Golang 内存模型与分配机制

0 前言

未来两周，想和大家探讨的主题是 Golang 内存管理机制.

本系列会分为两篇，第一篇谈及 Golang 内存模型以及内存分配机制，第二篇会和大家讨论 Golang 的垃圾回收机制. 本文是其中第一篇.

我个人比较推崇”基于源码支撑原理“的信念，所以本文在阐述原理的基础上，会伴有大量源码走读的过程，作为理论的支撑论证. 走读的 Go 源码版本为 1.19.

内存管理与垃圾回收都属 Go 语言最复杂的模块，受限于笔者个人水平，文章内容可能有不足或纰漏之处，很欢迎大家进行批评指正.

1 内存模型

1.1 操作系统存储模型

本文既然要聊到 Golang 的内存模型设计，就让我们首先回顾操作系统中经典的多级存储模型设计.

观察上图，我们可以从中捕捉到的关键词是：

• 多级模型
• 动态切换

1.2 虚拟内存与物理内存

操作系统内存管理中，另一个重要概念是虚拟内存，其作用如下：

• 在用户与硬件间添加中间代理层（没有什么是加一个中间层解决不了的）
• 优化用户体验（进程感知到获得的内存空间是“连续”的）
• “放大”可用内存（虚拟内存可以由物理内存+磁盘补足，并根据冷热动态置换，用户无感知）

1.3 分页管理

操作系统中通常会将虚拟内存和物理内存切割成固定的尺寸，于虚拟内存而言叫作“页”，于物理内存而言叫作“帧”，原因及要点如下：

• 提高内存空间利用（以页为粒度后，消灭了不稳定的外部碎片，取而代之的是相对可控的内部碎片）
• 提高内外存交换效率（更细的粒度带来了更高的灵活度）
• 与虚拟内存机制呼应，便于建立虚拟地址->物理地址的映射关系（聚合映射关系的数据结构，称为页表）
• linux 页/帧的大小固定，为 4KB（这实际是由实践推动的经验值，太粗会增加碎片率，太细会增加分配频率影响效率）

1.4 Golang 内存模型

前几小节的铺垫，旨在从“内存模型设计”这件事情中收获一些触类旁通的设计理念.

下面步入正题，聊聊 Golang 的内存模型设计的几个核心要点：

• 以空间换时间，一次缓存，多次复用

由于每次向操作系统申请内存的操作很重，那么不妨一次多申请一些，以备后用.

Golang 中的堆 mheap 正是基于该思想，产生的数据结构. 我们可以从两个视角来解决 Golang 运行时的堆：

I 对操作系统而言，这是用户进程中缓存的内存

II 对于 Go 进程内部，堆是所有对象的内存起源

• 多级缓存，实现无/细锁化

堆是 Go 运行时中最大的临界共享资源，这意味着每次存取都要加锁，在性能层面是一件很可怕的事情.

在解决这个问题，Golang 在堆 mheap 之上，依次细化粒度，建立了 mcentral、mcache 的模型，下面对三者作个梳理：

• mheap：全局的内存起源，访问要加全局锁
• mcentral：每种对象大小规格（全局共划分为 68 种）对应的缓存，锁的粒度也仅限于同一种规格以内
• mcache：每个 P（正是 GMP 中的 P）持有一份的内存缓存，访问时无锁

这些概念，我们在第 2 节中都会再作详细展开，此处可以先不深究，注重于宏观架构即可.

• 多级规格，提高利用率

首先理下 page 和 mspan 两个概念：

（1）page：最小的存储单元.

Golang 借鉴操作系统分页管理的思想，每个最小的存储单元也称之为页 page，但大小为 8 KB

（2）mspan：最小的管理单元.

mspan 大小为 page 的整数倍，且从 8B 到 80 KB 被划分为 67 种不同的规格，分配对象时，会根据大小映射到不同规格的 mspan，从中获取空间.

