Linux内存点滴 用户进程内存空间
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)。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1.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。2.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。3.内核会尽量延后Demand Paging。主缺页是昂贵的。4.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。5.更少的Paging和Swapping6.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。
