linux 启动tomcat运行后 有多个进程 线程池

那是你每次启动tomcat后，没有正确结束进程导致的。

启动tomcat用tomcat目录中的脚本startup.sh，但结束时，用自带的shutdown.sh却是有问题的；如果不会修改shutdown.sh脚本，可以如下结束：

查看Java进程：ps -ef|grep java，得到tomcat进程的进程号；

杀死tomcat进程号：kill -9 xxxx

处理器通过地址访问内存单元，程序中用到的基址加偏移地址是线性地址，需要通过MMU将虚拟地址映射成物理地址。这给分配和释放内存带来方便:1)物理地址不连续的空间可以映射为逻辑上连续的虚拟地址。2)进程可以获得比实际内存大的"空间"，虚拟内存使得进程在这种情况下仍可正常运行。

linux内核为驱动程序提供了一致的内存管理接口，因此不用考虑不同体系结构如何管理内存的。

在linux内核中分配内存用kmalloc和kfree。

kmalloc分配时可以被阻塞，且不对所获得的区域清零。它分配的区域在物理内存中也是连续的。

原型:

#include<linux/slab.h>

void *kmalloc(size_t size,int flags)//参数为分配大小及分配标志

flags参数:

GFP_KERNEL:内核内存通用分配方法，表示内存分配是由运行在内核空间的进程执行的。可休眠，所以使用GFP_KERNEL分配内存的函数必须是可重入的。

GFP_ATOMIC:用于在中断处理例程或者运行在进程上下文之外的代码中分配内存，不可休眠。内核通常会为原子性的分配预留一些空闲页面。

所有标志定义在 <linux/gfp.h>中。

size参数:

内核是基于页技术分配内存，以最佳的利用系统的RAM。

linux处理内存分配的方法是:创建一系列的内存对象池，每个池的内存大小事固定的，处理分配请求时，就直接在包含足够大的内存块中传递一个整款给请求者。内核只能分配一些预定义的固定大小的字节数组。kmalloc能处理的的最小内存块是32或者64，不大于128KB。

内存区段:

linux内核把内存分为3个区段:可用于DMA的内存，常规内存以及高端内存。kmalloc不能分配高端内存。内存区段在mm/page_alloc.c中实现。区段的初始化在对应的arch树下的mm/init.c中。

后备高速缓存 (lookaside cache)

内核中普通对象进行初始化所需的时间超过了对其进行分配和释放所需的时间，因此不应该将内存释放回一个全局的内存池，而是将内存保持为针对特定目而初始化的状态。例如，如果内存被分配给了一个互斥锁，那么只需在为互斥锁首次分配内存时执行一次互斥锁初始化函数（mutex_init）即可。后续的内存分配不需要执行这个初始化函数，因为从上次释放和调用析构之后，它已经处于所需的状态中了。

linux2.6中USB和SCSI驱动程序使用了这种高速缓存，是为一些反复使用的块增加某些特殊的内存池。后背高速缓存管理也叫slab分配器，相关函数和类型在<linux/slab.h>中申明。

slab分配器实现高速缓存具有kmem_cache_t类型。

kmem_cache_t * kmem_cache_create( const char *name, size_t size, size_t align,

unsigned long flags

void (*constructor)(void*,kmem_cache_t *, unsigned long),

void (*destructor)(void*, kmem_cache_t *, unsigned long))

用于创建一个新的高速缓存对象。

constructor用于初始化新分配的对象，destructor用于清除对象。

一旦某个对象的高速缓存被创建以后，就可以调用kmem_cache_alloc从中分配内存对象。

void * kmem_cache_alloc(kmem_cache_t *cache,int flags)

释放内存对象使用kmem_cache_free

void kmem_cache_free(kmem_cache_t *cache,const void *obj)

在内存空间都被释放后，模块被卸载前，驱动程序应当释放他的高速缓存。

int kmem_cache_destory(kmem_cache_t *cache)

要检查其返回状态，如果失败，表明莫块中发生了内存泄露。

基于slab的高速缓存scullc

kmem_cache_t *scullc_cache

scullc_cache=kmem_cache_creat("scullc",scullc_quantum,0,SLAB_HWCACHE_ALIGN,NULL,NULL)

if(!scullc_cache)

