Linux內存空間簡介

32位Linux平臺下進程虛擬地址空間分布如下圖:

進程虛擬地址空間分布

圖中，0xC0000000開始的最高1G空間是內核地址空間，剩下3G空間是用戶態空間。用戶態空間從上到下依次為stack棧(向下增長)、mmap(匿名文件映射區)、Heap堆(向上增長)、bss數據段、數據段、只讀代碼段。

其中，Heap區是程序的動態內存區，同時也是C++內存泄漏的溫床。malloc、free均發生在這個區域。本文將簡單介紹下glibc在動態內存管理方面的機制，拋磚引玉，希望能和大家多多交流。

Linux提供了如下幾個系統調用，用于內存分配：

brk()/sbrk() // 通過移動Heap堆頂指針brk，達到增加內存目的 
mmap()/munmap() // 通過文件影射的方式，把文件映射到mmap區

這兩種方式分配的都是虛擬內存，沒有分配物理內存。在第一次訪問已分配的虛擬地址空間的時候，發生缺頁中斷，操作系統負責分配物理內存，然后建立虛擬內存和物理內存之間的映射關系。

那么，既然brk、mmap提供了內存分配的功能，直接使用brk、mmap進行內存管理不是更簡單嗎，為什么需要glibc呢？我們知道，系統調用本身會產生軟中斷，導致程序從用戶態陷入內核態，比較消耗資源。試想，如果頻繁分配回收小塊內存區，那么將有很大的性能耗費在系統調用中。因此，為了減少系統調用帶來的性能損耗，glibc采用了內存池的設計，增加了一個代理層，每次內存分配，都優先從內存池中尋找，如果內存池中無法提供，再向操作系統申請。

一切計算機的問題都可以通過加層的方式解決。

glibc的內存分配回收策略

glibc中malloc內存分配邏輯如下是:

malloc

• 分配內存 < DEFAULT_MMAP_THRESHOLD，走__brk，從內存池獲取，失敗的話走brk系統調用
• 分配內存 > DEFAULT_MMAP_THRESHOLD，走__mmap，直接調用mmap系統調用

其中，DEFAULT_MMAP_THRESHOLD默認為128k，可通過mallopt進行設置。重點看下小塊內存(size > DEFAULT_MMAP_THRESHOLD)的分配，glibc使用的內存池如下圖示：

內存池

內存池保存在bins這個長128的數組中，每個元素都是一雙向個鏈表。其中：

• bins[0]目前沒有使用
• bins[1]的鏈表稱為unsorted_list，用于維護free釋放的chunk。
• bins[2,63)的區間稱為small_bins，用于維護＜512字節的內存塊，其中每個元素對應的鏈表中的chunk大小相同，均為index*8。
• bins[64,127)稱為large_bins，用于維護>512字節的內存塊，每個元素對應的鏈表中的chunk大小不同，index越大，鏈表中chunk的內存大小相差越大，例如: 下標為64的chunk大小介于[512, 512+64)，下標為95的chunk大小介于[2k+1,2k+512)。同一條鏈表上的chunk，按照從小到大的順序排列。

chunk數據結構

chunk結構

glibc在內存池中查找合適的chunk時，采用了最佳適應的伙伴算法。舉例如下：

1、如果分配內存<512字節，則通過內存大小定位到smallbins對應的index上(floor(size/8))

• 如果smallbins[index]為空，進入步驟3
• 如果smallbins[index]非空，直接返回第一個chunk

2、如果分配內存>512字節，則定位到largebins對應的index上

• 如果largebins[index]為空，進入步驟3
• 如果largebins[index]非空，掃描鏈表，找到第一個大小最合適的chunk，如size=12.5K，則使用chunk B，剩下的0.5k放入unsorted_list中

3、遍歷unsorted_list，查找合適size的chunk，如果找到則返回；否則，將這些chunk都歸類放到smallbins和largebins里面

4、index++從更大的鏈表中查找，直到找到合適大小的chunk為止，找到后將chunk拆分，并將剩余的加入到unsorted_list中

5、如果還沒有找到，那么使用top chunk

6、或者，內存<128k，使用brk；內存>128k，使用mmap獲取新內存

top chunk 如下圖示: top chunk是堆頂的chunk，堆頂指針brk位于top chunk的頂部。移動brk指針，即可擴充top chunk的大小。當top chunk大小超過128k(可配置)時，會觸發malloc_trim操作，調用sbrk(-size)將內存歸還操作系統。

chunk分布圖

free釋放內存時，有兩種情況：

1. chunk和top chunk相鄰，則和top chunk合并
2. chunk和top chunk不相鄰，則直接插入到unsorted_list中

內存碎片

以上圖chunk分布圖為例，按照glibc的內存分配策略，我們考慮下如下場景(假設brk其實地址是512k)：

1. malloc 40k內存，即chunkA，brk = 512k + 40k = 552k
2. malloc 50k內存，即chunkB，brk = 552k + 50k = 602k
3. malloc 60k內存，即chunkC，brk = 602k + 60k = 662k
4. free chunkA。

