前言

在工作生活中，我們時常會遇到一些性能問題：比如手機用久了，在滑動窗口或點擊 APP 時會出現(xiàn)頁面反應(yīng)慢、卡頓等情況；比如運行在某臺服務(wù)器上進(jìn)程的某些性能指標(biāo)（影響用戶體驗的 PCT99 指標(biāo)等）不達(dá)預(yù)期，產(chǎn)生告警等；造成性能問題的原因多種多樣，可能是網(wǎng)絡(luò)延遲高、磁盤 IO 慢、調(diào)度延遲高、內(nèi)存回收等，這些最終都可能影響到用戶態(tài)進(jìn)程，進(jìn)而被用戶感知。

在 Linux 服務(wù)器場景中，內(nèi)存是影響性能的主要因素之一，本文從內(nèi)存管理的角度，總結(jié)歸納了一些常見的影響因素（比如內(nèi)存回收、Page Fault 增多、跨 NUMA 內(nèi)存訪問等），并介紹其對應(yīng)的調(diào)優(yōu)方法。

內(nèi)存回收

操作系統(tǒng)總是會盡可能利用速度更快的存儲介質(zhì)來緩存速度更慢的存儲介質(zhì)中的內(nèi)容，這樣就可以顯著的提高用戶訪問速度。比如，我們的文件一般都存儲在磁盤上，磁盤對于程序運行的內(nèi)存來說速度很慢，因此操作系統(tǒng)在讀寫文件時，都會將磁盤中的文件內(nèi)容緩存到內(nèi)存上（也叫做 page cache），這樣下次再讀取到相同內(nèi)容時就可以直接從內(nèi)存中讀取，不需要再去訪問速度更慢的磁盤，從而大大提高文件的讀寫效率。

上述情況需要在內(nèi)存資源充足的前提條件下，然而在內(nèi)存資源緊缺時，操作系統(tǒng)自身難保，會選擇盡可能回收這些緩存的內(nèi)存，將其用到更重要的任務(wù)中去。這時候，如果用戶再去訪問這些文件，就需要訪問磁盤，如果此時磁盤也很繁忙，那么用戶就會感受到明顯的卡頓，也就是性能變差了。

在 Linux 系統(tǒng)中，內(nèi)存回收分為兩個層面：整機和 memory cgroup。

在整機層面

設(shè)置了三條水線：min、low、high；當(dāng)系統(tǒng) free 內(nèi)存降到 low 水線以下時，系統(tǒng)會喚醒kswapd 線程進(jìn)行異步內(nèi)存回收，一直回收到 high 水線為止，這種情況不會阻塞正在進(jìn)行內(nèi)存分配的進(jìn)程；但如果 free 內(nèi)存降到了 min 水線以下，就需要阻塞內(nèi)存分配進(jìn)程進(jìn)行回收，不然就有 OOM（out of memory）的風(fēng)險，這種情況下被阻塞進(jìn)程的內(nèi)存分配延遲就會提高，從而感受到卡頓。

圖 1. per-zone watermark

這些水線可以通過內(nèi)核提供的 /proc/sys/vm/watermark_scale_factor 接口來進(jìn)行調(diào)整，該接口合法取值的范圍為 [0, 1000]，默認(rèn)為 10，當(dāng)該值設(shè)置為 1000 時，意味著 low 與 min 水線，以及 high 與 low 水線間的差值都為總內(nèi)存的 10% (1000/10000)。

針對 page cache 型的業(yè)務(wù)場景，我們可以通過該接口抬高 low 水線，從而更早的喚醒 kswapd 來進(jìn)行異步的內(nèi)存回收，減少 free 內(nèi)存降到 min 水線以下的概率，從而避免阻塞到業(yè)務(wù)進(jìn)程，以保證影響業(yè)務(wù)的性能指標(biāo)。

在 memory cgroup 層面

目前內(nèi)核沒有設(shè)置水線的概念，當(dāng)內(nèi)存使用達(dá)到 memory cgroup 的內(nèi)存限制后，會阻塞當(dāng)前進(jìn)程進(jìn)行內(nèi)存回收。不過內(nèi)核在 v5.19內(nèi)核 中為 memory cgroup提供了 memory.reclaim 接口，用戶可以向該接口寫入想要回收的內(nèi)存大小，來提早觸發(fā) memory cgroup 進(jìn)行內(nèi)存回收，以避免阻塞 memory cgroup 中的進(jìn)程。

