80% 的 Linux 都不清楚的内存问题

发布时间：2022-07-09 13:43 所属栏目：118 来源：互联网

导读：之前在实习时，听了 OOM 的分享之后，就对 Linux 内核内存管理充满兴趣，但是这块知识非常庞大，没有一定积累，不敢写下，担心误人子弟，所以经过一个一段时间的积累，对内核内存有一定了解之后，今天才写下这篇文章记录，分享。这篇文章主要是分析了单个进

　　之前在实习时，听了 OOM 的分享之后，就对 Linux 内核内存管理充满兴趣，但是这块知识非常庞大，没有一定积累，不敢写下，担心误人子弟，所以经过一个一段时间的积累，对内核内存有一定了解之后，今天才写下这篇文章记录，分享。

　　这篇文章主要是分析了单个进程空间的内存布局与分配，是从全局的视角分析下内核对内存的管理。

　　下面主要从以下方面介绍 Linux 内存管理:

　　进程的内存申请与分配；
　　内存耗尽之后 OOM；
　　申请的内存都在哪？
　　系统回收内存；
　　
　1、内存耗尽之后OOM
　　在实习期间，有一台测试机上的 mysql 实例经常被 oom 杀死，OOM（out of memory）即为系统在内存耗尽时的自我拯救措施，他会选择一个进程，将其杀死，释放出内存，很明显，哪个进程占用的内存最多，即最可能被杀死，但事实是这样的吗？

　　今天早上去上班，刚好碰到了一起 OOM，突然发现，OOM 一次，世界都安静下来了，哈哈，测试机上的 redis 被杀死了。

　　OOM 关键文件 oom_kill.c，里面介绍了当内存不够时，系统如何选择最应该被杀死的进程，选择因素有挺多的，除了进程占用的内存外，还有进程运行的时间，进程的优先级，是否为 root 用户进程，子进程个数和占用内存以及用户控制参数 oom_adj 都相关。

　　当产生 oom 之后，函数 select_bad_process 会遍历所有进程，通过之前提到的那些因素，每个进程都会得到一个 oom_score 分数，分数最高，则被选为杀死的进程。

　　我们可以通过设置 /proc/<pid>/oom_adj 分数来干预系统选择杀死的进程。

　　这是内核关于这个oom_adj调整值的定义，最大可以调整为15,最小为-16，如果为-17，则该进程就像买了vip会员一样，不会被系统驱逐杀死了，因此，如果在一台机器上有跑很多服务器，且你不希望自己的服务被杀死的话，就可以设置自己服务的 oom_adj 为-17。

　　当然，说到这，就必须提到另一个参数 /proc/sys/vm/overcommit_memory，man proc 说明如下:

　　意思就是当 overcommit_memory 为0时，则为启发式oom，即当申请的虚拟内存不是很夸张的大于物理内存，则系统允许申请，但是当进程申请的虚拟内存很夸张的大于物理内存，则就会产生 OOM。

　　例如只有8g的物理内存，然后 redis 虚拟内存占用了24G，物理内存占用3g，如果这时执行 bgsave，子进程和父进程共享物理内存，但是虚拟内存是自己的，即子进程会申请24g的虚拟内存，这很夸张大于物理内存，就会产生一次OOM。

　　当 overcommit_memory 为1时，则永远都允许 overmemory 内存申请，即不管你多大的虚拟内存申请都允许，但是当系统内存耗尽时，这时就会产生oom，即上述的redis例子，在 overcommit_memory=1 时，是不会产生oom 的，因为物理内存足够。

　　当 overcommit_memory 为2时，永远都不能超出某个限定额的内存申请，这个限定额为 swap+RAM* 系数（/proc/sys/vm/overcmmit_ratio，默认50%，可以自己调整），如果这么多资源已经用光，那么后面任何尝试申请内存的行为都会返回错误，这通常意味着此时没法运行任何新程序

　　以上就是 OOM 的内容，了解原理，以及如何根据自己的应用，合理的设置OOM。

2、进程的内存申请与分配
　　之前文章介绍 hello world 程序是如何载入内存以及是如何申请内存的，在这再次说明下：同样，还是先给出进程的地址空间，我觉得对于任何开发人员这张图是必须记住的，还有一张就是操作 disk ，memory 以及 cpu cache 的时间图。

