詳解Linux系統(tǒng)內(nèi)存知識及調(diào)優(yōu)方案

　　內(nèi)存是計算機(jī)中重要的部件之一，它是與CPU進(jìn)行溝通的橋梁。計算機(jī)中所有程序的運(yùn)行都是在內(nèi)存中進(jìn)行的，因此內(nèi)存的性能對計算機(jī)的影響非常大。內(nèi)存作用是用于暫時存放CPU中的運(yùn)算數(shù)據(jù)，以及與硬盤等外部存儲器交換的數(shù)據(jù)。只要計算機(jī)在運(yùn)行中，CPU就會把需要運(yùn)算的數(shù)據(jù)調(diào)到內(nèi)存中進(jìn)行運(yùn)算，當(dāng)運(yùn)算完成后CPU再將結(jié)果傳送出來，內(nèi)存的運(yùn)行也決定了計算機(jī)的穩(wěn)定運(yùn)行。對于整個操作系統(tǒng)來說，內(nèi)存可能是最麻煩的的設(shè)備。而其性能的好壞直接影響著整個操作系統(tǒng)。

　　我們知道CPU是不能與硬盤打交道的，只有數(shù)據(jù)被載入到內(nèi)存中才可以被CPU調(diào)用。cpu在訪問內(nèi)存的時候需要先像內(nèi)存監(jiān)控程序請求，由監(jiān)控程序控制和分配內(nèi)存的讀寫請求，這個監(jiān)控程序叫做MMU(內(nèi)存管理單元)。下面以32位系統(tǒng)來說明內(nèi)存的訪問過程：

　　32位的系統(tǒng)上每一個進(jìn)程在訪問內(nèi)存的時候，每一個進(jìn)程都當(dāng)做自己有4個G的內(nèi)存空間可用，這叫虛擬內(nèi)存(地址)，虛擬內(nèi)存轉(zhuǎn)化成物理內(nèi)存是通過MMU來完成的。為了能夠從線性地址轉(zhuǎn)換成物理地址，需要page table(頁表)的內(nèi)存空間,page table要載入到MMU上。為了完成線性地址到物理地址的映射，如果按照1個字節(jié)1個字節(jié)映射的話，需要一張非常大的表，這種轉(zhuǎn)換關(guān)系會非常的復(fù)雜。因此把內(nèi)存空間又劃分成了另外一種存儲單元格式，通常為4K。在不同的硬件平臺上，它們的大小一般是不一樣的，像x86 32位的有4k的頁;而64位的有4k頁，2M頁，4M頁，8M頁等等，默認(rèn)都是4k的。每一個進(jìn)程一般而言都有自己的頁路徑和頁表映射機(jī)制，不管那一個頁表都是由內(nèi)核加載的。每一個進(jìn)程只能看到自己的線性地址空間，想要增加新的內(nèi)存的時候，只能在自己的線性地址空間中申請，并且申請后一定是通過操作系統(tǒng)的內(nèi)核映射到物理地址空間中去找那么一段空間，并且告訴線性地址空間準(zhǔn)備好了，可以訪問，并且在page table中增加一條映射關(guān)系，于是就可以訪問物理內(nèi)存了，這種叫做內(nèi)存分配。但是新的申請一定是通過操作的內(nèi)核到物理內(nèi)存中去找那么一段空間，并且告訴線性地址空間好了，可以建設(shè)映射關(guān)系，最終page table建立映射關(guān)系。

