MySQL • 源码分析 • 内存分配机制
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2024-03-18 17:23:34
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摘要： 前言 内存资源由操作系统管理，分配与回收操作可能会执行系统调用（以 malloc 算法为例，较大的内存空间分配接口是 mmap， 而较小的空间 free 之后并不归还给操作系统 ），频繁的系统调用必然会降低系统性能，但是可以最大限度的把使用完毕的内存让给其它进程使用，相反长时间占有内存资源可以减少系统调用次数，但是内存资源不足会导致操作系统频繁换页，降低服务器的整体性能。
前言
内存资源由操作系统管理，分配与回收操作可能会执行系统调用（以 malloc 算法为例，较大的内存空间分配接口是 mmap， 而较小的空间 free 之后并不归还给操作系统 ），频繁的系统调用必然会降低系统性能，但是可以最大限度的把使用完毕的内存让给其它进程使用，相反长时间占有内存资源可以减少系统调用次数，但是内存资源不足会导致操作系统频繁换页，降低服务器的整体性能。
数据库是使用内存的“大户”，合理的内存分配机制就尤为重要，上一期月报介绍了 PostgreSQL 的内存上下文，本文将介绍在 MySQL 中又是怎么管理内存的。
基础接口封装
MySQL 在基本的内存操作接口上面封装了一层,增加了控制参数 my_flags
void *my_malloc(size_t size, myf my_flags)
void *my_realloc(void *oldpoint, size_t size, myf my_flags)
void my_free(void *ptr)
my_flags 的值目前有：
MY_FAE /* Fatal if any error */
MY_WME /* Write message on error */
MY_ZEROFILL /* Fill array with zero */
MY_FAE 表示内存分配失败就退出整个进程，MY_WME 表示内存分配失败是否需要记录到日志中，MY_ZEROFILL 表示分配内存后初始化为0。
MEM_ROOT
基本结构
在 MySQL 的 Server 层中广泛使用 MEM_ROOT 结构来管理内存，避免频繁调用封装的基础接口，也可以统一分配和管理，防止发生内存泄漏。不同的 MEM_ROOT 之间互相没有影响，不像 PG 中不同的内存上下文之间还有关联。这可能得益于 MySQL Server 层是面向对象的代码，MEM_ROOT 作为类中的一个成员变量，伴随着对象的整个生命周期。比较典型的类有： THD，String, TABLE, TABLE_SHARE, Query_arena, st_transactions 等。
MEM_ROOT 分配内存的单元是 Block，使用 USED_MEM 结构体来描述。结构比较简单，Block 之间相互连接形成内存块链表，left 和 size 表示对应 Block 还有多少可分配的空间和总的空间大小。
typedef struct st_used_mem
{
/* struct for once_alloc (block) */ struct st_used_mem *next;
/* Next block in use */ unsigned int left;
/* memory left in block */ unsigned int size;
/* size of block */
} USED_MEM;
而 MEM_ROOT 结构体负责管理 Block 链表 ：
typedef struct st_mem_root
{
USED_MEM *free; /* blocks with free memory in it */
USED_MEM *used; /* blocks almost without free memory */
USED_MEM *pre_alloc; /* preallocated block */ /* if block have less memory it will be put in 'used' list */
size_t min_malloc;
size_t block_size; /* initial block size */ unsigned int block_num; /* allocated blocks counter */ /*
first free block in queue test counter (if it exceed
MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP block will be dropped in 'used' list)
*/ unsigned int first_block_usage;
void (*error_handler)(void);
} MEM_ROOT;
整体结构就是两个 Block 链表，free 链表管理所有的仍然存在可分配空间的 Block，used 链表管理已经没有可分配空间的所有 Block。pre_alloc 类似于 PG 内存上下文中的 keeper，在初始化 MEM_ROOT 的时候就可以预分配一个 Block 放到 free 链表中，当 free 整个 MEM_ROOT 的时候可以通过参数控制，选择保留 pre_alloc 指向的 Block。min_malloc 控制一个 Block 剩余空间还有多少的时候从 free 链表移除，加入到 used 链表中。block_size 表示初始化 Block 的大小。block_num 表示 MEM_ROOT 管理的 Block 数量。first_block_usage 表示 free 链表中第一个 Block 不满足申请空间大小的次数，是一个调优的参数。err_handler 是错误处理函数。
分配流程