　　当我们在终端启动一个程序时，终端进程调用 exec 函数将可执行文件载入内存，此时代码段，数据段，bbs 段，stack 段都通过 mmap 函数映射到内存空间，堆则要根据是否有在堆上申请内存来决定是否映射。

　　exec 执行之后，此时并未真正开始执行进程，而是将 cpu 控制权交给了动态链接库装载器，由它来将该进程需要的动态链接库装载进内存。之后才开始进程的执行，这个过程可以通过 strace 命令跟踪进程调用的系统函数来分析。

　　这是认识 pipe 中的程序，从这个输出过程，可以看出和我上述描述的一致。

　　当第一次调用 malloc 申请内存时，通过系统调用 brk 嵌入到内核，首先会进行一次判断，是否有关于堆的 vma，如果没有，则通过 mmap 匿名映射一块内存给堆，并建立 vma 结构，挂到 mm_struct 描述符上的红黑树和链表上。

　　然后回到用户态，通过内存分配器（ptmaloc，tcmalloc，jemalloc）算法将分配到的内存进行管理，返回给用户所需要的内存。

　　如果用户态申请大内存时，是直接调用 mmap 分配内存，此时返回给用户态的内存还是虚拟内存，直到第一次访问返回的内存时，才真正进行内存的分配。

　　其实通过 brk 返回的也是虚拟内存，但是经过内存分配器进行切割分配之后（切割就必须访问内存），全都分配到了物理内存

　　当进程在用户态通过调用 free 释放内存时，如果这块内存是通过 mmap 分配，则调用 munmap 直接返回给系统。

　　否则内存是先返回给内存分配器，然后由内存分配器统一返还给系统，这就是为什么当我们调用 free 回收内存之后，再次访问这块内存时，可能不会报错的原因。

　　当然，当整个进程退出之后，这个进程占用的内存都会归还给系统。

　　3、系统申请的内存都在哪？
　　我们了解了一个进程的地址空间之后，是否会好奇，申请到的物理内存都存在哪了？可能很多人觉得，不就是物理内存吗？

　　我这里说申请的内存在哪，是因为物理内存有分为cache和普通物理内存，可以通过 free 命令查看，而且物理内存还有分 DMA，NORMAL，HIGH 三个区，这里主要分析cache和普通内存。

　　通过第一部分，我们知道一个进程的地址空间几乎都是 mmap 函数申请，有文件映射和匿名映射两种。

　　3.1 共享文件映射
　　我们先来看下代码段和动态链接库映射段，这两个都是属于共享文件映射，也就是说由同一个可执行文件启动的两个进程是共享这两个段，都是映射到同一块物理内存，那么这块内存在哪了？我写了个程序测试如下：

　　我们先看下当前系统的内存使用情况:

　　当我在本地新建一个1G的文件：

　　复制
　　dd if=/dev/zero of=fileblock bs=M count=1024
　　1.
　　然后调用上述程序，进行共享文件映射,此时内存使用情况为：

　　我们可以发现，buff/cache 增长了大概1G，因此我们可以得出结论，代码段和动态链接库段是映射到内核cache中，也就是说当执行共享文件映射时，文件是先被读取到 cache 中，然后再映射到用户进程空间中。

　　3.2 私有文件映射段
　　对于进程空间中的数据段，其必须是私有文件映射，因为如果是共享文件映射，那么同一个可执行文件启动的两个进程，任何一个进程修改数据段，都将影响另一个进程了，我将上述测试程序改写成匿名文件映射：

　　在执行程序执行，需要先将之前的 cache 释放掉，否则会影响结果;

　　复制
　　echo 1 >> /proc/sys/vm/drop_caches
　　1.
　　接着执行程序，看下内存使用情况:

　　从使用前和使用后对比，可以发现 used 和 buff/cache 分别增长了1G，说明当进行私有文件映射时，首先是将文件映射到 cache 中，然后如果某个文件对这个文件进行修改，则会从其他内存中分配一块内存先将文件数据拷贝至新分配的内存，然后再在新分配的内存上进行修改，这也就是写时复制。

　　这也很好理解，因为如果同一个可执行文件开启多个实例，那么内核先将这个可执行的数据段映射到 cache，然后每个实例如果有修改数据段，则都将分配一个一块内存存储数据段，毕竟数据段也是一个进程私有的。