　　這反映了上述描述過程的大體情況。可以看到每一個用戶程序都會有自己的頁表，并且映射到對應(yīng)的主存儲器上去。

　　根據(jù)上述文字和圖表的描述可以發(fā)現(xiàn)2個問題：

　　1.每個進(jìn)程如果需要訪問內(nèi)存的時候都需要去查找page table的話，勢必會造成服務(wù)器的性能底下

　　2.如果主存儲器的內(nèi)存滿了以后，應(yīng)用程序還需要調(diào)用內(nèi)存的時候怎么辦

　　對于第一個問題，我們就需要借助TLB(Translation Lookaside Buffer)翻譯后備緩沖器。TLB是一個內(nèi)存管理單元，它可以用于改進(jìn)虛擬地址到物理地址轉(zhuǎn)換速度的緩存。這樣每次在查找page table的時候就可以先去TLB中查找相應(yīng)的頁表數(shù)據(jù)，如果有就直接返回，沒有再去查找page table，并把查找到的結(jié)果緩存中TLB中。TLB雖然解決了緩存的功能，但是在那么page table中查找映射關(guān)系仍然很慢，所以又有了page table的分級目錄。page table可以分為1級目錄，2級目錄和偏移量

　　但是一個進(jìn)程在運(yùn)行的時候要頻繁的打開文件，關(guān)閉文件。這就意味著要頻繁的申請內(nèi)存和釋放內(nèi)存。有些能夠在內(nèi)存中緩存數(shù)據(jù)的那些進(jìn)程，他們對內(nèi)存的分配和回收更多，那么每一次分配都會在頁表中建立一個對應(yīng)項。所以，就算內(nèi)存的速度很快，大量頻繁的同一時間分配和釋放內(nèi)存，依然會降低服務(wù)器的整體性能。當(dāng)然內(nèi)存空間不夠用的時候，我們稱為oom(out of memory,內(nèi)存耗盡)。當(dāng)內(nèi)存耗盡的時候，，整個操作系統(tǒng)掛了。這種情況下我們可以考慮交換分區(qū)，交換分區(qū)畢竟是由硬盤虛擬出來的內(nèi)存，所以其性能與真正的內(nèi)存相比，差了很多，所以要盡力避免使用交換分區(qū)。有物理內(nèi)存空間的時候盡量保證全部使用物理內(nèi)存。cpu無論如何是不能給交換內(nèi)存打交道的，它也只能給物理內(nèi)存打交道，能尋址的空間也只能是物理內(nèi)存。所以當(dāng)真正物理內(nèi)存空間不夠用的時候，會通過LRU算法把其中最近最少使用的內(nèi)存放到交換內(nèi)存中去，這樣物理內(nèi)存中的那段空間就可以供新的程序使用了。但是這樣會引發(fā)另外的一個問題，即原來的進(jìn)程通過page table尋找的時候，那一段空間的數(shù)據(jù)已經(jīng)不屬于它了。所以此刻cpu發(fā)送通知或者異常告訴這個程序，這個地址空間已不屬于它，這個時候可能會出現(xiàn)2種情況：

　　1.物理內(nèi)存有可用的空間可用：這個時候cpu會根據(jù)以前的轉(zhuǎn)換策略會把交換分區(qū)中的那段內(nèi)存重新送到物理內(nèi)存中去，但是轉(zhuǎn)換過來的空間地址不一定會是以前的那一段空間地址，因為以前的那一段空間地址可能已經(jīng)被別人使用了。

　　2.物理內(nèi)存沒有可用的空間可用：這個時候依然會使用LRU算發(fā)把當(dāng)前物理地址空間上最近最少使用的空間地址轉(zhuǎn)換到交換內(nèi)存中去，并把當(dāng)前進(jìn)程需要的這斷在交換空間中的內(nèi)存送到物理內(nèi)存空間中去，并且重新建立映射關(guān)系。

　　上述通知或者異常出現(xiàn)的情況，通常叫做缺頁異常。缺頁異常也分為大異常和小異常兩種。大異常就是訪問的數(shù)據(jù)內(nèi)存中沒有，不的不去硬盤上加載，無論是從交換內(nèi)存中還是直接從磁盤的某個文件系統(tǒng)上，反正需要從硬盤上去加載，這種異常加載需要很長時間。小異常就是進(jìn)程之間通過共享內(nèi)存，第二個進(jìn)程訪問的時候，查看本地的內(nèi)存映射表沒有，但是其它進(jìn)程已經(jīng)擁有了這個內(nèi)存頁，所以可以直接映射，這種異常加載需要的時間一般很短。

