上一篇我們了解了內(nèi)存在內(nèi)核態(tài)是如何管理的，本篇文章我們一起來(lái)看下內(nèi)存在用戶(hù)態(tài)的使用情況，如果上一篇文章說(shuō)是內(nèi)核驅(qū)動(dòng)工程師經(jīng)常面對(duì)的內(nèi)存管理問(wèn)題，那本篇就是應(yīng)用工程師常面對(duì)的問(wèn)題。

相信大家都知道對(duì)用戶(hù)態(tài)的內(nèi)存消耗對(duì)象是進(jìn)程，應(yīng)用開(kāi)發(fā)者面對(duì)的所有代碼操作最后的落腳點(diǎn)都是進(jìn)程，這也是說(shuō)為什么內(nèi)存和進(jìn)程兩個(gè)知識(shí)點(diǎn)的重要性，理解了內(nèi)存和進(jìn)程兩大法寶，對(duì)所有軟件開(kāi)發(fā)的理解都會(huì)有了全局觀(guān)（關(guān)于進(jìn)程的知識(shí)以后再整理和大家分享）。

下面閑話(huà)少說(shuō)，開(kāi)始本篇的內(nèi)容——進(jìn)程的內(nèi)存消耗和泄漏

進(jìn)程的虛擬地址空間VMA（Virtual Memory Area）

在linux操作系統(tǒng)中，每個(gè)進(jìn)程都通過(guò)一個(gè)task_struct的結(jié)構(gòu)體描敘，每個(gè)進(jìn)程的地址空間都通過(guò)一個(gè)mm_struct描敘，c語(yǔ)言中的每個(gè)段空間都通過(guò)vm_area_struct表示，他們關(guān)系如下 :

上圖中，task_struct中的mm_struct就代表進(jìn)程的整個(gè)內(nèi)存資源，mm_struct中的pgd為頁(yè)表，mmap指針指向的vm_area_struct鏈表的每一個(gè)節(jié)點(diǎn)就代表進(jìn)程的一個(gè)虛擬地址空間，即一個(gè)VMA。一個(gè)VMA最終可能對(duì)應(yīng)ELF可執(zhí)行程序的數(shù)據(jù)段、代碼段、堆、棧、或者動(dòng)態(tài)鏈接庫(kù)的某個(gè)部分。

VMA的分布情況可以有通過(guò)pmap命令，及maps，smaps文件查看，如下圖：

另，VMA的具體內(nèi)容可參考下圖。

page fault的幾種可能性

我們先來(lái)看張圖：

（此圖來(lái)源于宋寶華老師）

• 如，調(diào)用malloc申請(qǐng)100M內(nèi)存，IA32下在0~3G虛擬地址中立刻就會(huì)占用到大小為100M的VMA，且符合堆的定義，這一段VMA的權(quán)限是R+W的。但由于Lazy機(jī)制，這100M其實(shí)并沒(méi)有獲得，這100M全部映射到一個(gè)物理地址相同的零頁(yè)，且在頁(yè)表中記錄的權(quán)限為只讀的。當(dāng)100M中任何一頁(yè)發(fā)生寫(xiě)操作時(shí)，MMU會(huì)給CPU發(fā)page fault（MMU可以從寄存器讀出發(fā)生page fault的地址；MMU可以讀出發(fā)生page fault的原因），Linux內(nèi)核收到缺頁(yè)中斷，在缺頁(yè)中斷的處理程序中讀出虛擬地址和原因，去VMA中查，發(fā)現(xiàn)是用戶(hù)程序在寫(xiě)malloc的合法區(qū)域且有寫(xiě)權(quán)限，Linux內(nèi)核就真正的申請(qǐng)內(nèi)存，頁(yè)表中對(duì)應(yīng)一頁(yè)的權(quán)限也修改為R+W。

• 如，程序中有野指針飛到了此程序運(yùn)行時(shí)進(jìn)程的VMA以外的非法區(qū)域，硬件就會(huì)收到page fault，進(jìn)程會(huì)收到SIGSEGV信號(hào)報(bào)段錯(cuò)誤并終止。如，程序中有野指針飛到了此程序運(yùn)行時(shí)進(jìn)程的VMA以外的非法區(qū)域，硬件就會(huì)收到page fault，進(jìn)程會(huì)收到SIGSEGV信號(hào)報(bào)段錯(cuò)誤并終止。

• 如，代碼段在VMA中權(quán)限為R+X，如果程序中有野指針飛到此區(qū)域去寫(xiě)，則也會(huì)發(fā)生段錯(cuò)誤。（另，malloc堆區(qū)在VMA中權(quán)限為R+W，如果程序的PC指針飛到此區(qū)域去執(zhí)行，同樣發(fā)生段錯(cuò)誤。）