使用 MEM_ROOT 首先需要初始化，调用 init_alloc_root, 通过参数可以控制初始化的 Block 大小和 pre_alloc_size 的大小。其中比较有意思的点是 min_block_size 直接指定一个值 32，个人觉得不太灵活，对于小内存的申请可能会有比较大的内存碎片。另一个是 block_num 初始化为 4，这个和决定新分配的 Block 大小策略有关。
void init_alloc_root(MEM_ROOT *mem_root, size_t block_size,
size_t pre_alloc_size __attribute__((unused)))
{
mem_root->free= mem_root->used= mem_root->pre_alloc= 0;
mem_root->min_malloc= 32;
mem_root->block_size= block_size - ALLOC_ROOT_MIN_BLOCK_SIZE;
mem_root->error_handler= 0;
mem_root->block_num= 4; /* We shift this with >>2 */
mem_root->first_block_usage= 0;
if (pre_alloc_size)
{
if ((mem_root->free= mem_root->pre_alloc=
(USED_MEM*) my_malloc(pre_alloc_size+ ALIGN_SIZE(sizeof(USED_MEM)),
MYF(0))))
{
mem_root->free->size= pre_alloc_size+ALIGN_SIZE(sizeof(USED_MEM));
mem_root->free->left= pre_alloc_size;
mem_root->free->next= 0;
rds_update_query_size(mem_root, mem_root->free->size, 0);
}
}
DBUG_VOID_RETURN;
}
初始化完成就可以调用 alloc_root 进行内存申请，整个分配流程并不复杂，代码也不算长，为了方便阅读贴出来，也可以略过直接看分析。
void *alloc_root( MEM_ROOT *mem_root, size_t length )
{
size_t get_size, block_size;
uchar * point;
reg1 USED_MEM *next = 0;
reg2 USED_MEM **prev;
length = ALIGN_SIZE( length );
if ( (*(prev = &mem_root->free) ) != NULL ) // 判断 free 链表是否为空
{
if ( (*prev)->left < length &&
mem_root->first_block_usage++ >= ALLOC_MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP &&
(*prev)->left < ALLOC_MAX_BLOCK_TO_DROP ) // 优化策略
{
next = *prev;
*prev = next->next; /* Remove block from list */
next->next = mem_root->used;
mem_root->used = next;
mem_root->first_block_usage = 0;
}
// 找到一个空闲空间大于申请内存空间的 Block for ( next = *prev; next && next->left < length; next = next->next )
prev = &next->next;
}
if ( !next ) // free 链表为空，或者没有满足可分配条件 Block
{ /* Time to alloc new block */
block_size = mem_root->block_size * (mem_root->block_num >> 2);
get_size = length + ALIGN_SIZE( sizeof(USED_MEM) );
get_size = MY_MAX( get_size, block_size );
if ( !(next = (USED_MEM *) my_malloc( get_size, MYF( MY_WME | ME_FATALERROR ) ) ) )
{
if ( mem_root->error_handler )
(*mem_root->error_handler)();
DBUG_RETURN( (void *) 0 ); /* purecov: inspected */
}
mem_root->block_num++;
next->next = *prev;
next->size = get_size;
next->left = get_size - ALIGN_SIZE( sizeof(USED_MEM) );
*prev = next; // 新申请的 Block 放到 free 链表尾部
}
point = (uchar *) ( (char *) next + (next->size - next->left) );
if ( (next->left -= length) < mem_root->min_malloc ) // 分配完毕后，Block 是否还能在 free 链表中继续分配
{ /* Full block */
*prev = next->next; /* Remove block from list */
next->next = mem_root->used;
mem_root->used = next;
mem_root->first_block_usage = 0;
}
}