　　在操作系統(tǒng)開機(jī)的時候，每一個io設(shè)備都會像cpu申請一些列的隨機(jī)端口，這種端口叫做io端口。在IBM PC體系結(jié)構(gòu)中，I/O地址空間一共提供了65,536個8位的I/O端口。正是這些io端口的存在，cpu可以與io設(shè)備進(jìn)行讀寫交互的過程。在執(zhí)行讀寫操作時，CPU使用地址總線選擇所請求的I/O端口，使用數(shù)據(jù)總線在CPU寄存器和端口之間傳送數(shù)據(jù)。I/O端口還可以被映射到物理地址空間：因此，處理器和I/O設(shè)備之間的通信就可以直接使用對內(nèi)存進(jìn)行操作的匯編語言指令(例如，mov、and、or等等)?，F(xiàn)代的硬件設(shè)備更傾向于映射I/O，因為這樣處理的速度較快，并可以和DMA結(jié)合起來使用。這樣io在和內(nèi)存?zhèn)鲾?shù)據(jù)的時候就不需要通過cpu，cpu把總線的控制權(quán)交給DMA，每次io傳數(shù)據(jù)的時候就調(diào)用DMA一次，就把cpu給解放了出來。當(dāng)數(shù)據(jù)傳輸完了以后，DMA通知給cpu中斷一次。DMA在運(yùn)行的時候?qū)φ麄€總線有控制權(quán)限，當(dāng)cpu發(fā)現(xiàn)有其它進(jìn)程需要使用總線的時候，二者就會產(chǎn)生爭用。這個時候，在總線控制權(quán)的使用上，CPU和DMA具有相等的權(quán)限。只要CPU委托給了DMA，就不能隨意的收回這個委托，就要等待DMA的用完。

　　如果沒有其它進(jìn)程可以運(yùn)行，或者其它進(jìn)程運(yùn)行的時間非常短，這個時候CPU發(fā)現(xiàn)我們的IO仍然沒有完成，那就意味著，CPU只能等待IO了。CPU在時間分配里面有個iowait的值，就是CPU在等待IO花費(fèi)的時間。有些是在同步調(diào)用過程中，CPU必須要等待IO的完成;否者CPU可以釋放IO的傳輸在背后自動完成，CPU自己去處理其它的事情。等硬盤數(shù)據(jù)傳輸完成以后，硬盤只需要像CPU發(fā)起一個通知即可。CPU外圍有一種設(shè)備，這個設(shè)備叫做可編程中斷控制器。每一個硬件設(shè)備為了給CPU通信，在剛開機(jī)的時候，在BIOS實現(xiàn)檢測的時候，這個設(shè)備就要到可編程中斷控制器上去注冊一個所謂的中斷號。那么這個號碼就歸這個硬件使用了。當(dāng)前主機(jī)上可能有多個硬件，每一個硬件都有自己的號碼，CPU在收到中斷號以后，就能夠通過中斷相量表查找到那個硬件設(shè)備進(jìn)行中斷。并且就由對應(yīng)的IO端口過來處理了。

　　CPU正在運(yùn)行其它進(jìn)程，當(dāng)一個中斷請求發(fā)過來的時候，CPU會立即終止當(dāng)前正在處理的進(jìn)程，而去處理中斷。當(dāng)前CPU掛起當(dāng)前正在處理的進(jìn)程，轉(zhuǎn)而去執(zhí)行中斷的過程，也叫做中斷切換。只不過，這種切換在量級別上比進(jìn)程切換要低一些，而且任何中斷的優(yōu)先級通常比任何進(jìn)程也要高，因為我們指的是硬件中斷。中斷還分為上半部和下半部，一般而言，上半部就是CPU在處理的時候，把它接進(jìn)來，放到內(nèi)存中，如果這個事情不是特別緊急(CPU或者內(nèi)核會自己判斷)，因此在這種情況下，CPU回到現(xiàn)場繼續(xù)執(zhí)行剛才掛起的進(jìn)程，當(dāng)這個進(jìn)程處理完了，再回過頭來執(zhí)行中斷的下半部分。