于是，我们回头小节多规格 mspan 下产生的特点：

I 根据规格大小，产生了等级的制度

II 消除了外部碎片，但不可避免会有内部碎片

III 宏观上能提高整体空间利用率

IV 正是因为有了规格等级的概念，才支持 mcentral 实现细锁化

• 全局总览，留个印象

上图是 Thread-Caching Malloc 的整体架构图，Golang 正是借鉴了该内存模型. 我们先看眼架构，有个整体概念，后续小节中，我们会不断对细节进行补充.

2 核心概念梳理

2.1 内存单元 mspan

分点阐述 mspan 的特质：

• mspan 是 Golang 内存管理的最小单元
• mspan 大小是 page 的整数倍（Go 中的 page 大小为 8KB），且内部的页是连续的（至少在虚拟内存的视角中是这样）
• 每个 mspan 根据空间大小以及面向分配对象的大小，会被划分为不同的等级（2.2小节展开）
• 同等级的 mspan 会从属同一个 mcentral，最终会被组织成链表，因此带有前后指针（prev、next）
• 由于同等级的 mspan 内聚于同一个 mcentral，所以会基于同一把互斥锁管理
• mspan 会基于 bitMap 辅助快速找到空闲内存块（块大小为对应等级下的 object 大小），此时需要使用到 Ctz64 算法.

mspan 类的源码位于 runtime/mheap.go 文件中：

2.2 内存单元等级 spanClass

mspan 根据空间大小和面向分配对象的大小，被划分为 67 种等级（1-67，实际上还有一种隐藏的 0 级，用于处理更大的对象，上不封顶）

下表展示了部分的 mspan 等级列表，数据取自 runtime/sizeclasses.go 文件中：

对上表各列进行解释：

（1）class：mspan 等级标识，1-67

（2）bytes/obj：该大小规格的对象会从这一 mspan 中获取空间. 创建对象过程中，大小会向上取整为 8B 的整数倍，因此该表可以直接实现 object 到 mspan 等级 的映射

（3）bytes/span：该等级的 mspan 的总空间大小

（4）object：该等级的 mspan 最多可以 new 多少个对象，结果等于 （3）/（2）

（5）tail waste：（3）/（2）可能除不尽，于是该项值为（3）%（2）

（6）max waste：通过下面示例解释：

以 class 3 的 mspan 为例，class 分配的 object 大小统一为 24B，由于 object 大小 <= 16B 的会被分配到 class 2 及之前的 class 中，因此只有 17B-24B 大小的 object 会被分配到 class 3.

最不利的情况是，当 object 大小为 17B，会产生浪费空间比例如下：

除了上面谈及的根据大小确定的 mspan 等级外，每个 object 还有一个重要的属性叫做 nocan，标识了 object 是否包含指针，在 gc 时是否需要展开标记.

在 Golang 中，会将 span class + nocan 两部分信息组装成一个 uint8，形成完整的 spanClass 标识. 8 个 bit 中，高 7 位表示了上表的 span 等级（总共 67 + 1 个等级，8 个 bit 足够用了），最低位表示 nocan 信息.

代码位于 runtime/mheap.go

2.3 线程缓存 mcache

要点：

（1）mcache 是每个 P 独有的缓存，因此交互无锁

（2）mcache 将每种 spanClass 等级的 mspan 各缓存了一个，总数为 2（nocan 维度） * 68（大小维度）= 136

（3）mcache 中还有一个为对象分配器 tiny allocator，用于处理小于 16B 对象的内存分配，在 3.3 小节中详细展开.

代码位于 runtime/mcache.go：

2.4 中心缓存 mcentral

要点：

（1）每个 mcentral 对应一种 spanClass

（2）每个 mcentral 下聚合了该 spanClass 下的 mspan

（3）mcentral 下的 mspan 分为两个链表，分别为有空间 mspan 链表 partial 和满空间 mspan 链表 full

（4）每个 mcentral 一把锁

代码位于 runtime/mcentral.go

2.5 全局堆缓存 mheap

要点：

• 对于 Golang 上层应用而言，堆是操作系统虚拟内存的抽象
• 以页（8KB）为单位，作为最小内存存储单元
• 负责将连续页组装成 mspan
• 全局内存基于 bitMap 标识其使用情况，每个 bit 对应一页，为 0 则自由，为 1 则已被 mspan 组装
• 通过 heapArena 聚合页，记录了页到 mspan 的映射信息（2.7小节展开）
• 建立空闲页基数树索引 radix tree index，辅助快速寻找空闲页（2.6小节展开）
• 是 mcentral 的持有者，持有所有 spanClass 下的 mcentral，作为自身的缓存
• 内存不够时，向操作系统申请，申请单位为 heapArena（64M）

