踩坑记：go服务内存暴涨

原创 felix021 felix021

这周换换口味，记录一下去年踩的一个大坑。

== 起 ==

大概是去年8月份，那会儿我们还在用着64GB的“小内存”机器。

由于升级一次版本需要较长的时间（1~2小时），因此我们每天只发一次车，由值班的同学负责，发布所有已merge的commit。

当天负责值班的我正开着车，突然收到 Bytedance-System 的夺命连环call，打开Lark一看：

[ 规则 ]：机器资源报警
[ 报警上下文 ]：
host: 10.x.x.x
内存使用率: 0.944
[ 报警方式 ]：电话&Lark

打开ganglia一看，更令人害怕：

== 承 ==

这看起来像是典型的内存泄漏case，那就按正常套路排查：

一方面，通知车上的同学review自己的commit，看看是否有代码疑似内存泄漏，或者新增大量内存占用的逻辑；

另一方面，我们的go服务都默认开启了pprof，于是找了一台机器恢复到原版本，用来对比内存占用情况：

$ go tool pprof http://$IP:$PORT/debug/pprof/heap (pprof) top 10Showing top 10 nodes out of 125      flat  flat%   sum%        cum   cum% 2925.01MB 17.93% 17.93%  3262.03MB 19.99%  **[此处打码]** 2384.37MB 14.61% 32.54%  4817.78MB 29.52%  **[此处打码]** 2142.40MB 13.13% 45.67%  2142.40MB 13.13%  **[此处打码]** ...

就这样，一顿操作猛如虎，涨跌全靠特朗普，最终结果是，一方面没看出啥问题，另一方面也没看出啥问题。

正在一筹莫展、准备回滚之际，内存它自己稳了：

虽然占用率仍然很高，但是没有继续上升，也没有出现OOM的情况。

== 转 ==

排查过程中，我们还发现一个现象：并不是所有机器的内存都涨。

（确实有点“灵”……）

这些机器的硬件都是一致的，但是用 uname -a 可以看到，内存异常的机器版本是 4.14，比内存正常机器的 3.16 高很多：

<异常机器>$ uname -a #Linux 4.14.81.xxx ...

<正常机器>$ uname -aLinux 3.16.104.xxx ...

说明两个 kernel 版本的某些差别是原因之一，但并不足以解释前述问题：毕竟发车之前也是这些机器。

此外，Y同学提到，他把编译服务指定的 go 版本从 1.10 升级到了 1.12。

当时 go 1.12 已经发布半年，Y 同学在开发环境编译和运行正常，在线上灰度机器也运行了一段时间，看着没毛病，所以就决定升级了。

既然其他可能性都排查过了，那就先降回来看看吧。

我们用 go 1.10 重新编译了master，发布到几台内存异常的机器上。

于是问题解决了。

== 合 ==

为什么 go 1.12 会导致内存异常上涨呢？

查查 Go 1.12 Release Notes，可以找到一点线索：

Runtime
Go 1.12 significantly improves the performance of sweeping when a large fraction of the heap remains live. This reduces allocation latency immediately following a garbage collection.

(中间省略2段不太相关的内容)

On Linux, the runtime now uses MADV_FREE to release unused memory. This is more efficient but may result in higher reported RSS. The kernel will reclaim the unused data when it is needed.
golang.org/doc/go1.12

翻译一下：

在堆内存大部分活跃的情况下，go 1.12 可以显著提高清理性能，降低 [紧随某次gc的内存分配] 的延迟。

在Linux上，Go Runtime现在使用 MADV_FREE 来释放未使用的内存。这样效率更高，但是可能导致更高的 RSS；内核会在需要时回收这些内存。

这两段话每个字都认识，合到一起就

不过都写到这了，我还是试着解释下，借用 C 语言的 malloc 和 free （Go的内存分配逻辑也类似）：

内存分配

在Linux下，malloc 需要在其管理的内存不够用时，调用 brk 或 mmap 系统调用（syscall）找内核扩充其可用地址空间，这些地址空间对应前述的堆内存（heap）。

注意，是“扩充地址空间”：因为有些地址空间可能不会立即用到，甚至可能永远不会用到，为了提高效率，内核并不会立刻给进程分配这些内存，而只是在进程的页表中做好标记（可用、但未分配）。

注：OS用页表来管理进程的地址空间，其中记录了页的状态、对应的物理页地址等信息；一页通常是 4KB。

当进程读/写尚未分配的页面时，会触发一个缺页中断（page fault），这时内核才会分配页面，在页表中标记为已分配，然后再恢复进程的执行（在进程看来似乎什么都没发生）。