　　在32位系統(tǒng)中，我們的內(nèi)存(線性地址)地址空間中，一般而言，低地址空間有一個G是給內(nèi)核使用的，上面3個G是給進(jìn)程使用的。但是應(yīng)該明白，其實在內(nèi)核內(nèi)存當(dāng)中，再往下，不是直接這樣劃分的。32位系統(tǒng)和64位系統(tǒng)可能不一樣(物理地址)，在32位系統(tǒng)中，最低端有那么10多M的空間是給DMA使用的。DNA的總線寬度是很小的，可能只有幾位，所以尋址能力很有限，訪問的內(nèi)存空間也就很有限。如果DMA需要復(fù)制數(shù)據(jù)，而且自己能夠?qū)ぶ肺锢韮?nèi)存，還可以把數(shù)據(jù)直接壯哉進(jìn)內(nèi)存中去，那么就必須保證DMA能夠?qū)ぶ纺嵌蝺?nèi)存才行。尋址的前提就是把最低地址斷M，DA的尋址范圍內(nèi)的那一段給了DMA。所以站在這個角度來說，我們的內(nèi)存管理是分區(qū)域的。

　　在32位系統(tǒng)上，16M的內(nèi)存空間給了ZONE_DMA(DMA使用的物理地址空間);從16M到896M給了ZONE_NORMAL(正常物理地址空間)，對于Linux操作系統(tǒng)來說，是內(nèi)核可以直接訪問的地址空間;從896M到1G這斷空間叫做"Reserved"(預(yù)留的物理地址空間);從1G到4G的這段物理地址空間中，我們的內(nèi)核是不能直接訪問的，要想訪問必須把其中的一段內(nèi)容映射到Reserved來，在Reserved中保留出那一段內(nèi)存的地址編碼，我們內(nèi)核才能上去訪問，所以內(nèi)核不直接訪問大于1G的物理地址空間。所以在32位系統(tǒng)上，它訪問內(nèi)存當(dāng)中的數(shù)據(jù)，中間是需要一個額外步驟的。

　　在64位系統(tǒng)上，ZONE_DAM給了低端的1G地址空間，這個時候DMA的尋址能力被大大加強(qiáng)了;ZONE_DAM32可以使用4G的空間;而大于1G以上給劃分了ZONE_NORMAL,這段空間都可以被內(nèi)核直接訪問。所以在64位上，內(nèi)核訪問大于1G的內(nèi)存地址，就不需要額外的步驟了，效率和性能上也大大增加，這也就是為什么要使用64位系統(tǒng)的原因。

　　在現(xiàn)在的PC架構(gòu)上，AMD,INTER都支持一種機(jī)制，叫做PEA(物理地址擴(kuò)展)。所謂PAE。指的是在32位系統(tǒng)的地址總線上，又?jǐn)U展了4位，使得32位系統(tǒng)上的地址空間可以達(dá)到64G。當(dāng)然在32為系統(tǒng)上，不管你的物理內(nèi)存有多大，單個進(jìn)程所使用的空間是無法擴(kuò)展的。因為在32位的系統(tǒng)上，線性地址空間只有4個G，而單個進(jìn)程能夠識別的訪問也只有3個G。

