malloc 的原理与产生内存碎片的原因

什么是缺页中断?

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)。

  • brk是将数据段(.data)的最高地址指针_edata往高地址推;
  • 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。

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,其实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:

1.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:
bbq.png

  • 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。
  • 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。
  • 进程调用B=malloc(40K)以后,内存空间如图3。

2.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:
bbq.png

  • 进程调用C=malloc(200K)以后,内存空间如图1:
    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。

  • 进程调用D=malloc(100K)以后,内存空间如图2。

  • 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,图3。

  • 进程调用free(B)以后,如图4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。

  • 进程调用free(D)以后,如图5所示:
    B和D连接起来,变成一块140K的空闲内存。

  • 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6所示。