注：类似的策略还用在很多其他地方，包括被swap到磁盘的页面（“虚拟内存”），以及 fork 后的 cow 机制。

内存回收

当我们不用内存时，调用 free(ptr) 释放内存。

对应的，当 free 觉得有必要的时候，会调用 sbrk 或 munmap 缩小地址空间：这是针对一整段地址空间都空出来的情况。

但更多的时候，free 可能只释放了其中一部分内容（例如连续的 ABCDE 5个页面中只释放了C和D），并不需要（也不能）把地址空间缩小

这时最简单的策略是：什么也不干。

但这种占着茅坑不拉屎的行为，会导致内核无法将空闲页面分配给其他进程。

所以 free 可以通过 madvise 告诉内存“这一段我不用了”。

madvise

通过 madvise(addr, length, advise) 这个系统调用，告诉内核可以如何处理从 addr 开始的 length 字节。

在 Linux Kernel 4.5 之前，只支持 MADV_DONTNEED（上面提到 go 1.11 及以前的默认advise），内核会在进程的页表中将这些页标记为“未分配”，从而进程的 RSS 就会变小。OS后续可以将对应的物理页分配给其他进程。

注：RSS 是 Resident Set Size（常驻内存集）的缩写，是进程在物理内存中实际占用的内存大小（也就是页表中实际分配、且未被换出到swap的内存页总大小）。我们在 ps 命令中会看到它，在 top 命令里对应的是 REZ（man top有更多惊喜）。

被 madvise 标记的这段地址空间，该进程仍然可以访问（不会segment fault），但是当读/写其中某一页时（例如malloc分配新的内存，或 Go 创建新的对象），内核会 重新分配 一个 用全0填充 的新页面。

如果进程大量读写这段地址空间（即 release notes 说的 “a large fraction of the heap remains live”，堆空间大部分活跃），内核需要频繁分配页面、并且将页面内容清零，这会导致分配的延迟变高。

go 1.12 的改进

从 kernel 4.5 开始，Linux 支持了 MADV_FREE （go 1.12 默认使用的advise），内核只会在页表中将这些进程页面标记为可回收，在需要的时候才回收这些页面。

如果赶在内核回收前，进程读写了这段空间，就可以继续使用原页面，相比 DONTNEED 模式，减少了重新分配内存、数据清零所需的时间，这对应 Release Notes 里写的 "reduces allocation latency immediately following a garbage collection"，因为在 gc 以后立即分配内存，对应的页面大概率还没有被 OS 回收。

但其代价是 "may result in higher reported RSS"，由于页面没有被OS回收，仍被计入进程的 RSS ，因此看起来进程的内存占用会比较大。

差不多就解释到这里吧，建议再重读一遍：

在堆内存大部分活跃的情况下，go 1.12 可以显著提高清理性能，降低 [紧随某次gc的内存分配] 的延迟。

在Linux上，Go Runtime现在使用 MADV_FREE 来释放未使用的内存。这样效率更高，但是可能导致更高的 RSS；内核会在需要时回收这些内存。

如果仍然有不理解的地方，可以留言探讨。

对更多细节感兴趣的同学，推荐阅读《What Every Programmer Should Know About Memory》（TL; DR），或者它的精简版《What a C programmer should know about memory》（文末参考链接）。

== 转² ==

至此前述内存暴涨问题也算是收尾了，但 Y 同学仍然有点不放心：是不是有可能某个bug在 Go 1.12 才会出现、导致内存泄漏？

这问题有点轴，但是好像很有道理，毕竟前面那么一大段，光说不练，像假把式。

但这要如何才能实锤呢？

前面提到 go 1.12 用 MADV_FREE ，内核会在需要的时候才回收这些页面。

如果我们能想办法让内核觉得需要、去回收这些可回收的页面，就能实锤了。

熟悉虚拟化（如xen、kvm）的同学，可能会觉得这个问题很眼熟：如果宿主机（准确地说是hypervisor）能够回收客户机不再使用的内存，那就可以超卖更多VPS赚更多钱大幅提高内存的利用率。

他们是怎么做的呢？

xen的解决方案是：在客户机里植入一段程序，其主要工作是申请新的内存。能被它申请到的内存，就是客户机可以不用的内存（当然也不能申请得太过分，否则会导致客户机使用swap，或其他进程OOM）。然后宿主机就可以放心将这些内存对应的物理页挪作他用了。

这个过程就像在吹气球，把客户机里能占用的空间都占住。

所以这段程序的名字叫做：balloon driver。

那么实锤方案就呼之欲出了：

如果我们也弄个不断膨胀的气球（申请内存），内核就会觉得需要去找其他进程回收那些被FREE标记的内存。

说干就干：

#include <stdio.h>#include <string.h>#include <unistd.h>
int main() {    char *p = NULL;    const int MB = 1024 * 1024;    while (1) {        p = malloc(100 * MB);        memset(p, 0, 100 * MB);        sleep(1);    }    return 0;}