{

scullc_cleanup()

return -ENOMEM

}

if(!dpte->data[s_pos])

{

dptr->data[s_pos]=kmem_cache_alloc(scullc_cache,GFP_KERNEL)

if(!dptr->data[s_pos])

goto nomem

memset(dptr->data[s_pos],0,scullc_quantum)

}

for(i=0i<qseti++)

{

if(dptr->data[i])

kmem_cache_free(scullc_cache,dptr->data[i])

}

if(scullc_cache)

kmem_cache_destory(scullc_cache)

内存池:

内核中有些地方的内存分配是不允许失败的，为确保能分配成功，内核建立一种称为内存池的抽象，他试图始终保持空闲状态，以便紧急情况使用。

mempool_t * mempool_creat(int min_nr,

mempool_alloc_t *alloc_fn, //对象分分配 mempool_alloc_slab

mempool_free_t *free_fn, //释放 mempool_free_slab

void *pool_data)

可以用如下代码来构造内存池

cache=kmem_cache_creat(...)//创建一个高速缓存

pool=mempool_creat(MY_POOL_MINIMUM,mempool_alloc_slab,mempool_free_slab,cache)//建立内存池对象

void *mempool_alloc(mempool_t *poll,int gfp_mask)//分配对象

void *mempool_free(void *element,mempool_t *poll)//释放对象

void mempool_destroy(mempool_t *poll)//销毁内存池

注意:mempool会分配一些内存块，空闲且不会被用到，造成内存的大量浪费。所以一般情况不要用内存池。

3种地址：虚拟地址、物理地址、逻辑地址

物理地址：内存的电路地址，对应内存地址线上的高低电平，物理可见的。

虚拟地址： 分页机制 的产物，也叫线性地址，是进程能看见的地址。

逻辑地址： 分段机制 的产物，属于inter cpu的历史遗留问题，linux可以当做不存在。

3种地址的转换：进程访问逻辑地址，linux内核根据分段机制装换成虚拟地址，然后把进程的页表和虚拟地址都告诉cpu，cpu就可以根据分页机制将虚拟地址装换成物理地址，然后访问内存。

linux内核中巧妙地屏蔽里分段机制，就是逻辑地址等于虚拟地址，访问内存只需要利用分页机制把虚拟地址转换成物理地址。

linux会为每个进程创建自己的虚拟地址空间，就是进程地址空间，64位系统就是128T的内存空间。需要注意的是，虚拟地址就是假的，一开始不和物理地址对应，也就是说不占用物理内存，只有当虚拟地址有写入 *** 作是，内核会触发缺页，分配真实的物理地址给虚拟地址。物理地址的管理可参考 内核内存管理

从进程空间看，用户态闲置内存有3块，Stack、Memory Mapping Region、Heap，Stack是程序函数调用运行时需要的，不可控，能自由分配的内存就剩Memory Mapping Region、Heap了，linux系统提供的内存分配函数就是针对这两个区域的。

Heap *** 作函数：int brk(void *addr)、void *sbrk(intptr_t increment)

Memory Mapping Region *** 作函数：mmap()、munmap()

当然进程可以直接使用系统调用去申请内存，但是如果不管理的话，经过大量的申请和释放，会把进程空间切割的乱七八糟，导致不能申请大块的连续空间，为此就出现了内存管理模块，封装了系统调用，对进程提供malloc和free等高级函数。实际上，除了一些特殊程序，我们也很少用系统调用，一般都是使用内存管理模块提供的malloc和free，关系如下图：

内存管理模块用各种好处，例如不会每次 *** 作都去执行系统调用，减少内存碎片的产生等等。

当然也有很多实现方式，例如常用的glibc的Ptmalloc，google的tcmalloc，facebook的jemalloc等。各有各的应用场景，blablabla....

