Go语言内存模型

目录

1，局部变量太多的问题：

2，栈桢太多问题

分段栈：

连续栈

堆内存

对象分配

mcache缓存位图

mcentral遍历span

mheap缓存查找

总结

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栈内存（协程栈，调用栈）

GO的协程栈位于GO的堆内存上。

GO的堆内存在操作系统的虚拟内存上。

协程栈的作用：

1 协程执行路径。2 局部变量。 3 函数传参。4 函数返回值。

sum函数执行完后，返回，执行print。这是开辟print的栈。

协程栈不够用怎么办？

1，局部变量太多，2 栈桢太多。

1，局部变量太多的问题：

逃逸分析：原因：1，不是所有变量都能放在协程栈上 2，栈桢回收后，继续使用原来的变量。3，太大的变量。

触发情形：1， 指针逃逸，2 空接口逃逸。3 大变量逃逸。

指针逃逸： 函数返回对象的指针，不能放在栈上，不然a函数结束后栈回收v就没了。

空接口逃逸 1，函数的参数为interface{} 例如println函数，则很有可能逃逸，因为interface{}类型的函数经常需要放射，反射要求对象在堆上。

大变量逃逸： 过大变量导致栈空间不足。

2，栈桢太多问题

扩容，1. 1.13前使用分段栈， 2 连续栈

分段栈：

连续栈

堆内存

。Go每次申请虚拟内存单元是64MB。最多2的20次方个虚拟单元。内存单元也叫heapArena。所有的heapArena组成了mheap（GO堆内存）。heapArena实际上就是去申请操作系统虚拟内存的一个结构。

GO 对分级分配进化，使用mspan。mspan实际上是heapArena被切成的一个个小块。

解决如何寻找合适的mspan于是升级如下图：mcental实际上是span的链表头。其中有scan是需要GC扫描的，noscan是不需要GC扫描。所以实际上最上面这一大块是一个索引。

mcental是中心索引，互斥锁保护。所以参考了GMP模型，增强线程本地缓存。所以线程mcache，每一个P都用一个mcache。mcache记录了分配给各个P的本地mspan。

对象分配

微对象分配：从mcache拿到2级mspan；将多个微对象合并成一个16B存入。

macache每个级别的mspan只有一个，当mpan满了后会从mcentral 中换一个新的。mcentral中只有有限的mspan，当mspan缺少时，会从heapArena开辟新的mspan。

大对象分配：从heapArena开辟0级mspan。0级的mspan为大对象定制。

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mcache缓存位图

查找空闲元素空间时，需要从mcache中找到对应级别的mspan，mspan中拥有allocCache字段，其作为一个位图用于标记span中的元素是否被分配。 

mcentral遍历span

在mcentral查找时，需要遍历两个链表mcentral scan和mcentral nonscan。这是因为可能有些span虽然被垃圾回收器标记为空闲了，但还没来得及清理，这些span在清理后还可以使用。

mheap缓存查找

若在mcentral找不到可以用的span则需要到mheap中查找。mheap会首先查找每个逻辑处理器P中pageCache字段的cache。cache位图标记每个page是否被使用。

如果要分配的page过大或P的cache中找不到可用的page。就需要对mheap加锁，查找mheap管理的虚拟地址空间查看是否有可用的page， 这涉及GO语言对线性地址空间的位图管理。管理线性地址空间的位图结构叫做基数树。

这个树中每个节点都对应一个pallocSum，除了叶子节点之外，都包含连续8个字节点的内存信息。pallocSum由三部分组成，Start表示开头有多少连续内存页，Max表示最多有多少连续内存页，end表示有多少连续页。

并且我们每次查找不需要从根节点开始查找，我们有一个特别的字段searchAddr，只需要向searchAddr的地址后查找即可跳过已经查找的节点，减少查找时间。

当当前chunk没有连续的page时。需要从基数树从上到下进行查找。可以先计算pallocSum开头有多少连续空间，若不足则计算最大多少连续空间。若max>申请的空间，则表示有充足的地址，则需要到下一级查找具体的位置。如果max< 申请的空间，我们可以将两个节点组合起来一个更大的空间。

如果基数树没有充足的空间，则需要向操作系统申请内存。

GO语言mheap结构：

堆区的线性内存

• spans 区域存储了指向内存管理单元 runtime.mspan 的指针，每个内存单元会管理几页的内存空间，每页大小为 8KB；
• bitmap 用于标识 arena 区域中的那些地址保存了对象，位图中的每个字节都会表示堆区中的 32 字节是否空闲；
• arena 区域是真正的堆区，运行时会将 8KB 看做一页，这些内存页中存储了所有在堆上初始化的对象；

 

对于任意一个地址，我们都可以根据 arena 的基地址计算该地址所在的页数并通过 spans 数组获得管理该片内存的管理单元 runtime.mspan，spans 数组中多个连续的位置可能对应同一个 runtime.mspan 结构。

Go 语言在垃圾回收时会根据指针的地址判断对象是否在堆中，并通过上一段中介绍的过程找到管理该对象的 runtime.mspan。这些都建立在堆区的内存是连续的这一假设上。这种设计虽然简单并且方便，但是在 C 和 Go 混合使用时会导致程序崩溃：

1. 分配的内存地址会发生冲突，导致堆的初始化和扩容失败3；
2. 没有被预留的大块内存可能会被分配给 C 语言的二进制，导致扩容后的堆不连续4

总结

 

小对象分配路线：mcache->mcentral->mheap位图查找->mheap基数树查找->操作系统分配