　　linux的虛擬內(nèi)存子系統(tǒng)包含了以下幾個功能模塊：

　　slab allocator,zoned buddy allocator,MMU,kswapd,bdflush

　　slab allocator叫做slab分配器

　　buddy allocator又叫做buddy system，叫做伙伴系統(tǒng)，也是一種內(nèi)存分配器

　　buddy system是工作在MMU之上的，而slab allocator又是工作在buddy system之上的。

　　設(shè)置為小于等于1G，在數(shù)據(jù)庫服務(wù)器應(yīng)該勁量避免使用交換內(nèi)存

　　3.在應(yīng)用服務(wù)器上，可以設(shè)置為RAM*0.5，當(dāng)然這個是理論值

　　如果不的不使用交換內(nèi)存，應(yīng)該把交換內(nèi)存放到最靠外的磁道分區(qū)上，因為最外邊的磁盤的訪問速度最快。所以如果有多塊硬盤，可以把每塊硬盤的最外層的磁道拿一小部分出來作為交換分區(qū)。交換分區(qū)可以定義優(yōu)先級，因此把這些硬盤的交換內(nèi)存的優(yōu)先級設(shè)置為一樣，可以實現(xiàn)負(fù)載均衡的效果。定義交換分區(qū)優(yōu)先級的方法為編輯/etc/fstab：

　　/dev/sda1 swap swap pri=5 0 0

　　/dev/sdb1 swap swap pri=5 0 0

　　/dev/sdc1 swap swap pri=5 0 0

　　/dev/sdd1 swap swap pri=5 0 0

　　四.內(nèi)存耗盡時候的相關(guān)調(diào)優(yōu)參數(shù)

　　當(dāng)Linux內(nèi)存耗盡的時候，它會殺死那些占用內(nèi)存最多的進(jìn)程，以下三種情況會殺死進(jìn)程：

　　1.所有的進(jìn)程都是活動進(jìn)程，這個時候想交換出去都沒有空閑的進(jìn)程

　　2.沒有可用的page頁在ZONE_NORMAL中

　　3.有其它新進(jìn)程啟動，申請內(nèi)存空間的時候，要找一個空閑內(nèi)存給做映射，但是這個時候找不到了

　　一旦內(nèi)存耗盡的時候，操作系統(tǒng)就會啟用oom-kill機(jī)制。

　　在/proc/PID/目錄下有一個文件叫做oom_score,就是用來指定oom的評分的，就是壞蛋指數(shù)。

　　如果要手動啟用oom-kill機(jī)制的話，只需要執(zhí)行echo f>/proc/sysrq-trigger即可，它會自動殺掉我們指定的壞蛋指數(shù)評分最高的那個進(jìn)程

　　可以通過echo n > /proc/PID/oom_adj來調(diào)整一個進(jìn)程的壞蛋評分指數(shù)。最終的評分指數(shù)就是2的oom_adj的值的N次方。假如我們的一個進(jìn)程的oom_adj的值是5，那么它的壞蛋評分指數(shù)就是2的5次方。

　　如果想禁止oom-kill功能的使用可以使用vm.panic_on_oom=1即可。

　　五.與容量有關(guān)的內(nèi)存調(diào)優(yōu)參數(shù)：

　　overcommit_memory,可用參數(shù)有3個，規(guī)定是否能夠過量使用內(nèi)存：

　　0：默認(rèn)設(shè)置，內(nèi)核執(zhí)行啟發(fā)式的過量使用處理

　　1：內(nèi)核執(zhí)行無內(nèi)存的過量使用處理。使用這個值會增大內(nèi)存超載的可能性

　　2：內(nèi)存的使用量等于swap的大小+RAM*overcommit_ratio的值。如果希望減小內(nèi)存的過度使用，這個值是最安全的

　　overcommit_ratio:將overcommit_memory指定為2時候，提供的物理RAM比例，默認(rèn)為50

　　六.與通信相關(guān)的調(diào)優(yōu)參數(shù)