代码位于 runtime/mheap.go

2.6 空闲页索引 pageAlloc

与 mheap 中，与空闲页寻址分配的基数树索引有关的内容较为晦涩难懂. 网上能把这个问题真正讲清楚的文章几乎没有.

所幸我最后找到这个数据结构的作者发布的笔记，终于对方案的原貌有了大概的了解，这里粘贴链接，供大家自取：https://go.googlesource.com/proposal/+/master/design/35112-scaling-the-page-allocator.md

要理清这棵技术树，首先需要明白以下几点：

（1）数据结构背后的含义：

I 2.5 小节有提及，mheap 会基于 bitMap 标识内存中各页的使用情况，bit 位为 0 代表该页是空闲的，为 1 代表该页已被 mspan 占用.

II 每棵基数树聚合了 16 GB 内存空间中各页使用情况的索引信息，用于帮助 mheap 快速找到指定长度的连续空闲页的所在位置

III mheap 持有 2^14 棵基数树，因此索引全面覆盖到 2^14 * 16 GB = 256 T 的内存空间.

（2）基数树节点设定

基数树中，每个节点称之为 PallocSum，是一个 uint64 类型，体现了索引的聚合信息，包含以下四部分：

• start：最右侧 21 个 bit，标识了当前节点映射的 bitMap 范围中首端有多少个连续的 0 bit（空闲页），称之为 start；
• max：中间 21 个 bit，标识了当前节点映射的 bitMap 范围中最多有多少个连续的 0 bit（空闲页），称之为 max；
• end：左侧 21 个 bit，标识了当前节点映射的 bitMap 范围中最末端有多少个连续的 0 bit（空闲页），称之为 end.
• 最左侧一个 bit，弃置不用

（3）父子关系

• 每个父 pallocSum 有 8 个子 pallocSum
• 根 pallocSum 总览全局，映射的 bitMap 范围为全局的 16 GB 空间（其 max 最大值为 2^21，因此总空间大小为 2^21*8KB=16GB）；
• 从首层向下是一个依次八等分的过程，每一个 pallocSum 映射其父节点 bitMap 范围的八分之一，因此第二层 pallocSum 的 bitMap 范围为 16GB/8 = 2GB，以此类推，第五层节点的范围为 16GB / (8^4) = 4 MB，已经很小
• 聚合信息时，自底向上. 每个父 pallocSum 聚合 8 个子 pallocSum 的 start、max、end 信息，形成自己的信息，直到根 pallocSum，坐拥全局 16 GB 的 start、max、end 信息
• mheap 寻页时，自顶向下. 对于遍历到的每个 pallocSum，先看起 start 是否符合，是则寻页成功；再看 max 是否符合，是则进入其下层孩子 pallocSum 中进一步寻访；最后看 end 和下一个同辈 pallocSum 的 start 聚合后是否满足，是则寻页成功.

代码位于 runtime/mpagealloc.go

基数树节点

2.7 heapArena

• 每个 heapArena 包含 8192 个页，大小为 8192 * 8KB = 64 MB
• heapArena 记录了页到 mspan 的映射. 因为 GC 时，通过地址偏移找到页很方便，但找到其所属的 mspan 不容易. 因此需要通过这个映射信息进行辅助.
• heapArena 是 mheap 向操作系统申请内存的单位（64MB）

代码位于 runtime/mheap.go

3 对象分配流程

下面来串联 Golang 中分配对象的流程，不论是以下哪种方式，最终都会殊途同归步入 mallocgc 方法中，并且根据 3.1 小节中的策略执行分配流程：

• new(T)
• &T{}
• make(xxxx)

3.1 分配流程总览

Golang 中，依据 object 的大小，会将其分为下述三类：

不同类型的对象，会有着不同的分配策略，这些内容在 mallocgc 方法中都有体现.