此時，由于brk = 662k，而釋放的內存是位于[512k, 552k]之間，無法通過移動brk指針，將區域內內存交還操作系統，因此，在[512k, 552k]的區域內便形成了一個內存空洞 ---- 內存碎片。按照glibc的策略，free后的chunkA區域由于不和top chunk相鄰，因此，無法和top chunk 合并，應該掛在unsorted_list鏈表上。

glibc實現的一些重要結構

glibc中用于維護空閑內存的結構體是malloc_state，其主要定義如下:

struct malloc_state {
    mutex_t mutex; // 并發編程下鎖的競爭
    mchunkptr        top; // top chunk
    unsigned int     binmap[BINMAPSIZE]; // bitmap，加快bins中chunk判定
    mchunkptr        bins[NBINS * 2 - 2]; // bins，上文所述
    mfastbinptr      fastbinsY[NFASTBINS]; // fastbins，類似bins，維護的chunk更小(80字節的chunk鏈表)
...
}
static struct malloc_state main_arena; // 主arena

多線程下的競爭搶鎖

并發條件下，main_arena引發的競爭將會成為限制程序性能的瓶頸所在，因此glibc采用了多arena機制，線程A分配內存時獲取main_arena鎖成功，將在main_arena所管理的內存中分配；此時線程B獲取main_arena失敗，glibc會新建一個arena1，此次內存分配從arena1中進行。這種策略，一定程度上解決了多線程下競爭的問題；但是隨著arena的增多，內存碎片出現的可能性也變大了。例如，main_arena中有10k、20k的空閑內存，線程B要獲取20k的空閑內存，但是獲取main_arena鎖失敗，導致留下20k的碎片，降低了內存使用率。

普通arena的內部結構:

普通arena結構

1. 一個arena由多個Heap構成
2. 每個Heap通過mmap獲得，最大為1M，多個Heap間可能不相鄰
3. Heap之間有prev指針指向前一個Heap
4. 最上面的Heap，也有top chunk

每個Heap里面也是由chunk組成，使用和main_arena完全相同的管理方式管理空閑chunk。多個arena之間是通過鏈表連接的。如下圖:

arena鏈表

main arena和普通arena的區別 main_arena是為一個使用brk指針的arena，由于brk是堆頂指針，一個進程中只可能有一個，因此普通arena無法使用brk進行內存分配。普通arena建立在mmap的機制上，內存管理方式和main_arena類似，只有一點區別，普通arena只有在整個arena都空閑時，才會調用munmap把內存還給操作系統。

一些特殊情況的分析

根據上文所述，glibc在調用malloc_trim時，需要滿足如下2個條件：

1. size(top chunk) > 128K
2. brk = top chunk- >base + size(top chunk)

假設，brk指針上面的空間已經被占用，無法通過移動brk指針獲得新的地址空間，此時main_arena就無法擴容了嗎？glibc的設計考慮了這樣的特殊情況，此時，glibc會換用mmap操作來獲取新空間(每次最少MMAP_AS_MORECORE_SIZE<1M>)。這樣，main_arena和普通arena一樣，由非連續的Heap塊構成，不過這種情況下，glibc并未將這種mmap空間表示為Heap，因此，main_arena多個塊之間是沒有聯系的，這就導致了main_arena從此無法歸還給操作系統，永遠保留在空閑內存中了。如下圖示：

main_arena無法回收

顯而易見，此時根本不可能滿足調用malloc_trim的條件2，即:brk !== top chunk->base + size(top chunk)，因為此時brk處于堆頂，而top chunk->base > brk.

#include < stdlib.h >
#include < stdio.h >
#include < string.h >
#include < unistd.h >
#include < sys/mman.h >
#include < malloc.h >

#define ARRAY_SIZE 127
char cmd[1024];

void print_info()
{
    struct mallinfo mi = mallinfo();           
    system(cmd);
    printf("theap_malloc_total=%lu heap_free_total=%lu heap_in_use=%lun
            tmmap_total=%lu mmap_count=%lun", mi.arena, mi.fordblks, mi.uordblks, mi.hblkhd, mi.hblks);
}

int main(int argc, char** argv)
{
    char** ptr_arr[ARRAY_SIZE];
    int i;
    char*  mmap_var;
    pid_t  pid;
    pid = getpid();
    sprintf(cmd, "ps aux | grep %lu | grep -v grep", pid);
    /* mmap占據堆頂后1M的地址空間 */
    mmap_var = mmap((void*)sbrk(0) + 1024*1024, 127*1024, PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS, -1, 0); 
    printf("before mallocn");
    print_info();

    /* 分配內存，總大小超過1M，導致main_arena被拆分 */
    for( i = 0; i < ARRAY_SIZE; i++) {
        ptr_arr[i] = malloc(i * 1024);
    }   
    printf("nafter mallocn");
    print_info();
    /* 釋放所有內存，觀察內存使用是否改變 */
    for( i = 0; i < ARRAY_SIZE; i++) {
        free(ptr_arr[i]);
    }
    printf("nafter freen");
    print_info();
    munmap(mmap_var, 127*1024);
    return 1;
}

異常運行

作為對比，去除掉brk上面的mmap區再次運行后結果如下：

正常運行

可以看出，異常情況下(brk無法擴展)，free的內存沒有歸還操作系統，而是留在了main_arena的unsorted_list了；而正常情況下，由于滿足執行malloc_trim的條件，因此，free后，調用了sbrk(-size)把內存歸還了操作系統，main_arena內存響應減少。