　　常見在同一個主機(jī)中進(jìn)行進(jìn)程間通信的方式：

　　1.通過消息message;2.通過signal信號量進(jìn)行通信;3.通過共享內(nèi)存進(jìn)行通信，跨主機(jī)常見的通信方式是rpc

　　以消息的方式實現(xiàn)進(jìn)程通信的調(diào)優(yōu)方案：

　　msgmax:以字節(jié)為單位規(guī)定消息隊列中任意消息的最大允許大小。這個值一定不能超過該隊列的大小(msgmnb)，默認(rèn)值為65536

　　msgmnb:以字節(jié)為單位規(guī)定單一消息隊列的最大值(最大長度)。默認(rèn)為65536字節(jié)

　　msgmni:規(guī)定消息隊列識別符的最大數(shù)量(及隊列的最大數(shù)量)。64位架構(gòu)機(jī)器的默認(rèn)值為1985;32位架構(gòu)機(jī)器的默認(rèn)值為1736

　　以共享內(nèi)存方式實現(xiàn)進(jìn)程通信的調(diào)優(yōu)方案：

　　shmall:以字節(jié)為單位規(guī)定一次在該系統(tǒng)中可以使用的共享內(nèi)存總量(單次申請的上限)

　　shmmax:以字節(jié)為單位規(guī)定每一個共享內(nèi)存片段的最大大小

　　shmmni:規(guī)定系統(tǒng)范圍內(nèi)最大共享內(nèi)存片段。在64和32位的系統(tǒng)上默認(rèn)值都是4096

　　七.與容量相關(guān)的文件系統(tǒng)可調(diào)優(yōu)參數(shù)：

　　file-max:列出內(nèi)核分配的文件句柄的最大值

　　dirty_ratio:規(guī)定百分比值，當(dāng)臟數(shù)據(jù)達(dá)到系統(tǒng)內(nèi)存總數(shù)的這個百分比值后開始執(zhí)行pdflush,默認(rèn)為20

　　dirty_background_ratio:規(guī)定百分比值，當(dāng)某一個進(jìn)程自己所占用的臟頁比例達(dá)到系統(tǒng)內(nèi)存總數(shù)的這個百分比值后開始在后臺執(zhí)行pdflush，默認(rèn)為10

　　dirty_expire_centisecs:pdlush每隔百分之一秒的時間開啟起來刷新臟頁，默認(rèn)值為3000，所以每隔30秒起來開始刷新臟頁

　　dirty_writeback_centisecs:每隔百分之一秒開始刷新單個臟頁。默認(rèn)值為500，所以一個臟頁的存在時間達(dá)到了5秒，就開始刷新臟

　　八.linux內(nèi)存常用的觀察指標(biāo)命令：

　　Memory activity

　　vmstat [interval] [count]

　　sar -r [interval] [count]

　　Rate of change in memory

　　sar -R [interval] [count]

　　frmpg/s:每秒釋放或者分配的內(nèi)存頁，如果為正數(shù)，則為釋放的內(nèi)存頁;如果為負(fù)數(shù)，則為分配的內(nèi)存頁

　　bufpg/s:每秒buffer中獲得或者釋放的內(nèi)存頁。如果為正數(shù)則為獲得的內(nèi)存頁，為負(fù)數(shù)。則為釋放的內(nèi)存頁

　　campg/s:每秒cache中獲得或者釋放的內(nèi)存頁。如果為正數(shù)則為獲得的內(nèi)存頁，為負(fù)數(shù)。則為釋放的內(nèi)存頁

　　Swap activity

　　sar -W [interval] [count]

　　ALL IO

　　sar -B [interval] [count]

　　pgpgin/s:每秒從磁盤寫入到內(nèi)核的塊數(shù)量

　　pgpgout/s:每秒從內(nèi)核寫入到磁盤的塊數(shù)量

　　fault/s:每秒鐘出現(xiàn)的缺頁異常的個數(shù)

　　majflt/s:每秒鐘出現(xiàn)的大頁異常的個數(shù)

　　pgfree/s:每秒回收回來的頁面?zhèn)€數(shù)