　　通过上述分析，可以得出结论，如果是文件映射，则都是将文件映射到 cache 中，然后根据共享还是私有进行不同的操作。

　　3.3 私有匿名映射
　　像 bbs 段，堆，栈这些都是匿名映射，因为可执行文件中没有相应的段，而且必须是私有映射，否则如果当前进程 fork 出一个子进程，那么父子进程将会共享这些段，一个修改都会影响到彼此，这是不合理的。

　　ok，现在我把上述测试程序改成私有匿名映射

　　我们可以看到，只有 used 增加了1G，而 buff/cache 并没有增长；说明，在进行匿名私有映射时，并没有占用 cache，其实这也是有道理，因为就只有当前进程在使用这块这块内存，没有必要占用宝贵的 cache。

　　3.4 共享匿名映射
　　当我们需要在父子进程共享内存时，就可以用到 mmap 共享匿名映射，那么共享匿名映射的内存是存放在哪了？我继续改写上述测试程序为共享匿名映射。

　　这时来看下内存的使用情况：

　　从上述结果，我们可以看出，只有buff/cache增长了1G，即当进行共享匿名映射时，这时是从 cache 中申请内存，道理也很明显，因为父子进程共享这块内存，共享匿名映射存在于 cache，然后每个进程再映射到彼此的虚存空间，这样即可操作的是同一块内存。

　　4、系统回收内存
　　当系统内存不足时，有两种方式进行内存释放，一种是手动的方式，另一种是系统自己触发的内存回收，先来看下手动触发方式。

　　4.1 手动回收内存
　　手动回收内存，之前也有演示过，即

　　复制
　　echo 1 >> /proc/sys/vm/drop_caches
　　1.
　　我们可以在 man proc 下面看到关于这个的简介

　　从这个介绍可以看出，当 drop_caches 文件为1时，这时将释放 pagecache 中可释放的部分（有些 cache 是不能通过这个释放的），当 drop_caches 为2时，这时将释放 dentries 和 inodes 缓存，当 drop_caches 为3时，这同时释放上述两项。

　　关键还有最后一句，意思是说如果 pagecache 中有脏数据时，操作 drop_caches 是不能释放的，必须通过 sync 命令将脏数据刷新到磁盘，才能通过操作 drop_caches 释放 pagecache。

　　ok，之前有提到有些pagecache是不能通过drop_caches释放的，那么除了上述提文件映射和共享匿名映射外，还有有哪些东西是存在pagecache了？

　　4.2 tmpfs
　　我们先来看下 tmpfs ，tmpfs 和 procfs，sysfs 以及 ramfs 一样，都是基于内存的文件系统，tmpfs 和 ramfs 的区别就是 ramfs 的文件基于纯内存的，和 tmpfs 除了纯内存外，还会使用 swap 交换空间，以及 ramfs 可能会把内存耗尽，而 tmpfs 可以限定使用内存大小，可以用命令 df -T -h 查看系统一些文件系统，其中就有一些是 tmpfs，比较出名的是目录 /dev/shm

　　tmpfs 文件系统源文件在内核源码 mm/shmem.c，tmpfs实现很复杂，之前有介绍虚拟文件系统，基于 tmpfs 文件系统创建文件和其他基于磁盘的文件系统一样，也会有 inode，super_block，identry，file 等结构，区别主要是在读写上，因为读写才涉及到文件的载体是内存还是磁盘。

　　而 tmpfs 文件的读函数 shmem_file_read，过程主要为通过 inode 结构找到 address_space 地址空间，其实就是磁盘文件的 pagecache，然后通过读偏移定位cache 页以及页内偏移。

　　这时就可以直接从这个 pagecache 通过函数 __copy_to_user 将缓存页内数据拷贝到用户空间，当我们要读物的数据不pagecache中时，这时要判断是否在 swap 中，如果在则先将内存页 swap in，再读取。

　　tmpfs 文件的写函数 shmem_file_write，过程主要为先判断要写的页是否在内存中，如果在，则直接将用户态数据通过函数__copy_from_user拷贝至内核pagecache中覆盖老数据，并标为 dirty。

　　如果要写的数据不再内存中，则判断是否在swap 中，如果在，则先读取出来，用新数据覆盖老数据并标为脏，如果即不在内存也不在磁盘，则新生成一个 pagecache 存储用户数据。

　　由上面分析，我们知道基于 tmpfs 的文件也是使用 cache 的，我们可以在/dev/shm上创建一个文件来检测下:

