linux 进程内存解析【转】

时间：2022-10-17 01:07:27

转自：http://blog.csdn.net/lile269/article/details/6460807

之前我所了解的linux下进程的地址空间的布局的知识，是从APUE第2版的P430得来的，之后上网查了一些资料，大概弄了明白。一个linux进程分为几个部分(从一个进程的地址空间的低地址向高地址增长):
1.text段，就是存放代码，可读可执行不可写，也称为正文段，代码段。
2.data段，存放已初始化的全局变量和已初始化的static变量(不管是局部static变量还是全局static变量)
3.bss段,存放全局未初始化变量和未初始化的static变量(也是不区*部还是全局static变量)

以上这3部分是确定的，也就是不同的程序，以上3部分的大小都各不相同，因程序而异，若未初始化的全局变量定义的多了，那么bss区就大点，反之则小点。

4.heap,也就是堆，堆在进程空间中是自低地址向高地址增长，你在程序中通过动态申请得到的内存空间(c中一般为malloc/free,c++中一般为new/delete)，就是在堆中动态分配的。
5.stack,栈，程序中每个函数中的局部变量，都是存放在栈中，栈是自高地址向低地址增长的。起初，堆和栈之间有很大一段空间，然后随着，程序的运行，堆不断向高地址增长，栈不断向高地址增长，这样，堆跟栈之间的空间总有一个最大界限，超过这个最大界限，就会出现堆跟栈重叠，就会出错，所以一般来说，Linux下的进程都有其最大空间的。
6.再往上，也就是一个进程地址空间的顶部，存放了命令行参数和环境变量。

整个进程地址空间布局如下图所示:
linux 进程内存解析【转】

程序运行开始，由系统为进程地址空间中的text/data/bss段进行映射，由系统的缺页异常处理程序按需将磁盘上程序文件中的真正代码、数据写入进程。此外，bss区域中的所有变量都会被清零。

通过上面的讲述，我们知道了程序的代码，全局的变量，static变量是怎么在进程空间中分配空间的，接下来讲一下局部变量是怎么分配空间，函数是怎么调用的。其实也就是讲解栈区的具体使用过程。
首先，我们要知道，栈中存放的是一个个被调函数所对应的堆栈帧，当函数fun1被调用，则fun1的堆栈帧入栈，fun1返回时，fun1的堆栈帧出栈。什么是堆栈帧呢，堆栈帧其实就是保存被调函数返回时下一条执行指令的指针、主调函数的堆栈帧的指针、主调函数传递给被调函数的实参(如果有的话)、被调函数的局部变量等信息的一个结构。

堆栈帧结构如图所示:
linux 进程内存解析【转】

首先，我们要说明的是如何区分每个堆栈帧，或者说，如何知道我现在在使用哪个堆栈帧。和栈密切相关的有2个寄存器，一个是ebp,一个是esp,前者可以叫作栈基址指针，后者可以叫栈顶指针。对于一个堆栈帧来说，ebp也叫堆栈帧指针,它永远指向这个堆栈帧的某个固定位置(见上图)，所以可以根据ebp来表示一个堆栈帧，可以通过对ebp的偏移加减，来在堆栈帧中来来回回的访问。esp则是随着push和pop而不断移动。因此根据esp来对堆栈帧进行操作。
再来讲一下上图，一个堆栈帧的最顶部，是实参，然后是return address,这个值是由主调函数中的call命令在call调用时自动压入的，不需要我们关心，previous frame pointer,就是主调函数的堆栈帧指针，也就是主调函数的ebp值。ebp偏移为正的都是被调函数的局部变量。

好了，说了这么多，很枯涩，我们通过一个实例来讲下。

[cpp] view plain copy
  1. int function(int a, int b, int c)  
  2. {  
  3.     char buffer[14];  
  4.     int     sum;  
  5.     sum = a + b + c;  
  6.     return sum;  
  7. }  
  8.    
  9. void main()  
  10. {  
  11.     int     i;  
  12.     i = function(1,2,3);  
  13. }  

