頻繁分配釋放記憶體導致的效能問題的分析

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頻繁分配釋放記憶體導致的效能問題的分析

現象

1 壓力測試過程中，發現被測對象效能不夠理想，具體表現為：

進程的系統態CPU消耗20，使用者態CPU消耗10，系統idle大約70

2 用ps -o majflt,minflt -C program命令查看，發現majflt每秒增量為0，而minflt每秒增量大於10000。

初步分析

majflt代表major fault，中文名叫大錯誤，minflt代表minor fault，中文名叫小錯誤。

這兩個數值表示一個進程自啟動以來所發生的缺頁中斷的次數。

當一個進程發生缺頁中斷的時候，進程會陷入核心態，執行以下操作：

檢查要訪問的虛擬位址是否合法

尋找/分配一個物理頁

填充物理頁內容（讀取磁碟，或者直接置0，或者啥也不幹）

建立映射關係（虛擬位址到物理地址）

重新執行發生缺頁中斷的那條指令

如果第3步，需要讀取磁碟，那麼這次缺頁中斷就是majflt，否則就是minflt。

此進程minflt如此之高，一秒10000多次，不得不懷疑它跟進程核心態cpu消耗大有很大關係。

分析代碼

查看代碼，發現是這麼寫的：一個請求來，用malloc分配2M記憶體，請求結束後free這塊記憶體。看日誌，發現分配記憶體語句耗時10us，平均一條請求處理耗時1000us 。 原因已找到！

雖然分配記憶體語句的耗時在一條處理請求中耗時比重不大，但是這條語句嚴重影響了效能。要解釋清楚原因，需要先瞭解一下記憶體配置的原理。

記憶體配置的原理

從作業系統角度來看，進程分配記憶體有兩種方式，分別由兩個系統調用完成：brk和mmap（不考慮共用記憶體）。brk是將資料區段(.data)的最高地址指標_edata往高地址推，mmap是在進程的虛擬位址空間中（一般是堆和棧中間）找一塊閒置。這兩種方式分配的都是虛擬記憶體，沒有分配實體記憶體。在第一次訪問已指派的虛擬位址空間的時候，發生缺頁中斷，作業系統負責分配實體記憶體，然後建立虛擬記憶體和實體記憶體之間的映射關係。

在標準C庫中，提供了malloc/free函數分配釋放記憶體，這兩個函數底層是由brk，mmap，munmap這些系統調用實現的。

下面以一個例子來說明記憶體配置的原理：

1進程啟動的時候，其（虛擬）記憶體空間的初始布局1所示。其中，mmap記憶體對應檔是在堆和棧的中間（例如libc-2.2.93.so，其它資料檔案等），為了簡單起見，省略了記憶體對應檔。_edata指標（glibc裡面定義）指向資料區段的最高地址。

2進程調用A=malloc(30K)以後，記憶體空間2：malloc函數會調用brk系統調用，將_edata指標往高地址推30K，就完成虛擬記憶體分配。你可能會問：只要把_edata+30K就完成記憶體配置了？事實是這樣的，_edata+30K只是完成虛擬位址的分配，A這塊記憶體現在還是沒有物理頁與之對應的，等到進程第一次讀寫A這塊記憶體的時候，發生缺頁中斷，這個時候，核心才分配A這塊記憶體對應的物理頁。也就是說，如果用malloc分配了A這塊內容，然後從來不訪問它，那麼，A對應的物理頁是不會被分配的。

3進程調用B=malloc(40K)以後，記憶體空間

4進程調用C=malloc(200K)以後，記憶體空間4：預設情況下，malloc函數分配記憶體，如果請求記憶體大於128K（可由M_MMAP_THRESHOLD選項調節），那就不是去推_edata指標了，而是利用mmap系統調用，從堆和棧的中間分配一塊虛擬記憶體。這樣子做主要是因為brk分配的記憶體需要等到高地址記憶體釋放以後才能釋放（例如，在B釋放之前，A是不可能釋放的），而mmap分配的記憶體可以單獨釋放。當然，還有其它的好處，也有壞處，再具體下去，有興趣的同學可以去看glibc裡面malloc的代碼了。

5進程調用D=malloc(100K)以後，記憶體空間5.

6進程調用free(C)以後，C對應的虛擬記憶體和實體記憶體一起釋放

7進程調用free(B)以後，7所示。B對應的虛擬記憶體和實體記憶體都沒有釋放，因為只有一個_edata指標，如果往回推，那麼D這塊記憶體怎麼辦呢？當然，B這塊記憶體，是可以重用的，如果這個時候再來一個40K的請求，那麼malloc很可能就把B這塊記憶體返回回去了。

8進程調用free(D)以後，8所示。B和D串連起來，變成一塊140K的空閑記憶體。

9預設情況下：當最高地址空間的空閑記憶體超過128K（可由M_TRIM_THRESHOLD選項調節）時，執行記憶體緊縮操作（trim）。在上一個步驟free的時候，發現最高地址空閑記憶體超過128K，於是記憶體緊縮，變成圖9所示。

真相大白

說完記憶體配置的原理，那麼被測模組在核心態cpu消耗高的原因就很清楚了：每次請求來都malloc一塊2M的記憶體，預設情況下，malloc調用mmap分配記憶體，請求結束的時候，調用munmap釋放記憶體。假設每個請求需要6個物理頁，那麼每個請求就會產生6個缺頁中斷，在2000的壓力下，每秒就產生了10000多次缺頁中斷，這些缺頁中斷不需要讀取磁碟解決，所以叫做minflt；缺頁中斷在核心態執行，因此進程的核心態cpu消耗很大。缺頁中斷分散在整個請求的處理過程中，所以表現為分配語句耗時（10us）相對於整條請求的處理時間（1000us）比重很小。

解決辦法

將動態記憶體改為靜態分配，或者啟動的時候，用malloc為每個線程分配，然後儲存在threaddata裡面。但是，由於這個模組的特殊性，靜態分配，或者啟動時候分配都不可行。另外，Linux下預設棧的大小限制是10M，如果在棧上分配幾M的記憶體，有風險。

禁止malloc調用mmap分配記憶體，禁止記憶體緊縮。

在進程啟動時候，加入以下兩行代碼：

mallopt(M_MMAP_MAX, 0);         // 禁止malloc調用mmap分配記憶體

mallopt(M_TRIM_THRESHOLD, -1); // 禁止記憶體緊縮

效果：加入這兩行代碼以後，用ps命令觀察，壓力穩定以後，majlt和minflt都為0。進程的系統態cpu從20降到10。

小結

可以用命令ps -o majflt minflt -C program來查看進程的majflt, minflt的值，這兩個值都是累加值，從進程啟動開始累加。在對高效能要求的程式做壓力測試的時候，我們可以多關注一下這兩個值。

如果一個進程使用了mmap將很大的資料檔案映射到進程的虛擬位址空間，我們需要重點關注majflt的值，因為相比minflt，majflt對於效能的損害是致命的，隨機讀一次磁碟的耗時數量級在幾個毫秒，而minflt只有在大量的時候才會對效能產生影響。

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