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进程分配内存的两种方式--brk() 和mmap()(不涉及共享内存)

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:

  1. 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。

  2. 进程调用D=malloc(100K)以后,内存空间如图5;

  1. 进程调用free©以后,C对应的虚拟内存和物理内存一起释放。

  2. 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。

在了解了内存分配原理以后来看一个现象:

现象

  1. 压力测试过程中,发现被测对象性能不够理想,具体表现为:
    进程的系统态CPU消耗20,用户态CPU消耗10,系统idle大约70

  2. 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。

初步分析

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。
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)
  5. 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。
此进程minflt如此之高,一秒10000多次,不得不怀疑它跟进程内核态cpu消耗大有很大关系。

分析代码

查看代码,发现是这么写的:一个请求来,用malloc分配2M内存,请求结束后free这块内存。看日志,发现分配内存语句耗时10us,平均一条请求处理耗时1000us 。 原因已找到!
虽然分配内存语句的耗时在一条处理请求中耗时比重不大,但是这条语句严重影响了性能。要解释清楚原因,需要先了解一下内存分配的原理。

真相大白

说完内存分配的原理,那么被测模块在内核态cpu消耗高的原因就很清楚了:每次请求来都malloc一块2M的内存,默认情况下,malloc调用mmap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,每秒就产生了10000多次缺页中断,这些缺页中断不需要读取磁盘解决,所以叫做minflt;缺页中断在内核态执行,因此进程的内核态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)相对于整条请求的处理时间(1000us)比重很小。

解决办法

  • 将动态内存改为静态分配,或者启动的时候,用malloc为每个线程分配,然后保存在threaddata里面。但是,由于这个模块的特殊性,静态分配,或者启动时候分配都不可行。另外,Linux下默认栈的大小限制是10M,如果在栈上分配几M的内存,有风险。
  • 禁止malloc调用mmap分配内存,禁止内存紧缩。
    在进程启动时候,加入以下两行代码:
1
2
mallopt(M_MMAP_MAX, 0); // 禁止malloc调用mmap分配内存
mallopt(M_TRIM_THRESHOLD, -1); // 禁止内存紧缩

效果:加入这两行代码以后,用ps命令观察,压力稳定以后,majlt和minflt都为0。进程的系统态cpu从20降到10。

小结

可以用命令ps -o majflt minflt -C program来查看进程的majflt, minflt的值,这两个值都是累加值,从进程启动开始累加。在对高性能要求的程序做压力测试的时候,我们可以多关注一下这两个值。
  如果一个进程使用了mmap将很大的数据文件映射到进程的虚拟地址空间,我们需要重点关注majflt的值,因为相比minflt,majflt对于性能的损害是致命的,随机读一次磁盘的耗时数量级在几个毫秒,而minflt只有在大量的时候才会对性能产生影响。


本文地址:http://xnerv.wang/two-ways-of-allocating-memory-brk-and-mmap/
转载自:进程分配内存的两种方式–brk() 和mmap()(不涉及共享内存)