一只有梦想的咸鱼
分类: LINUX
2014-05-11 15:05:23
原文地址:glibc(ptmalloc)内存暴增问题解决 作者:tqyou85
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运行这个测试程序,发现Glibc内存暴增,程序已经把内存返回给了Glibc库,但Glibc库却没有把内存归还给操作系统。
分析:
ptmalloc使用chunk结构来实现内存管理。用户free掉的内存并不是都会马上归还给系统,ptmalloc会统一管理heap和mmap映射区域中的空闲chunk。当用户进行下一次分配请求时,ptmalloc会首先试图在空闲的chunk中挑选一块给用户,这样就避免了频繁的系统调用,降低了内存分配的开销。对于空闲的chunk,ptmalloc采用分箱式内存管理方式,根据空闲chunk的大小和处于的状态将其放在三个不同的容器中。
bins:ptmalloc将相似大小的chunk用双向链表链接起来,这样的一个链表被称为一个bin。bins有128个队列,前64个队列是定长的(small bins),每隔8个字节大小的块分配在一个队列,后面的64个队列是不定长的(large bins),就是在一个范围长度的都分配在一个队列中。所有长度小于512字节的都分配在定长的队列中,后面的64个队列是变长的队列,每个队列中的chunk都是从大到小排列的。
unsort队列(只有一个队列),它是一个cache,所有free下来的如果要进入bins队列中都要经过unsort队列,分配内存时会查看unsorted bin中是否有合适的chunk,如果找到满足条件的chunk,则直接返回给用户,否则将unsorted bin中所有chunk放入bins中。
fastbins,大约有10个定长队列,它是一个高速缓冲,所有free下来的并且长度是小于max_fast(默认80B)的chunk就会进入这种队列中。进入此队列的chunk在free的时候并不修改使用位,目的是为了避免被相邻的块合并掉。
如果内存块是空闲的,它会挂在其中的一个队列中,它是通过复用的方式,使用空闲chunk的第3个字和第4个字当作它的前链和后链(变长块是第5个字和第6个字)。
malloc的步骤:
1. 先在fastbins中找,如果能找到,从队列中取下后(不需要再置使用位为1)立刻返回;
2. 判断需求的块是否在small bins(bins的前64个bin)范围,如果在小箱子范围,并且刚好有满足需求的块,则直接返回内存地址;
3. 到了这一步,说明需要分配的是一块大内存,或者小箱子里找不到合适的chunk;这个时候,会触发consolidate,ptmalloc首先会遍历fastbins中的chunk,将相邻的chunk合并,并链接到unsorted bin中(因为在大箱子找一般都要切割,所以要优先合并,避免过多碎片);
4. 在unsort bin中取出一个chunk,如果能找到刚好和想要的chunk相同大小的chunk,立刻返回,如果不是想要的chunk大小的chunk,就把它插入到bins对应的队列中去,转到2。
5. 到了这一步,说明需要分配的是一块大的内存,或者small bins和unsorted bin中都找不到合适的chunk,并且fastbins和unsorted bin中所有的chunk都清楚干净了。在large bins中找,找到一个最小的能符合需求的chunk从队列中取下,如果剩下的大小还能建一个chunk,就把chunk分成两个部分,把剩下的chunk插入到unsort队列中取,把chunk的内存地址返回;
6. 如果搜索fastbins和bins都没有找到合适的chunk,那么就需要操作topchunk(是堆顶的一个chunk,不会放在任何一个队列里)来进行分配了。在topchunk找,如果能切出符合要求的,把剩下的一部分当作topchunk,然后返回内存地址;
7.
到了这一步说明topchunk也不能满足分配要求,就只能调用sysalloc,其实就是增长堆了,然后返回内存地址。
free的步骤:
1. 判断所需释放的chunk是否为mmaped chunk,如果是,则调用munmap释放mmaped chunk,解除内存空间映射,该空间不再有效,然后立刻返回;
2. 如果和topchunk相邻,直接和topchunk合并,不会放到其他的空闲队列中取,然后立刻返回;
3. 如果释放的大小小于max_fast(80字节),就把它挂到fastbins中去返回,使用位仍然为1,当然更不会去合并相邻块,然后立刻返回;
4. 如果释放块得大小介于80—128K,把chunk的使用位置为0,判断前一个chunk是否处于使用中,如果前一块也是空闲块,则合并,并转入下一步;
5. 判断当前释放chunk的下一个块是否为top chunk,如果是,则转到第7步,否则转下一步;
6. 判断下一个chunk是否处在使用中,如果也是空闲的,则合并,并将合并后的chunk挂到unsort队列中去;
7. 如果执行到了这一步,说明释放了一个与top chunk相邻的chunk;则无论它有多大,都将它与top chunk合并,并更新top chunk的大小等信息,转下一步;
8. 如果合并后的大小大于FASTBIN_CONSOLIDATION_THRESHOLD(64K),也会触发consolidate,即fastbins的合并操作,合并后的chunk会被放到unsorted bin中,fastbins将变为空,操作完成之后转下一步;
9. 试图收缩堆。(判断topchunk的大小是否大于mmap的收缩阈值,默认为128KB)。
ptmalloc对于大于128K的块通过mmap方式来分配,小于128K(mmap分配阈值)的块在heap中分配。堆是通过brk的方式来增加或压缩的,如果在现有的堆中不能找到合适的chunk,会通过增长堆的方式来满足分配,如果堆顶的空闲块超过一定的阈值会收缩堆,所以只要堆顶的空间没释放,堆是一直不会收缩的。因为ptmalloc的内存收缩是从top chunk开始,如果与top chunk(堆顶的一个chunk)相邻的那个chunk在内存池中没有释放,top chunk以下的空闲内存都无法返回给系统,即使这些空闲内存有几十个G也不行。
按照这个测试程序分配后,内存变成由小块和大块交替出现,释放小块的时候,直接把小块放在fastbins中取,而且他的使用位还是1,释放大块的时候,它试图合并相邻的块,但是和它相邻的块的使用位还是1,所以它不能把相邻的块合并起来,而且释放的块的大小小于64K,也不会触发consolidate,即不会把fastbins清空,所以当所有的块都被释放完后,所有的小块都在fastbins里面,使用位都还是1,大块都挂在unsort队列里面。全部都无法合并。所以使用的堆更加无法压缩。如果在循环后面再分配2000字节然后释放的话,所有内存将全部被清空,这是因为再申请2000字节的时候,由malloc的第二步,程序会先调用consolidate,即把所有的fastbins清空,同时把相邻的块合并起来,等到所有的fastbins清空的时候,所有的块也被合并起来了,然后调用free(2000)的时候,这块将被合并起来,成为topchunk,并且大小远小于64K,所有堆将会压缩,内存归还给系统。
解决方法:
减小mmap分配阈值,对于大内存块分配尽量采用mamp系统调用直接向操作系统分配,回收时用munmap返回给操作系统。但是这种做法会降低ptmalloc的分配释放效率,因为系统调用mamp是串行的,操作系统需要对mmap分配内存加锁,而且操作系统对mmap的物理页强制清0很慢。