使用时，gcc默认会链接glibc的，如果想使用其他lib，gcc链接时指定就能覆盖掉glibc的。

我们重点讲Ptmalloc，从而启发程序员在写程序时多考虑下内存分配情况，可以选择或自己实现适合自己程序的内存管理lib。

Ptmalloc的历史发展，blablabla......，Ptmalloc采取内存池管理，进程malloc时，通过brk（小于128K的内存）、mmap（大内存）从系统获取地址空间，给进程使用，进程free时，不会立即通过brk、munmap将地址空间还给系统，会自己维护起来，叫做空闲内存，这些空闲内存在进程再次malloc时，还会被分出去，并且空闲内存会在特定条件下合并起来还给系统。

内存分配区，管理了一片内存，对外分发和回收，可以理解为一个内存池，分main arena和non main arena。

main arena：最早的分配区，管理着所有可分配的内存，通过brk，mmap等系统调用向系统申请内存。注意只有main arena可以 *** 作Heap。

non main arena：由于多线程的出现，如果多有线程都 *** 作main arena就会有竞争，需要加锁控制，所以出现了non main arena，通过mmap向main arena申请一大块内存，然后自己管理，可以理解为内存分销商。

只有主线程在main arena上申请内存，子线程在non main arena上，non main arena的个数是有上限的，所以non main arena允许多个子线程共用，这样就涉及到加锁，所以程序涉及应避免子线程个数太多。

进程申请到的一块内存叫做一个内存片，arena内部使用chunk数据结构来描述内存片，包括进程正在使用的内存片，和进程free掉的空闲内存片

A：是否main arena内存

M：使用mmap内存

P：上一块是否被使用

size of previous chunk：上一块没有被使用时，表示上块长度，被使用时是上块用来存User data的。

Size of chunk：就是下一块的size of previous chunk，释放时填上本块长度，供下块合并用。

分给进程的内存片arena可以不管，但是进程free回来的，arena需要通过一定方式组织起来，方便进程再次使用。组织方式有下面几种：

bins是个数组，包含128个bin，每个bin是个链表，分small bin和large bin两种，各64个，small bin中chunk大小固定，两个相邻的small bin中的chunk大小相差8bytes，large bin中chunk大小是一定范围内的，其中的chunk按大小排列。

空闲chunk按大小选择合适的bin，按新旧顺序挂到链表上，优先分配旧的chunk。

不大于max_fast （默认值为64B）的chunk被释放后，首先会被放到fast bins 中，fast bins中的chunk并不改变它的使用标志P。这样也就无法将它们合并，当需要给用户分配的chunk小于或等于max_fast时，ptmalloc首先会在fast bins中查找相应的空闲块。在特定的时候，ptmalloc会遍历fast bins中的chunk，将相邻的空闲chunk进行合并，并将合并后的chunk加入unsorted bin中。

进行malloc时，如果在fast bins中没有找到合适的chunk，则ptmalloc会先在unsorted bin中查找合适的空闲chunk，如果unsorted bin不能满足分配要求。malloc便会将unsorted bin中的chunk加入bins中。然后再从bins中继续进行查找和分配过程。从这个过程可以看出来，unsorted bin可以看做是bins的一个缓冲区，增加它只是为了加快分配的速度。

前面的bin中都是回收回来的内存，top chunk才是内存的初始来源，每个arena都有一个top chunk，用来管理Heap的，Heap会在arena第一次分配内存时初始化，会分配一块(chunk_size + 128K) align 4K的空间（132K）作为初始的Heap，top chunk占据整个空间，每次分配会在低地址出切出一片，如下图：

回收时，只有和top chunk相连的内存才能和top chunk合并，才能进而还给系统。

子线程Heap：在main arena中mmap出64M的空间，叫做sub-heap，再在sub-heap上初始化Heap。

主线程的Heap才是真Heap，使用进程Heap，使用brk申请内存。

子线程的heap不够用时，会在申请新的sub-heap，和老的sub-heap单向链表连起来，top chunk会搬到新sub-heap上。

描述mmap出来的内存，单独管理，free时按阈值来决定是否munmap，有动态调整阈值功能，防止太频繁的mmap和munmap。本文不关注。

即最后一次small request中因分割而得到的剩余部分，它有利于改进引用局部性，也即后续对 small chunk 的 malloc 请求可能最终被分配得彼此靠近。

当用户请求 small chunk而无法从small bin和unsorted bin得到时，会在large bin中找最合适的chunk，然后做切割，返回给用户的User chunk，剩下的是Remainder chunk添加到unsorted bin中。这一Remainder chunk就将成为last remainder chunk。

下一块为高地址，前一块为低地址。

Glibc内存管理 华庭（庄明强）

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