/i386-linux-gnu/libc-2.13.so

002a4000-002a6000 r–p 00176000 08:07 3539877    /lib/i386-linux-gnu/libc-2.13.so

002a6000-002a7000 rw-p 00178000 08:07 3539877   /lib/i386-linux-gnu/libc-2.13.so

002a7000-002aa000 rw-p 00000000 00:00 0

…

08048000-0875b000 r-xp 00000000 08:07 4072287    /usr/local/mysql/libexec/mysqld

0875b000-0875d000 r–p 00712000 08:07 4072287    /usr/local/mysql/libexec/mysqld

0875d000-087aa000 rw-p 00714000 08:07 4072287   /usr/local/mysql/libexec/mysqld

…

PS:线性地址，访问权限, offset, 设备号，inode，映射文件

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
“, str_1);

    printf(“%s
“, str_2);

    printf(“%s
“, 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, ”, 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
“, *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
text data bss dec hex filename
1403 272 8 1683 693 example_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(<=128kbytes)，会调用brk()，它将数据段的最高地址往更高处推（堆从底部向上增长）。大块内存，则使用mmap()进行匿名映射(设置标志MAP_ANONYMOUS)来分配内存，与堆无关，在堆之外。这样做是有道理的，试想：如果大块内存，也调用brk()，则容易被小块内存钉住，必竟用大块内存不是很频繁;反过来，小块内存分配更为频繁得多，如果也使用mmap()，频繁的创建内存映射会导致更多的开销，还有一点就是，内存映射的大小要求必须是“页”（单位，内存页面大小，默认4Kbytes或8Kbytes）的倍数,如果只是为了”hello
world”这样小数据就映射一“页”内存，那实在是太浪费了。

跟malloc()一样，释放内存函数free()，也会根据内存大小，选择使用brk()将断点

往低处回推，或者选择调用munmap()解除映射。有一点需要注意：并不是每次调用free()小块内存，都会马上调用brk()，即堆并不会在每次内存被释放后就被缩减，而是会被glibc保留给下次malloc()使用(必竟小块内存分配较为频繁)，直到glibc发现堆空闲大小显著大于内存分配所需数量时，则会调用brk()。但每次free()大块内存，都会调用munmap()解除映射。下面是二张malloc()小块内存和大块内存的示例图。

示意图:函数malloc(100000)，小于128kbytes，往高处推(heap->)。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)。

主缺页异常处理过程示意图,参见Page Fault Handling

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

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。

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。

内核会尽量延后Demand Paging。主缺页是昂贵的。

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。

更少的Paging和Swapping

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。