项目介绍

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1.内存基础知识

下面的列表总结了重要的 CLR 内存概念：

• 每个进程都有其自己单独的虚拟地址空间。 同一台计算机上的所有进程共享相同的物理内存和页文件（如果有）。

• 默认情况下，32 位计算机上的每个进程都具有 2 GB 的用户模式虚拟地址空间。

• 作为一名应用程序开发人员，你只能使用虚拟地址空间，请勿直接操控物理内存。 垃圾回收器为你分配和释放托管堆上的虚拟内存。

• 如果你编写的是本机代码，请使用 Windows 函数处理虚拟地址空间。 这些函数为你分配和释放本机堆上的虚拟内存。

• 虚拟内存有三种状态：

状态	描述
免费	该内存块没有引用关系，可用于分配。
保留	内存块可供你使用，不能用于任何其他分配请求。 但是，在该内存块提交之前，你无法将数据存储到其中。
已提交	内存块已分配给物理存储。

• 虚拟地址空间可能会出现碎片，这意味着地址空间中存在一些称为缺口的空闲块。 当请求虚拟内存分配时，虚拟内存管理器必须找到满足该分配请求的足够大的单个可用块。 即使有 2 GB 可用空间，2 GB 分配请求也会失败，除非所有这些可用空间都位于一个地址块中。

• 在物理内存压力（对于物理内存的需求）较低的情况下，页文件也会被使用。 首次出现物理内存压力较高的情况时，操作系统必须在物理内存中腾出空间来存储数据，并将物理内存中的部分数据备份到页文件中。 该数据仅在需要时才会分页，因此即使在物理内存压力较低的情况下，也有可能会出现分页。

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2.实现垃圾回收的原理：

实现垃圾回收主要涉及两个算法：分别是：标记压缩算法和升代回收算法

1. Mark-Compact标记压缩算法

• Mark阶段：假设所有对象都可以回收，则找到不可以被回收的部分，打上标记
• Compact阶段：移动不连续内存，从heap上基址开始排列，即进行碎片内存整理

内存经过整理压缩后，栈上的地址此时并没有被更新，所以在compact过程中，还需要修复引用对象的栈上的引用地址、CPU寄存器变量和堆上的其他引用

2. 升代回收算法

• 我们将内存中的对象根据存在时间分为三个代：第0代，第1代，第2代。并分别给这三个代的对象分配了三段内存用于存储对象，比如第0代分配5m，第1代分配15m，第2代分配2g
• 如果一个对象第一次进入内存(托管堆)中，不超过一定大小(一般指小于85000个字节)， 那么它就是第0代，并进入给第0代分配的内存空间中，当第0代内存已经被占满，后续有新的对象需要引入，此时触发第0代GC，清理不需要引用的对象，如果第0代经过一轮GC后，还有对象存在，则升为第1代，并将它存放到第1代分配的内存中，一样，如果第1代的内存占满，触发第1代的GC，还有对象存在，则升级为第2代，分配到第2代的内存中

升代回收算法是一个统计学的方法，我们通常给第0代和第1代分配较少的内存空间，每次内从空间被占满而需要新向托管堆中推入新的对象时，会触发GC，从而确保第0代和第1代可以及时清理不需要的垃圾

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3.Memcheck的机制

3.1 使用影子内存来模拟字节数据的访问情况

在影子内存中，一个字节有9位数据，分别是8个V位和1个A位：

• A 位 (Addressability)：1位，表示这个地址能不能访问。
• V 位 (Validity)：8位，表示这个字节里的8个比特，哪些是已初始化的。

但是，如果直接用这种方式来运行一个影子内存，你会发现影子内存的开销比原本程序运行使用的内存开销还要大，所以我们得想办法减少影子内存的开销

工程师经过统计发现：影子内存各个字节的核心V位，一般都只有两种极端的状态：

• 全是0：要么全是已经初始化的数据
• 全是1：要么全是未初始化的数据

所以我们可以将影子内存映射为只有两位的状态机：

状态	状态名	状态描述
00	NOACCESS	地址不可访问。既然不可访问，其V位状态无意义。
01	UNDEFINED	地址可访问，但值完全未定义。即A=1，8个V位全为1。
10	DEFINED	地址可访问，且值完全定义。即A=1，8个V位全为0。
11	PARTDEFINED	地址可访问，但值部分定义。即A=1，8个V位不全相同。需查次级表。