首先判断 free 链表是否为空，如果不为空，按逻辑应该遍历整个链表，找到一个空闲空间足够大的 Block，但是看代码是先执行了一个判断语句，这其实是一个空间换时间的优化策略，因为free 链表大多数情况下都是不为空的，几乎每次分配都需要从 free 链表的第一个 Block 开始判断，我们当然希望第一个 Block 可以立刻满足要求，不需要再扫描 free 链表，所以根据调用端的申请趋势，设置两个变量：ALLOC_MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP 和 ALLOC_MAX_BLOCK_TO_DROP，当 free 链表的第一个 Block 申请次数超过 ALLOC_MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP 而且剩余的空闲空间小于 ALLOC_MAX_BLOCK_TO_DROP，就把这个 Block 放到 used 链表里，因为它已经一段时间无法满足调用端的需求了。
如果在 free 链表中没有找到合适的 Block，就需要调用基础接口申请一块新的内存空间，新的内存空间大小当然至少要满足这次申请的大小，同时预估的新 Block 大小是 : mem_root->block_size * (mem_root->block_num >> 2) 也就是初始化的 Block 大小乘以当前 Block 数量的 1/4，所以初始化 MEM_ROOT 的 block_num 至少是 4。
找到合适的 Block 之后定位到可用空间的位置就行了，返回之前最后需要判断 Block 分配之后是否需要移动到 used 链表。
归还内存空间的接口有两个：mark_blocks_free(MEM_ROOT *root)和 free_root(MEN_ROOT *root，myf MyFlags) ，可以看到两个函数的参数不像基础封装的接口，没有直接传需要归还空间的指针，传入的是 MEM_ROOT 结构体指针，说明对于 MEM_ROOT 分配的内存空间，是统一归还的。mark_blocks_free 不真正的归还 Block，而是放到 free 链表中标记可用。free_root 真正归还空间给操作系统，MyFlages 可以控制是否和标记删除的函数行为一样，也可以控制 pre_alloc 指向的 Block 是否归还。
总结
从空间利用率上来讲，MEM_ROOT 的内存管理方式在每个 Block 上连续分配，内部碎片基本在每个 Block 的尾部，由 min_malloc 成员变量和参数 ALLOC_MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP，ALLOC_MAX_BLOCK_TO_DROP 共同决定和控制，但是 min_malloc 的值是在代码中写死的，有点不够灵活，可以考虑写成可配置的，同时如果写超过申请长度的空间，就很有可能会覆盖后面的数据，比较危险。但相比 PG 的内存上下文，空间利用率肯定是会高很多的。
从时间利用率上来讲，不提供 free 一个 Block 的操作，基本上一整个 MEM_ROOT 使用完毕才会全部归还给操作系统，可见 MySQL 在内存上面还是比较“贪婪”的。
从使用方式上来讲，因为 MySQL 拥有多个存储引擎，引擎之上的 Server 层是面向对象的 C++ 代码，MEM_ROOT 常常作为对象中的一个成员变量，在对象的生命周期内分配内存空间，在对象析构的时候回收，引擎的内存申请使用封装的基本接口。相比之下 MySQL 的使用方式更加多元，PG 的统一性和整体性更好。
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前言
内存资源由操作系统管理，分配与回收操作可能会执行系统调用（以 malloc 算法为例，较大的内存空间分配接口是 mmap， 而较小的空间 free 之后并不归还给操作系统 ），频繁的系统调用必然会降低系统性能，但是可以最大限度的把使用完毕的内存让给其它进程使用，相反长时间占有内存资源可以减少系统调用次数，但是内存资源不足会导致操作系统频繁换页，降低服务器的整体性能。
数据库是使用内存的“大户”，合理的内存分配机制就尤为重要，上一期月报介绍了 PostgreSQL 的内存上下文，本文将介绍在 MySQL 中又是怎么管理内存的。
基础接口封装
MySQL 在基本的内存操作接口上面封装了一层,增加了控制参数 my_flags
void *my_malloc(size_t size, myf my_flags)
void *my_realloc(void *oldpoint, size_t size, myf my_flags)
void my_free(void *ptr)
my_flags 的值目前有：
MY_FAE /* Fatal if any error */
MY_WME /* Write message on error */
MY_ZEROFILL /* Fill array with zero */
MY_FAE 表示内存分配失败就退出整个进程，MY_WME 表示内存分配失败是否需要记录到日志中，MY_ZEROFILL 表示分配内存后初始化为0。
MEM_ROOT
基本结构
在 MySQL 的 Server 层中广泛使用 MEM_ROOT 结构来管理内存，避免频繁调用封装的基础接口，也可以统一分配和管理，防止发生内存泄漏。不同的 MEM_ROOT 之间互相没有影响，不像 PG 中不同的内存上下文之间还有关联。这可能得益于 MySQL Server 层是面向对象的代码，MEM_ROOT 作为类中的一个成员变量，伴随着对象的整个生命周期。比较典型的类有： THD，String, TABLE, TABLE_SHARE, Query_arena, st_transactions 等。
MEM_ROOT 分配内存的单元是 Block，使用 USED_MEM 结构体来描述。结构比较简单，Block 之间相互连接形成内存块链表，left 和 size 表示对应 Block 还有多少可分配的空间和总的空间大小。
typedef struct st_used_mem
{
/* struct for once_alloc (block) */ struct st_used_mem *next;
/* Next block in use */ unsigned int left;
/* memory left in block */ unsigned int size;