　　看到了吧，cache 增长了1G，验证了 tmpfs 的确使用的 cache 内存。

　　其实 mmap 匿名映射原理也是用了 tmpfs，在 mm/mmap.c->do_mmap_pgoff 函数内部，有判断如果 file 结构为空以及为 SHARED 映射，则调用 shmem_zero_setup(vma) 函数在 tmpfs 上用新建一个文件

　　这里就解释了为什么共享匿名映射内存初始化为0了，但是我们知道用 mmap 分配的内存初始化为0，就是说 mmap 私有匿名映射也为0,那么体现在哪了？

　　这个在 do_mmap_pgoff 函数内部可没有体现出来，而是在缺页异常，然后分配一种特殊的初始化为0的页。

　　那么这个 tmpfs 占有的内存页可以回收吗？

　　也就是说 tmpfs 文件占有的 pagecache 是不能回收的，道理也很明显，因为有文件引用这些页，就不能回收。

　　4.3 内存自动释放方式
　　当系统内存不够时，操作系统有一套自我整理内存，并尽可能的释放内存机制，如果这套机制不能释放足够多的内存，那么只能 OOM 了。

　　之前在提及 OOM 时，说道 redis 因为 OOM 被杀死，如下:

　　第二句后半部分：

　　复制
　　total-vm:186660kB, anon-rss:9388kB, file-rss:4kB
　　1.
　　把一个进程内存使用情况，用三个属性进行了说明，即所有虚拟内存，常驻内存匿名映射页以及常驻内存文件映射页。

　　其实从上述的分析，我们也可以知道一个进程其实就是文件映射和匿名映射：

　　文件映射:代码段，数据段，动态链接库共享存储段以及用户程序的文件映射段；
　　匿名映射：bbs段，堆，以及当 malloc 用 mmap 分配的内存，还有mmap共享内存段；
　　其实内核回收内存就是根据文件映射和匿名映射来进行的，在 mmzone.h 有如下定义:

　　LRU_UNEVICTABLE 即为不可驱逐页 lru，我的理解就是当调用 mlock 锁住内存，不让系统 swap out 出去的页列表。

　　简单说下 linux 内核自动回收内存原理，内核有一个 kswapd 会周期性的检查内存使用情况，如果发现空闲内存定于 pages_low，则 kswapd 会对 lru_list 前四个 lru 队列进行扫描，在活跃链表中查找不活跃的页，并添加不活跃链表。

　　然后再遍历不活跃链表，逐个进行回收释放出32个页，知道 free page 数量达到 pages_high，针对不同的页，回收方式也不一样。

　　当然，当内存水平低于某个极限阈值时，会直接发出内存回收，原理和 kswapd 一样，但是这次回收力度更大，需要回收更多的内存。

　　文件页：
　　如果是脏页，则直接回写进磁盘，再回收内存。

　　如果不是脏页，则直接释放回收，因为如果是io读缓存，直接释放掉，下次读时，缺页异常，直接到磁盘读回来即可，如果是文件映射页，直接释放掉，下次访问时，也是产生两个缺页异常，一次将文件内容读取进磁盘，另一次与进程虚拟内存关联。

　　匿名页：因为匿名页没有回写的地方，如果释放掉，那么就找不到数据了，所以匿名页的回收是采取 swap out 到磁盘，并在页表项做个标记，下次缺页异常在从磁盘 swap in 进内存。

　　swap 换进换出其实是很占用系统IO的，如果系统内存需求突然间迅速增长，那么cpu 将被io占用，系统会卡死，导致不能对外提供服务，因此系统提供一个参数，用于设置当进行内存回收时，执行回收 cache 和 swap 匿名页的，这个参数为:

　　意思就是说这个值越高，越可能使用 swap 的方式回收内存，最大值为100，如果设为0，则尽可能使用回收 cache 的方式释放内存。

　　5、总结
　　这篇文章主要是写了 linux 内存管理相关的东西：

　　首先是回顾了进程地址空间；

　　其次当进程消耗大量内存而导致内存不足时，我们可以有两种方式：第一是手动回收 cache；另一种是系统后台线程 swapd 执行内存回收工作。

　　最后当申请的内存大于系统剩余的内存时，这时就只会产生 OOM，杀死进程，释放内存，从这个过程，可以看出系统为了腾出足够的内存，是多么的努力啊。

（编辑：ASP站长网）