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Linux用户态进程的内存管理

  我们了解了内存在内核态是如何管理的,本篇文章我们一起来看下内存在用户态的使用情况,如果上一篇文章说是内核驱动工程师经常面对的内存管理问题,那本篇就是应用工程师常面对的问题。

  相信大家都知道对用户态的内存消耗对象是进程,应用开发者面对的所有代码操作最后的落脚点都是进程,这也是说为什么内存和进程两个知识点的重要性,理解了内存和进程两宝,对所有软件开发的理解都会有了全局观(关于进程的知识以后再整理和大家分享)。

  在linux操作系统中,每个进程都通过一个task_struct的结构体描叙,每个进程的地址空间都通过一个mm_struct描叙,c语言中的每个段空间都通过vm_area_struct表示,他们关系如下 :

  上图中,task_struct中的mm_struct就代表进程的整个内存资源,mm_struct中的pgd为页表,mmap指针指向的vm_area_struct链表的每一个节点就代表进程的一个虚拟地址空间,即一个VMA。一个VMA最终可能对应ELF可执行程序的数据段、代码段、堆、栈、或者动态链接库的某个部分。

  VMA的分布情况可以有通过pmap命令,及maps,smaps文件查看,如下图:

  如,调用malloc申请100M内存,IA32下在0~3G虚拟地址中立刻就会占用到大小为100M的VMA,且符合堆的定义,这一段VMA的权限是R+W的。但由于Lazy机制,这100M其实并没有获得,这100M全部映射到一个物理地址相同的零页,且在页表中记录的权限为只读的。当100M中任何一页发生写操作时,MMU会给CPU发page fault(MMU可以从寄存器读出发生page fault的地址;MMU可以读出发生page fault的原因),Linux内核收到缺页中断,在缺页中断的处理程序中读出虚拟地址和原因,去VMA中查,发现是用户程序在写malloc的合法区域且有写权限,Linux内核就真正的申请内存,页表中对应一页的权限也修改为R+W。

  如,程序中有野指针飞到了此程序运行时进程的VMA以外的非法区域,硬件就会收到page fault,进程会收到SIGSEGV信号报段错误并终止。如,程序中有野指针飞到了此程序运行时进程的VMA以外的非法区域,硬件就会收到page fault,进程会收到SIGSEGV信号报段错误并终止。

  如,代码段在VMA中权限为R+X,如果程序中有野指针飞到此区域去写,则也会发生段错误。(另,malloc堆区在VMA中权限为R+W,如果程序的PC指针飞到此区域去执行,同样发生段错误。)

  如,执行代码段时会发生缺页,Linux申请1页内存,并从硬盘读取出代码段,此时产生了IO操作,为major主缺页。如,执行代码段时会发生缺页,Linux申请1页内存,并从硬盘读取出代码段,此时产生了IO操作,为major主缺页。

  综上,page fault后,Linux会查VMA,也会比对VMA中和页表中的权限,体现出VMA的重要作用。

  malloc的过程其实就是把VMA分配到各种段当中,这时候是没有真正分配物理地址的。malloc 调用后,只是分配了内存的逻辑地址,在内核的mm_struct 链表中插入vm_area_struct结构体,没有分配实际的内存。当分配的区域写入数据是,引发页中断,建立物理页和逻辑地址的映射。下图表示了这个过程。

  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)。

  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)

  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)

  首先,我们评估一个进程的内存消耗都是指用户空间的内存,不包括内核空间的内存消耗 。这里我们用工具 procrank先来看下Linux进程的内存占用量 。

  有了对VSS,RSS,PSS,USS的了解,我们趁热打铁来看下内存在进程中是如何被瓜分的:

  1044,1045,1054三个进程,每个进程都有一个页表,对应其虚拟地址如何向real memory上去转换。

  4 libc代码段,1044,1045,1054三个进程都使用了libc的代码段,被三个进程分享。

  所以,上图中4+5+6并不全是1044进程消耗的内存,因为4明显被3个进程指向,5明显被2个进程指向,衍生出了PSS(按比例计算的驻留内存)的概念。进程1044的PSS为4/3 +5/2 +6。

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