• 如，執(zhí)行代碼段時(shí)會(huì)發(fā)生缺頁(yè)，Linux申請(qǐng)1頁(yè)內(nèi)存，并從硬盤(pán)讀取出代碼段，此時(shí)產(chǎn)生了IO操作，為major主缺頁(yè)。如，執(zhí)行代碼段時(shí)會(huì)發(fā)生缺頁(yè)，Linux申請(qǐng)1頁(yè)內(nèi)存，并從硬盤(pán)讀取出代碼段，此時(shí)產(chǎn)生了IO操作，為major主缺頁(yè)。

（此圖來(lái)源于宋寶華老師）

綜上，page fault后，Linux會(huì)查VMA，也會(huì)比對(duì)VMA中和頁(yè)表中的權(quán)限，體現(xiàn)出VMA的重要作用。

malloc分配的原理

malloc的過(guò)程其實(shí)就是把VMA分配到各種段當(dāng)中，這時(shí)候是沒(méi)有真正分配物理地址的。malloc 調(diào)用后，只是分配了內(nèi)存的邏輯地址，在內(nèi)核的mm_struct 鏈表中

malloc小于128k的內(nèi)存，使用brk分配內(nèi)存，將_edata往高地址推(只分配虛擬空間，不對(duì)應(yīng)物理內(nèi)存(因此沒(méi)有初始化)，第一次讀/寫(xiě)數(shù)據(jù)時(shí)，引起內(nèi)核缺頁(yè)中斷，內(nèi)核才分配對(duì)應(yīng)的物理內(nèi)存，然后虛擬地址空間建立映射關(guān)系)

malloc大于128k的內(nèi)存，使用mmap分配內(nèi)存，在堆和棧之間找一塊空閑內(nèi)存分配(對(duì)應(yīng)獨(dú)立內(nèi)存，而且初始化為0)

內(nèi)存的消耗VSS RSS PSS USS

首先，我們?cè)u(píng)估一個(gè)進(jìn)程的內(nèi)存消耗都是指用戶(hù)空間的內(nèi)存，不包括內(nèi)核空間的內(nèi)存消耗 。這里我們用工具 procrank先來(lái)看下Linux進(jìn)程的內(nèi)存占用量 。

• VSS -Virtual Set Size 虛擬耗用內(nèi)存（包含共享庫(kù)占用的內(nèi)存）

• RSS -Resident Set Size 實(shí)際使用物理內(nèi)存（包含共享庫(kù)占用的內(nèi)存）

• PSS -Proportional Set Size 實(shí)際使用的物理內(nèi)存（比例分配共享庫(kù)占用的內(nèi)存）

• USS -Unique Set Size 進(jìn)程獨(dú)自占用的物理內(nèi)存（不包含共享庫(kù)占用的內(nèi)存）

下面再用一張圖來(lái)更好的解釋VSS,RSS,PSS,USS之間的區(qū)別：

有了對(duì)VSS,RSS,PSS,USS的了解，我們趁熱打鐵來(lái)看下內(nèi)存在進(jìn)程中是如何被瓜分的：

（此圖來(lái)源于宋寶華老師）

1044，1045，1054三個(gè)進(jìn)程，每個(gè)進(jìn)程都有一個(gè)頁(yè)表，對(duì)應(yīng)其虛擬地址如何向real memory上去轉(zhuǎn)換。

process 1044的1，2，3都在虛擬地址空間，所以其VSS=1+2+3。

process 1044的4，5，6都在real memory上，所以其RSS=4+5+6。

分析real memory的具體瓜分情況：

4 libc代碼段，1044，1045，1054三個(gè)進(jìn)程都使用了libc的代碼段，被三個(gè)進(jìn)程分享。

5 bash shell的代碼段，1044，1045都是bash shell，被兩個(gè)進(jìn)程分享。

6 1044獨(dú)占

所以，上圖中4+5+6并不全是1044進(jìn)程消耗的內(nèi)存，因?yàn)?明顯被3個(gè)進(jìn)程指向，5明顯被2個(gè)進(jìn)程指向，衍生出了PSS（按比例計(jì)算的駐留內(nèi)存）的概念。進(jìn)程1044的PSS為4/3 +5/2 +6。

最后，進(jìn)程1044獨(dú)占且駐留的內(nèi)存USS為 6。

一般來(lái)說(shuō)內(nèi)存占用大小有如下規(guī)律：VSS >= RSS >= PSS >= USS

本文名稱(chēng)：Linux用戶(hù)態(tài)進(jìn)程的內(nèi)存管理
瀏覽地址：http://m.newbst.com/news8/101808.html

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