注意：这里状态机的两位数据，它的每一位并不代表A位或者V位，只是用与描述四种状态，比如，我们将地址可访问 (A=1)，但值全未定义 (8个V位全为1)的情况下定义位01状态

3.2 影子内存使用两级页表结构来映射整个内存

我们使用影子内存有一个核心矛盾：需要为4GB的内存空间快速提供一个对应的影子内存，但是为了保证不过度消耗资源，绝对不能使影子内存的占用超过4GB。所以我们参考操作系统的两级页表来实现，这两个表叫做：Primary Map(一级表)和Secondary Map(二级表)

我们以32位系统为例：

将系统的32位拆分成两个部分：

• 我们定义页大小：64K。（这里的页大小是只影子内存的管理粒度，不是CPU世界的页大小）
• 高16位：作为一级表的索引，表示有2^16 = 65536个条目。
• 低16位：作为二级表内的偏移，一个二级表正好覆盖2^16 = 65536个字节，总共64Kb

一级表是一个拥有65536个元素的数组，每一个元素都是一个指向二级表的指针，如果本地内存中有64K的空间没有被使用，则对应的指针就是空白，也就不会指向二级表。

二级表是一个由一级表映射出来的，管理范围覆盖本地内存64K的影子内存，我们使用二级表来表示本地内存的状态。因为我们使用2bit的大小来表示，所以本地64K的内存空间，映射到二级表就需要64K x 2bit = 16K（一个bit为8个字节，1K为1024个bit），也就是说，对于64K的本地内存，我们只需要16K的影子内存来表示。

总结起来就是：一级表（前16位）用来映射（说简单点就是指向了二级表）出二级表（后16位），而这个二级表，就是影子内存，用来存储本地内存通过一级表映射出来的状态，通过这种方法，我们4GB的本地内存，理论上就只需要1GB的影子内存，整体的比例是4：1.

截止到目前为止，我们会发现一个和前文有巨大矛盾的地方，就是：我们不使用二级表，单纯位4GB提供的影子空间是4GB x 2bit = 1GB，不也是4：1吗？使用二级表也是4：1分配，为何二级表会更省内存呢？请继续往下看

3.3 二级表的优势

前文提到了，影子内存用来存储本地内存的状态，而工程师将其简化成了2位数的状态机来表示，总共有四种状态。聪明的你一定想到了，那么多数据，却只有四种状态，而且我们用一级表作为指向二级表的指针，那假如有很多本地内存都都是同一个状态，那么通过一级表指向二级表的时候，都指向同一个状态不就行了？

没错，这就是我们能节省大量内存的关键。我们可以提前在影子内存中设定两个模板二级表：

• 一个全00的模板：代表地址不可访问，状态无意义
• 一个全10的模板：代表地址可访问，状态已定义

那么所有未映射的区域，他的指针都指向同一个00的影子内存，程序加载时，已经有的代码段和数据段都指向同一个10的影子内存，这样就节省了大量的内存消耗，而当程序需要给一个原本指向模板的地址写入新的状态时，他的状态只需要从00编程01，此时表示这是一个可访问的，可读写的内存段。实现这些操作的步骤就是：

• 1.我们需要写入新的数据
• 2.Memcheck发现此时一级表上的指针指向一个只读的共享模板，这时指向的影子内存是不可被写入的
• 3.Memcheck立刻从影子内存上分配一段16K的新的可读写的私有二级表，此时表中是空的，没有保存任何状态
• 4.在分配新的空间后，Memcheck再将原模版(00)复制一份到刚分配的可读写的表上，然后再将此表的状态改成01，表示此表现在可读写

这样就分配了一块新的，可读写的影子内存用来表示本地内存的状态了

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4. C++ 内存泄漏的本质

4.1 泄漏的定义

4.2 泄漏的分类（对标 Valgrind mc_leakcheck.c 的 9 种 case）

4.3 C++ 中常见的泄漏场景

4.4 new/delete 的各种变体