Huge Page

內(nèi)存作為寶貴的系統(tǒng)資源，一般都采用延遲分配的方式，應(yīng)用程序第一次向分配的內(nèi)存寫入數(shù)據(jù)的時候會觸發(fā) Page Fault，此時才會真正的分配物理頁，并將物理頁幀填入頁表，從而與虛擬地址建立映射。

圖 2. Page Table

此后，每次 CPU 訪問內(nèi)存，都需要通過 MMU 遍歷頁表將虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址。為了加速這一過程，一般都會使用 TLB（Translation-Lookaside Buffer）來緩存虛擬地址到物理地址的映射關(guān)系，只有 TLB cache miss 的時候，才會遍歷頁表進(jìn)行查找。

頁的默認(rèn)大小一般為 4K，隨著應(yīng)用程序越來越龐大，使用的內(nèi)存越來越多，內(nèi)存的分配與地址翻譯對性能的影響越加明顯。試想，每次訪問新的 4K 頁面都會觸發(fā) Page Fault，2M 的頁面就需要觸發(fā) 512 次才能完成分配。

另外 TLB cache 的大小有限，過多的映射關(guān)系勢必會產(chǎn)生 cacheline 的沖刷，被沖刷的虛擬地址下次訪問時又會產(chǎn)生 TLB miss，又需要遍歷頁表才能獲取物理地址。

對此，Linux 內(nèi)核提供了大頁機制。上圖的 4 級頁表中，每個 PTE entry 映射的物理頁就是 4K，如果采用 PMD entry 直接映射物理頁，則一次 Page Fault 可以直接分配并映射 2M 的大頁，并且只需要一個 TLB entry 即可存儲這 2M 內(nèi)存的映射關(guān)系，這樣可以大幅提升內(nèi)存分配與地址翻譯的速度。

因此，一般推薦占用大內(nèi)存應(yīng)用程序使用大頁機制分配內(nèi)存。當(dāng)然大頁也會有弊端：比如初始化耗時高，進(jìn)程內(nèi)存占用可能變高等。

可以使用 perf 工具對比進(jìn)程使用大頁前后的 PageFault 次數(shù)的變化：

perf stat -e page-faults -p-- sleep 5

目前內(nèi)核提供了兩種大頁機制，一種是需要提前預(yù)留的靜態(tài)大頁形式，另一種是透明大頁(THP, Transparent Huge Page) 形式。

1. 靜態(tài)大頁

首先來看靜態(tài)大頁，也叫做 HugeTLB。靜態(tài)大頁可以設(shè)置 cmdline 參數(shù)在系統(tǒng)啟動階段預(yù)留，比如指定大頁 size 為 2M，一共預(yù)留 512 個這樣的大頁：

hugepagesz=2M hugepages=512

還可以在系統(tǒng)運行時動態(tài)預(yù)留，但該方式可能因為系統(tǒng)中沒有足夠的連續(xù)內(nèi)存而預(yù)留失敗。

預(yù)留默認(rèn) size（可以通過 cmdline 參數(shù) default_hugepagesz=指定size）的大頁：

echo 20 > /proc/sys/vm/nr_hugepages

預(yù)留特定 size 的大頁：

echo 5 > /sys/kernel/mm/hugepages/hugepages-*/nr_hugepages

預(yù)留特定 node 上的大頁：

echo 5 > /sys/devices/system/node/node*/hugepages/hugepages-*/nr_hugepages

當(dāng)預(yù)留的大頁個數(shù)小于已存在的個數(shù)，則會釋放多余大頁（前提是未被使用）。

編程中可以使用 mmap(MAP_HUGETLB) 申請內(nèi)存。詳細(xì)使用可以參考內(nèi)核文檔 ：https://www.kernel.org/doc/Documentation/admin-guide/mm/hugetlbpage.rst

這種大頁的優(yōu)點是一旦預(yù)留成功，就可以滿足進(jìn)程的分配請求，還避免該部分內(nèi)存被回收；缺點是： (1) 需要用戶顯式地指定預(yù)留的大小和數(shù)量。 (2) 需要應(yīng)用程序適配，比如： - mmap、shmget 時指定 MAP_HUGETLB； - 掛載 hugetlbfs，然后 open 并 mmap

當(dāng)然也可以使用開源 libhugetlbfs.so，這樣無需修改應(yīng)用程序

預(yù)留太多大頁內(nèi)存后，free 內(nèi)存大幅減少，容易觸發(fā)系統(tǒng)內(nèi)存回收甚至 OOM

緊急情況下可以手動減少 nr_hugepages，將未使用的大頁釋放回系統(tǒng)；也可以使用 v5.7 引入的HugeTLB + CMA 方式，細(xì)節(jié)讀者可以自行查閱。