程序很简单，不解释。
在Linux下，我们通过 gcc -S example1.c 来生成汇编文件，然后我们查看上面这个程序对应的汇编程序:

1    .file   "example1.c"
2     .version    "01.01"
3 gcc2_compiled.:
4 .text
5     .align 4
6 .globl function
7     .type    function,@function
8 function:
9      pushl %ebp  //ebp这时指向的还是上一个堆栈帧,这个时候将ebp压入为的是返回的时候能够复原上一个堆栈帧
10     movl %esp,%ebp  //上一步中已将ebp(上一个堆栈帧的ebp)压入保存,因此这时ebp能够腾出来指向新的堆栈帧了
11     subl $20,%esp		//esp下移20个字节,就是申请20个字节的空间(buffer的16字节，sum的4字节)
12     movl 8(%ebp),%eax	//ebp加8后,指向第1个实参,放入eax.
13     addl 12(%ebp),%eax	//ebp+12后，指向第2个实参，与上一步中的第一个实参相加,放入eax.
14     movl 16(%ebp),%edx	//第3个实参放入edx
15     addl %eax,%edx		//第3个实参与上上步中的结果相加，就是3个实参相加，结果存入edx
16     movl %edx,-20(%ebp)	//将结果放入刚才申请的sum中
17     movl -20(%ebp),%eax
18     jmp .L1
19     .align 4
20 .L1:
21     leave			//leave和ret见下面的解析
22     ret
23 .Lfe1:
24     .size    function,.Lfe1-function
25     .align 4
26 .globl main
27     .type    main,@function
28 main:
29     pushl %ebp
30     movl %esp,%ebp
31     subl $4,%esp		//申请4个字节(给局部变量i)
32     pushl $3			//压入实参3
33     pushl $2			//压入实参2
34     pushl $1			//压入实参1
35     call function		//调用function函数,执行这条命令的时候还会将下一条指令的指针压栈
36     addl $12,%esp		//加上12就释放了刚才压入的3个实参
37     movl %eax,%eax		//function返回值在eax中
38     movl %eax,-4(%ebp)	//返回值赋值给了刚才申请的空间(变量i)
39 .L2:
40     leave
41     ret
42 .Lfe2:
43     .size    main,.Lfe2-main
44     .ident  "GCC: (GNU) 2.7.2.3"

其中函数function的堆栈帧
linux 进程内存解析【转】
注释:
1.function中,buffer是14个字节，sum是4个字节，照例应该是申请18个字节，但是第11行，程序申请了20个字节。这是时间效率和空间效率之间的一种折衷，因为Intel i386是32位的处理器，其每次内存访问都必须是4字节对齐的，而高30位地址相同的4个字节就构成了一个机器字。因此，如果为了填补 buffer[14]留下的两个字节而将sum分配在两个不同的机器字中，那么每次访问sum就需要两次内存操作，这显然是无法接受的。这些都是跟编译器相关的优化技术。

2.我们再来看一下在函数function中是如何将a、b、c的和赋给sum的。前面已经提过，在函数中访问实参和局部变量时都是以堆栈帧指针为基址，再加上一个偏移，而Intel i386体系结构下的堆栈帧指针就是ebp，为了清楚起见，我们在图7中标出了堆栈帧中所有成分相对于堆栈帧指针ebp的偏移。这下图6中12至16的计算就一目了然了，8(%ebp)、12(%ebp)、16(%ebp)和-20(%ebp)分别是实参a、b、c和局部变量sum的地址，几个简单的 add指令和mov指令执行后sum中便是a、b、c三者之和了。另外，在gcc编译生成的汇编程序中函数的返回结果是通过eax传递的，因此在图6中第 17行将sum的值拷贝到eax中。

3.我们再来看一下函数function执行完之后与其对应的堆栈帧是如何弹出堆栈的。图6中第21行的leave指令将堆栈帧指针 ebp拷贝到esp中，于是在堆栈帧中为局部变量buffer[14]和sum分配的空间就被释放了；除此之外，leave指令还有一个功能，就是从堆栈中弹出一个机器字并将其存放到ebp中，这样ebp就被恢复为main函数的堆栈帧指针了。第22行的ret指令再次从堆栈中弹出一个机器字并将其存放到指令指针eip中，这样控制就返回到了第36行main函数中的addl指令处。addl指令将栈顶指针esp加上12，于是当初调用函数 function之前压入堆栈的三个实参所占用的堆栈空间也被释放掉了。至此，函数function的堆栈帧就被完全销毁了。前面刚刚提到过，在gcc编译生成的汇编程序中通过eax传递函数的返回结果，因此图6中第38行将函数function的返回结果保存在了main函数的局部变量i中.

