进程分配内存的两种方式--brk() 和mmap()（不设计共享内存）

如何查看进程发生缺页中断的次数？

         用ps -o majflt,minflt -C program命令查看。

          majflt代表major fault，中文名叫大错误，minflt代表minor fault，中文名叫小错误。

          这两个数值表示一个进程自启动以来所发生的缺页中断的次数。

发成缺页中断后，执行了那些操作？

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）。

1、brk是将数据段(.data)的最高地址指针_edata往高地址推；

2、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，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：

情况一、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：

1、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。 
2、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。 
3、进程调用B=malloc(40K)以后，内存空间如图3。

情况二、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：

4、进程调用C=malloc(200K)以后，内存空间如图4：

      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。 
5、进程调用D=malloc(100K)以后，内存空间如图5；
6、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。

7、进程调用free(B)以后，如图7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。 
8、进程调用free(D)以后，如图8所示：

        B和D连接起来，变成一块140K的空闲内存。

9、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9所示。
在了解了内存分配原理以后来看一个现象：
现象

　　1 压力测试过程中，发现被测对象性能不够理想，具体表现为：

　　进程的系统态CPU消耗20，用户态CPU消耗10，系统idle大约70

　　2 用ps -o majflt,minflt -C program命令查看，发现majflt每秒增量为0，而minflt每秒增量大于10000。

　　初步分析

　　majflt代表major fault，中文名叫大错误，minflt代表minor fault，中文名叫小错误。

　　这两个数值表示一个进程自启动以来所发生的缺页中断的次数。

　　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：

　　检查要访问的虚拟地址是否合法

　　查找/分配一个物理页

　　填充物理页内容(读取磁盘，或者直接置0，或者啥也不干)

　　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。

　　此进程minflt如此之高，一秒10000多次，不得不怀疑它跟进程内核态cpu消耗大有很大关系。

　　分析代码

　　查看代码，发现是这么写的：一个请求来，用malloc分配2M内存，请求结束后free这块内存。看日志，发现分配内存语句耗时10us，平均一条请求处理耗时1000us 。 原因已找到!

　　虽然分配内存语句的耗时在一条处理请求中耗时比重不大，但是这条语句严重影响了性能。要解释清楚原因，需要先了解一下内存分配的原理。

真相大白

　　说完内存分配的原理，那么被测模块在内核态cpu消耗高的原因就很清楚了：每次请求来都malloc一块2M的内存，默认情况下，malloc调用mmap分配内存，请求结束的时候，调用munmap释放内存。假设每个请求需要6个物理页，那么每个请求就会产生6个缺页中断，在2000的压力下，每秒就产生了10000多次缺页中断，这些缺页中断不需要读取磁盘解决，所以叫做minflt;缺页中断在内核态执行，因此进程的内核态cpu消耗很大。缺页中断分散在整个请求的处理过程中，所以表现为分配语句耗时(10us)相对于整条请求的处理时间(1000us)比重很小。

　　解决办法

　　将动态内存改为静态分配，或者启动的时候，用malloc为每个线程分配，然后保存在threaddata里面。但是，由于这个模块的特殊性，静态分配，或者启动时候分配都不可行。另外，Linux下默认栈的大小限制是10M，如果在栈上分配几M的内存，有风险。

　　禁止malloc调用mmap分配内存，禁止内存紧缩。

　　在进程启动时候，加入以下两行代码：

　　mallopt(M_MMAP_MAX, 0); // 禁止malloc调用mmap分配内存

　　mallopt(M_TRIM_THRESHOLD, -1); // 禁止内存紧缩

　　效果：加入这两行代码以后，用ps命令观察，压力稳定以后，majlt和minflt都为0。进程的系统态cpu从20降到10。

　　小结

　　可以用命令ps -o majflt minflt -C program来查看进程的majflt, minflt的值，这两个值都是累加值，从进程启动开始累加。在对高性能要求的程序做压力测试的时候，我们可以多关注一下这两个值。

　　如果一个进程使用了mmap将很大的数据文件映射到进程的虚拟地址空间，我们需要重点关注majflt的值，因为相比minflt，majflt对于性能的损害是致命的，随机读一次磁盘的耗时数量级在几个毫秒，而minflt只有在大量的时候才会对性能产生影响。