/* size of block */
} USED_MEM;
而 MEM_ROOT 结构体负责管理 Block 链表 ：
typedef struct st_mem_root
{
USED_MEM *free; /* blocks with free memory in it */
USED_MEM *used; /* blocks almost without free memory */
USED_MEM *pre_alloc; /* preallocated block */ /* if block have less memory it will be put in 'used' list */
size_t min_malloc;
size_t block_size; /* initial block size */ unsigned int block_num; /* allocated blocks counter */ /*
first free block in queue test counter (if it exceed
MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP block will be dropped in 'used' list)
*/ unsigned int first_block_usage;
void (*error_handler)(void);
} MEM_ROOT;
整体结构就是两个 Block 链表，free 链表管理所有的仍然存在可分配空间的 Block，used 链表管理已经没有可分配空间的所有 Block。pre_alloc 类似于 PG 内存上下文中的 keeper，在初始化 MEM_ROOT 的时候就可以预分配一个 Block 放到 free 链表中，当 free 整个 MEM_ROOT 的时候可以通过参数控制，选择保留 pre_alloc 指向的 Block。min_malloc 控制一个 Block 剩余空间还有多少的时候从 free 链表移除，加入到 used 链表中。block_size 表示初始化 Block 的大小。block_num 表示 MEM_ROOT 管理的 Block 数量。first_block_usage 表示 free 链表中第一个 Block 不满足申请空间大小的次数，是一个调优的参数。err_handler 是错误处理函数。
分配流程
使用 MEM_ROOT 首先需要初始化，调用 init_alloc_root, 通过参数可以控制初始化的 Block 大小和 pre_alloc_size 的大小。其中比较有意思的点是 min_block_size 直接指定一个值 32，个人觉得不太灵活，对于小内存的申请可能会有比较大的内存碎片。另一个是 block_num 初始化为 4，这个和决定新分配的 Block 大小策略有关。
void init_alloc_root(MEM_ROOT *mem_root, size_t block_size,
size_t pre_alloc_size __attribute__((unused)))
{
mem_root->free= mem_root->used= mem_root->pre_alloc= 0;
mem_root->min_malloc= 32;
mem_root->block_size= block_size - ALLOC_ROOT_MIN_BLOCK_SIZE;
mem_root->error_handler= 0;
mem_root->block_num= 4; /* We shift this with >>2 */
mem_root->first_block_usage= 0;
if (pre_alloc_size)
{
if ((mem_root->free= mem_root->pre_alloc=
(USED_MEM*) my_malloc(pre_alloc_size+ ALIGN_SIZE(sizeof(USED_MEM)),
MYF(0))))
{
mem_root->free->size= pre_alloc_size+ALIGN_SIZE(sizeof(USED_MEM));
mem_root->free->left= pre_alloc_size;
mem_root->free->next= 0;
rds_update_query_size(mem_root, mem_root->free->size, 0);
}
}
DBUG_VOID_RETURN;
}
初始化完成就可以调用 alloc_root 进行内存申请，整个分配流程并不复杂，代码也不算长，为了方便阅读贴出来，也可以略过直接看分析。
void *alloc_root( MEM_ROOT *mem_root, size_t length )
{
size_t get_size, block_size;
uchar * point;
reg1 USED_MEM *next = 0;
reg2 USED_MEM **prev;
length = ALIGN_SIZE( length );
if ( (*(prev = &mem_root->free) ) != NULL ) // 判断 free 链表是否为空
{
if ( (*prev)->left < length &&
mem_root->first_block_usage++ >= ALLOC_MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP &&
(*prev)->left < ALLOC_MAX_BLOCK_TO_DROP ) // 优化策略
{
next = *prev;
*prev = next->next; /* Remove block from list */
next->next = mem_root->used;
mem_root->used = next;
mem_root->first_block_usage = 0;
}