2. 透明大頁

再來看透明大頁，在 THP always 模式下，會在 Page Fault 過程中，為符合要求的 vma 盡量分配大頁進(jìn)行映射；如果此時分配大頁失敗，比如整機物理內(nèi)存碎片化嚴(yán)重，無法分配出連續(xù)的大頁內(nèi)存，那么就會 fallback 到普通的 4K 進(jìn)行映射，但會記錄下該進(jìn)程的地址空間 mm_struct；然后 THP 會在后臺啟動khugepaged 線程，定期掃描這些記錄的 mm_struct，并進(jìn)行合頁操作。因為此時可能已經(jīng)能分配出大頁內(nèi)存了，那么就可以將此前 fallback 的 4K 小頁映射轉(zhuǎn)換為大頁映射，以提高程序性能。整個過程完全不需要用戶進(jìn)程參與，對用戶進(jìn)程是透明的，因此稱為透明大頁。

雖然透明大頁使用起來非常方便、智能，但也有一定的代價： （1）進(jìn)程內(nèi)存占用可能遠(yuǎn)大所需：因為每次Page Fault 都盡量分配大頁，即使此時應(yīng)用程序只讀寫幾KB （2）可能造成性能抖動：

在第 1 種進(jìn)程內(nèi)存占用可能遠(yuǎn)大所需的情況下，可能造成系統(tǒng) free 內(nèi)存更少，更容易觸發(fā)內(nèi)存回收；系統(tǒng)內(nèi)存也更容易碎片化。

khugepaged 線程合頁時，容易觸發(fā)頁面規(guī)整甚至內(nèi)存回收，該過程費時費力，容易造成 sys cpu 上升。

mmap lock 本身是目前內(nèi)核的一個性能瓶頸，應(yīng)當(dāng)盡量避免 write lock 的持有，但 THP 合頁等操作都會持有寫鎖，且耗時較長（數(shù)據(jù)拷貝等），容易激化 mmap lock 鎖競爭，影響性能。

因此 THP 還支持 madvise 模式，該模式需要應(yīng)用程序指定使用大頁的地址范圍，內(nèi)核只對指定的地址范圍做 THP 相關(guān)的操作。這樣可以更加針對性、更加細(xì)致地優(yōu)化特定應(yīng)用程序的性能，又不至于造成反向的負(fù)面影響。

可以通過 cmdline 參數(shù)和 sysfs 接口設(shè)置 THP 的模式：

cmdline 參數(shù)：

transparent_hugepage=madvise

sysfs 接口：

echo madvise > /sys/kernel/mm/transparent_hugepage/enabled

詳細(xì)使用可以參考內(nèi)核文檔 ：
https://www.kernel.org/doc/Documentation/admin-guide/mm/transhuge.rst

mmap_lock 鎖

上一小節(jié)有提到 mmap_lock 鎖，該鎖是內(nèi)存管理中的一把知名的大鎖，保護了諸如mm_struct 結(jié)構(gòu)體成員、 vm_area_struct 結(jié)構(gòu)體成員、頁表釋放等很多變量與操作。

mmap_lock 的實現(xiàn)是讀寫信號量，當(dāng)寫鎖被持有時，所有的其他讀鎖與寫鎖路徑都會被阻塞。Linux 內(nèi)核已經(jīng)盡可能減少了寫鎖的持有場景以及時間，但不少場景還是不可避免的需要持有寫鎖，比如 mmap 以及 munmap 路徑、mremap 路徑和 THP 轉(zhuǎn)換大頁映射路徑等場景。

應(yīng)用程序應(yīng)該避免頻繁的調(diào)用會持有 mmap_lock 寫鎖的系統(tǒng)調(diào)用 (syscall)，比如有時可以使用 madvise（MADV_DONTNEED）釋放物理內(nèi)存，該參數(shù)下，madvise 相比 munmap 只持有 mmap_lock 的讀鎖，并且只釋放物理內(nèi)存，不會釋放 VMA 區(qū)域，因此可以再次訪問對應(yīng)的虛擬地址范圍，而不需要重新調(diào)用 mmap 函數(shù)。

另外對于 MADV_DONTNEED，再次訪問還是會觸發(fā) Page Fault 分配物理內(nèi)存并填充頁表，該操作也有一定的性能損耗。如果想進(jìn)一步減少這部分損耗，可以改為 MADV_FREE 參數(shù)，該參數(shù)也只會持有 mmap_lock 的讀鎖，區(qū)別在于不會立刻釋放物理內(nèi)存，會等到內(nèi)存緊張時才進(jìn)行釋放，如果在釋放之前再次被訪問則無需再次分配內(nèi)存，進(jìn)而提高內(nèi)存訪問速度。

