向操作系统申请内存的两种方式:brk和mmap

先来熟悉下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 :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》)。

向操作系统申请内存的两种方式:brk和mmap_第1张图片

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


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;

    维护一个位置。brk/sbrk改变这个位置
                    brk改变绝对位置。
                    sbrk相对改变位置。

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

void *mmap(
            void *start,//指定映射的虚拟地址 0由系统指定开始位置)
            size_t length,//映射空间大小 pagesize倍数
            int prot,//映射权限  PROT_NONE | PROT_READ PROT_WRITE PROT_EXEC
            int flags,//映射方式MAP_ANONYMOUS MAP_SHARED和MAP_PRIVATE二选一 等
            int fd,//文件描述符号
            offset_t off);//文件中的映射开始位置(必须是pagesize的倍数)
            
            映射方式:
                    内存映射:匿名映射。
                    文件映射:映射到某个文件
                                      只有文件映射最后两个参数有效。 


 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。

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, ) 来修改这个临界值。


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