// 找到一个空闲空间大于申请内存空间的 Block for ( next = *prev; next && next->left < length; next = next->next )
prev = &next->next;
}
if ( !next ) // free 链表为空，或者没有满足可分配条件 Block
{ /* Time to alloc new block */
block_size = mem_root->block_size * (mem_root->block_num >> 2);
get_size = length + ALIGN_SIZE( sizeof(USED_MEM) );
get_size = MY_MAX( get_size, block_size );
if ( !(next = (USED_MEM *) my_malloc( get_size, MYF( MY_WME | ME_FATALERROR ) ) ) )
{
if ( mem_root->error_handler )
(*mem_root->error_handler)();
DBUG_RETURN( (void *) 0 ); /* purecov: inspected */
}
mem_root->block_num++;
next->next = *prev;
next->size = get_size;
next->left = get_size - ALIGN_SIZE( sizeof(USED_MEM) );
*prev = next; // 新申请的 Block 放到 free 链表尾部
}
point = (uchar *) ( (char *) next + (next->size - next->left) );
if ( (next->left -= length) < mem_root->min_malloc ) // 分配完毕后，Block 是否还能在 free 链表中继续分配
{ /* Full block */
*prev = next->next; /* Remove block from list */
next->next = mem_root->used;
mem_root->used = next;
mem_root->first_block_usage = 0;
}
}
首先判断 free 链表是否为空，如果不为空，按逻辑应该遍历整个链表，找到一个空闲空间足够大的 Block，但是看代码是先执行了一个判断语句，这其实是一个空间换时间的优化策略，因为free 链表大多数情况下都是不为空的，几乎每次分配都需要从 free 链表的第一个 Block 开始判断，我们当然希望第一个 Block 可以立刻满足要求，不需要再扫描 free 链表，所以根据调用端的申请趋势，设置两个变量：ALLOC_MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP 和 ALLOC_MAX_BLOCK_TO_DROP，当 free 链表的第一个 Block 申请次数超过 ALLOC_MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP 而且剩余的空闲空间小于 ALLOC_MAX_BLOCK_TO_DROP，就把这个 Block 放到 used 链表里，因为它已经一段时间无法满足调用端的需求了。
如果在 free 链表中没有找到合适的 Block，就需要调用基础接口申请一块新的内存空间，新的内存空间大小当然至少要满足这次申请的大小，同时预估的新 Block 大小是 : mem_root->block_size * (mem_root->block_num >> 2) 也就是初始化的 Block 大小乘以当前 Block 数量的 1/4，所以初始化 MEM_ROOT 的 block_num 至少是 4。
找到合适的 Block 之后定位到可用空间的位置就行了，返回之前最后需要判断 Block 分配之后是否需要移动到 used 链表。
归还内存空间的接口有两个：mark_blocks_free(MEM_ROOT *root)和 free_root(MEN_ROOT *root，myf MyFlags) ，可以看到两个函数的参数不像基础封装的接口，没有直接传需要归还空间的指针，传入的是 MEM_ROOT 结构体指针，说明对于 MEM_ROOT 分配的内存空间，是统一归还的。mark_blocks_free 不真正的归还 Block，而是放到 free 链表中标记可用。free_root 真正归还空间给操作系统，MyFlages 可以控制是否和标记删除的函数行为一样，也可以控制 pre_alloc 指向的 Block 是否归还。
总结
从空间利用率上来讲，MEM_ROOT 的内存管理方式在每个 Block 上连续分配，内部碎片基本在每个 Block 的尾部，由 min_malloc 成员变量和参数 ALLOC_MAX_BLOCK_USAGE_BEFORE_DROP，ALLOC_MAX_BLOCK_TO_DROP 共同决定和控制，但是 min_malloc 的值是在代码中写死的，有点不够灵活，可以考虑写成可配置的，同时如果写超过申请长度的空间，就很有可能会覆盖后面的数据，比较危险。但相比 PG 的内存上下文，空间利用率肯定是会高很多的。
从时间利用率上来讲，不提供 free 一个 Block 的操作，基本上一整个 MEM_ROOT 使用完毕才会全部归还给操作系统，可见 MySQL 在内存上面还是比较“贪婪”的。
从使用方式上来讲，因为 MySQL 拥有多个存储引擎，引擎之上的 Server 层是面向对象的 C++ 代码，MEM_ROOT 常常作为对象中的一个成员变量，在对象的生命周期内分配内存空间，在对象析构的时候回收，引擎的内存申请使用封装的基本接口。相比之下 MySQL 的使用方式更加多元，PG 的统一性和整体性更好。
版权声明：本文内容由互联网用户自发贡献，本社区不拥有所有权，也不承担相关法律责任。如果您发现本社区中有涉嫌抄袭的内容，欢迎发送邮件至：yqgroup@service.aliyun.com 进行举报，并提供相关证据，一经查实，本社区将立刻删除涉嫌侵权内容。