一般 mmap_lock 鎖競爭激烈會導(dǎo)致很多 D 狀態(tài)進(jìn)程（TASK_UNINTERRUPTIBLE），這些 D 進(jìn)程都是進(jìn)程組的其他線程在等待寫鎖釋放。因此可以打印出所有 D 進(jìn)程的調(diào)用棧，看是否有大量 mmap_lock 的等待。

for i in `ps -aux | grep " D" | awk '{ print $2}'`; do echo $i; cat /proc/$i/stack; done

內(nèi)核社區(qū)專門封裝了 mmap_lock 相關(guān)函數(shù)，并在其中增加了 tracepoint，這樣可以使用 bpftrace 等工具統(tǒng)計持有寫鎖的進(jìn)程、調(diào)用棧等，方便排查問題，確定優(yōu)化方向。

bpftrace -e 'tracepointmmap_lock_start_locking /args->write == true/{ @[comm, kstack] = count();}'

跨 numa 內(nèi)存訪問

在 NUMA 架構(gòu)下，CPU 訪問本地 node 內(nèi)存的速度要大于遠(yuǎn)端 node，因此應(yīng)用程序應(yīng)盡可能訪問本地 node 上的內(nèi)存。可以通過 numastat 工具查看 node 間的內(nèi)存分配情況：

觀察整機是否有很多 other_node 指標(biāo)（遠(yuǎn)端內(nèi)存訪問）上漲：

watch -n 1 numastat -s

查看單個進(jìn)程在各個node上的內(nèi)存分配情況：

numastat -p

1. 綁 node

可以通過 numactl 等工具把進(jìn)程綁定在某個 node 以及對應(yīng)的 CPU 上，這樣該進(jìn)程只會從該本地 node 上分配內(nèi)存。

但這樣做也有相應(yīng)的弊端，比如：該 node 剩余內(nèi)存不夠時，進(jìn)程也無法從其他 node 上分配內(nèi)存，只能期待內(nèi)存回收后釋放足夠的內(nèi)存，而如果進(jìn)入直接內(nèi)存回收會阻塞內(nèi)存分配，就會有一定的性能損耗。

此外，進(jìn)程組的線程數(shù)較多時，如果都綁定在一個 node 的 CPU 上，可能會造成 CPU 瓶頸，該損耗可能比遠(yuǎn)端 node 內(nèi)存訪問還大，比如 ngnix 進(jìn)程與網(wǎng)卡就推薦綁定在不同的 node 上，這樣雖然網(wǎng)卡收包時分配的內(nèi)存在遠(yuǎn)端 node 上，但減少了本地 node 的 CPU 上的網(wǎng)卡中斷，反而可以獲得更好的性能提升。

2. numa balancing

內(nèi)核還提供了 numa balancing 機制，可以通過 /proc/sys/kernel/numa_balancing 文件或者 cmdline 參數(shù) numa_balancing=進(jìn)行開啟。

該機制可以動態(tài)的將進(jìn)程訪問的 page 從遠(yuǎn)端 node 遷移到本地 node 上，從而使進(jìn)程可以盡可能的訪問本地內(nèi)存。

但該機制實現(xiàn)也有相應(yīng)的代價，在 page 的遷移是通過 Page Fault 機制實現(xiàn)的，會有相應(yīng)的性能損耗；另外如果遷移時找不到合適的目標(biāo) node，可能還會把進(jìn)程遷移到正在訪問的 page 的 node 的 CPU 上，這可能還會導(dǎo)致 cpu cache miss，從而對性能造成更大的影響。

因此需要根據(jù)業(yè)務(wù)進(jìn)程的具體行為，來決定是否開啟 numa balancing 功能。

總結(jié)

性能優(yōu)化一直是大家關(guān)注的話題，其優(yōu)化方向涉及到 CPU 調(diào)度、內(nèi)存、IO等，本文重點針對內(nèi)存優(yōu)化提出了幾點思路。但是魚與熊掌不可兼得，文章提到的調(diào)優(yōu)操作都有各自的優(yōu)點和缺點，不存在一個適用于所有情況的優(yōu)化方法。針對于不同的 workload，需要分析出具體的性能瓶頸，從而采取對應(yīng)的調(diào)優(yōu)方法，不能一刀切的進(jìn)行設(shè)置。在沒有發(fā)現(xiàn)明顯性能抖動的情況下，往往可以繼續(xù)保持當(dāng)前配置。

審核編輯：劉清