核心流程类似于读多级缓存的过程，由上而下，每一步只要成功则直接返回. 若失败，则由下层方法兜底.

对于微对象的分配流程：

（1）从 P 专属 mcache 的 tiny 分配器取内存（无锁）

（2）根据所属的 spanClass，从 P 专属 mcache 缓存的 mspan 中取内存（无锁）

（3）根据所属的 spanClass 从对应的 mcentral 中取 mspan 填充到 mcache，然后从 mspan 中取内存（spanClass 粒度锁）

（4）根据所属的 spanClass，从 mheap 的页分配器 pageAlloc 取得足够数量空闲页组装成 mspan 填充到 mcache，然后从 mspan 中取内存（全局锁）

（5）mheap 向操作系统申请内存，更新页分配器的索引信息，然后重复（4）.

对于小对象的分配流程是跳过（1）步，执行上述流程的（2）-（5）步；

对于大对象的分配流程是跳过（1）-（3）步，执行上述流程的（4）-（5）步.

3.2 主干方法 mallocgc

先上道硬菜，malloc 方法主干全流程展示.

如果觉得理解曲线太陡峭，可以先跳到后续小节，把拆解的各部分模块都熟悉后，再回过头来总览一遍.

代码位于 runtime/malloc.go 文件中：

3.3 步骤（1）：tiny 分配

每个 P 独有的 mache 会有个微对象分配器，基于 offset 线性移动的方式对微对象进行分配，每 16B 成块，对象依据其大小，会向上取整为 2 的整数次幂进行空间补齐，然后进入分配流程.

3.4 步骤（2）：mcache 分配

在 mspan 中，基于 Ctz64 算法，根据 mspan.allocCache 的 bitMap 信息快速检索到空闲的 object 块，进行返回.

代码位于 runtime/malloc.go 文件中：

3.5 步骤（3）：mcentral 分配

当 mspan 无可用的 object 内存块时，会步入 mcache.nextFree 方法进行兜底.

代码位于 runtime/mcache.go 文件中：

倘若 mcache 中，对应的 mspan 空间不足，则会在 mcache.refill 方法中，向更上层的 mcentral 乃至 mheap 获取 mspan，填充到 mache 中:

代码位于 runtime/mcache.go 文件中：

mcentral.cacheSpan 方法中，会加锁（spanClass 级别的 sweepLocker），分别从 partial 和 full 中尝试获取有空间的 mspan:

代码位于 runtime/mcentral.go 文件中：

3.6 步骤（4）：mheap 分配

在 mcentral.cacheSpan 方法中，倘若从 partial 和 full 中都找不到合适的 mspan 了，则会调用 mcentral 的 grow 方法，将事态继续升级：

经由 mcentral.grow 方法和 mheap.alloc 方法的周转，最终会步入 mheap.allocSpan 方法中：

代码位于 runtime/mheap.go

代码位于 runtime/mheap.go

倘若对 mheap 空闲页分配器基数树 pageAlloc 分配空闲页的源码感兴趣，莫慌，3.8 小节见.

3.7 步骤（5）：向操作系统申请

倘若 mheap 中没有足够多的空闲页了，会发起 mmap 系统调用，向操作系统申请额外的内存空间.

代码位于 runtime/mheap.go 文件的 mheap.grow 方法中：

3.8 步骤（4）拓展：基数树寻页

核心源码位于 runtime/pagealloc.go 的 pageAlloc 方法中，要点都以在代码中给出注释：

4 展望

祝贺，到此为止，整个 Golang 内存分配流程已经梳理完毕.

两周内，我会带来新作——Golang 垃圾回收机制.

Go 友们不见不散~

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