 

 

Linux下如果知道一个进程究竟占用了多少内存？这是个经常被问道和被答错的问题。进程的内存分配是个比较复杂的话题，这里通过一个例子进行说明。

有这么一个简单程序：

[root@pczou pczou]# cat ./prog.c
#include <stdio.h>
#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>

#define ONEM (1024*1024)

int func()
{
        char s[16*ONEM];
        char* p;
        p = malloc(32*ONEM);
        pause();
        return 0;
}

int main()
{
        printf("pid: %d/n", getpid());
        func();
        return 0;
}


其中func()这个函数分配了32MB的内存，以及16MB的堆栈。

运行一下，prog会停在pause()的位置，看看ps怎么说：

USER       PID %CPU %MEM   VSZ RSS TTY      STAT START   TIME COMMAND
root      4238 0.0 0.0 52396 352 pts/0    S    21:29   0:00 ./prog

VSZ指的是进程内存空间的大小，这里是52396KB；
RSS指的是驻留物理内存中的内存大小，这里是352KB。

一般系统管理员知道VSZ并不代表进程真正用到的内存，因为有些空间会仅在页表中挂个名，也就是说只是虚拟存在着，只有真正用到的时候内核才会把虚拟页面和真正的物理页面映射起来。比如，prog.c中用malloc()分配的32MB内存，由于程序中并没有用到这些内存，所以不应算到进程的帐上。

进程的内存使用情况比较复杂，这是因为：

  • 进程申请的内存不一定真正会被用到
  • 真正用到的内存也不一定是只有该进程自己在用 (比如动态共享库)


所以酒足饭饱结帐的时候，酒吧打出的帐单中不应该有没有上的菜，也不应该一个菜两份钱。而ps给出的就是这样的“糊涂”帐单，不足为凭。

算清楚帐的唯一办法是把每个菜都仔细过一遍，看看有没有上，有没有重复。下面的帐单要清楚多了：

Virtual memory :     52396 KB
Effective VM    :     52120 KB
Mapped          :    352 KB
Effective mapped:     76.6 KB
Sole use        :     72 KB

Per file memory use
ld-2.3.4.so                   : VM   94208 B, M   90112 B, S    8192 B
prog                          : VM    8192 B, M    8192 B, S    8192 B
libc-2.3.4.so                 : VM    1180 KB, M 221184 B, S   16384 B


可以看出，虽然虚拟地址空间是52396KB，实际映射(a.k.a. 分配)的空间是352KB，这和ps给出的结果一致。再看"Effective Mapped"这个值，仅为76.6 KB。这个值的计算方法是：

有效的实际使用内存 = 该进程独占的内存 + 共享的内存A /共享A的进程数目 + 共享的内存B /共享B的进程数目 + ...

虽然并不十分准确，但"Effective Mapped"已经足以说明进程所占用内存的实际大小了。

OK，最后用这个方法给所有进程都“结下帐”：

linux 进程内存解析【转】

从上面的统计结果可以看出，

  • 虽然firefox的占用虚拟空间是最大的，但其实际占用的内存却比X Server要少。
  • firefox的实际占用的内存和其RSS (a.k.a. mapped)差别不大，只有少了约700；而kontact的实际占用的内存比起RSS足足少了约1.2MB。由此可以看出我用的窗口管理器是KDE而非Gnome，why? 因为Qt之类的共享库被很多KDE进程分担了。
  • http://docs.google.com/View?docid=acqszgd2zwsk_18gzv8dk
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