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Valgrind 实战：内存泄漏、非法访问，以及时间都花在哪了

一次 Linux 上的 valgrind 实操：用真实的 memcheck 报告逐一看 C 语言内存泄漏、非法读写、未初始化值，再用 massif 看堆增长、callgrind 看指令热点、helgrind 看数据竞争——每条都配真实输出和修法。

clinux

C 给了你 malloc，却没给收据。语言本身不会告诉你某个块已经没人认领了、某个循环多读了数组末尾一个元素、或者某个分支依赖了一个从未被赋过值的变量。当我怀疑代码里有这类问题时，Valgrind 是我的第一选择：它按原样运行你的二进制，盯着每一次内存访问和每一个堆块，然后告诉你哪里弄坏了。下面每一条报告都是真实程序跑出来的真实输出，每条都配上了让它安静下来的修法。

对一个 Linux 上的 C 程序员来说，真正用得上的工具有这几个：memcheck（错误与泄漏）、massif（堆增长）、callgrind（时间花在哪）、cachegrind（缓存行为）和 helgrind/DRD（线程错误）。全都对着同一个二进制，一行编译都不用改。

Valgrind 到底是什么

Valgrind 是一个动态二进制插桩（dynamic binary instrumentation）框架。它既不需要源码，也不需要重新编译：它加载你的 ELF 文件，反汇编每个基本块，把改写成带插桩检查的等价物再交给 CPU。你的程序照样运行，只是身处一台被监督的合成机器里。这就是为什么它对没参与构建的发布版二进制也有效——也因此，想让输出可读，第一件该做的事是构建时带 -g。

memcheck 内存错误 cachegrind 缓存行为 massif 堆剖析 helgrind / DRD 数据竞争 callgrind 指令计数 ./your-binary
Valgrind 是动态二进制插桩框架：它运行你未修改的二进制，边走边改写机器码。每个工具都是同一套机制的不同前端，所以同一个二进制可以被测量错误、堆增长、指令数、缓存行为或数据竞争，不需要重新编译。

我的开发机没有装 valgrind，所以我把整套实验放进一个一次性容器里跑——不用 sudo，不用特权模式，只挂官方镜像。下面每一段记录都来自这个环境：valgrind 3.19.0、GCC 12.2.0、x86-64 Linux。

$ docker run --rm -v "$PWD:/work" -w /work debian:bookworm-slim bash -c \
    'apt-get update -qq && apt-get install -y -qq valgrind gcc && valgrind --version'
valgrind-3.19.0
gcc (Debian 12.2.0-14+deb12u1) 12.2.0

一个集齐了各类内存问题的程序

这是 leaky.c，用 gcc -g -O0 -Wall leaky.c -o leaky 编译。它刻意写得很小，塞进了四个经典缺陷：一个从未释放的链表、一个写到堆数组末尾之外的写、一个越出同一块数组末尾的读，以及一个基于未初始化栈变量的分支。

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>

struct node {
    int value;
    struct node *next;
    char *label;
};

static char *make_label(int i)
{
    char *s = malloc(16);
    snprintf(s, 16, "node-%d", i);
    return s;
}

struct node *append(struct node *head, int value)
{
    struct node *n = malloc(sizeof *n);      /* 27 */
    n->value = value;
    n->label = make_label(value);
    n->next = NULL;
    if (!head)
        return n;
    struct node *p = head;
    while (p->next)
        p = p->next;
    p->next = n;
    return head;
}

int main(void)
{
    /* --- 1. definitely lost: 整个链表被扔在原地 --- */
    struct node *list = NULL;
    for (int i = 0; i < 4; i++)
        list = append(list, i);              /* 45 */
    /* ... 然后我们从来不 free(list)。用一次打印让 -O0 保留它： */
    printf("list head %d\n", list->value);

    /* --- 2. invalid write: 越过 4 个 int 的堆块末尾 --- */
    int *nums = malloc(4 * sizeof *nums);    /* 50 */
    nums[0] = 1; nums[1] = 2; nums[2] = 3;
    nums[4] = 99;                            /* 52: 一口气错两处 */

    /* --- 3. invalid read: 同一个 bug 的读侧 --- */
    int sum = 0;
    for (int i = 0; i <= 4; i++)             /* 57: 4 已越界 */
        sum += nums[i];                      /* 58 */
    printf("sum %d\n", sum);                 /* 59 */

    /* --- 4. 分支依赖未初始化的值 --- */
    int limit;                               /* 62 */
    if (limit > 100)                         /* 63 */
        printf("big\n");
    else
        printf("smallish\n");

    free(nums);
    return 0;
}

valgrind --leak-check=full --track-origins=yes ./leaky 一次就把四个问题全找了 出来。报告里的行号与上面的代码完全对得上：

==7== Memcheck, a memory error detector
==7== Using Valgrind-3.19.0 and LibVEX
==7== Command: ./leaky
==7==
==7== Invalid write of size 4
==7==    at 0x1092D0: main (leaky.c:52)
==7==  Address 0x4a3d350 is 0 bytes after a block of size 16 alloc'd
==7==    at 0x48417B4: malloc (vg_replace_malloc.c:381)
==7==    by 0x10929D: main (leaky.c:50)
==7==
==7== Invalid read of size 4
==7==    at 0x1092FA: main (leaky.c:58)
==7==  Address 0x4a3d350 is 0 bytes after a block of size 16 alloc'd
==7==    at 0x48417B4: malloc (vg_replace_malloc.c:381)
==7==    by 0x10929D: main (leaky.c:50)
==7==
==7== Conditional jump or move depends on uninitialised value(s)
==7==    at 0x109326: main (leaky.c:63)
==7==  Uninitialised value was created by a stack allocation
==7==    at 0x109240: main (leaky.c:41)
==7==
==7== HEAP SUMMARY:
==7==     in use at exit: 160 bytes in 8 blocks
==7==   total heap usage: 10 allocs, 2 frees, 4,272 bytes allocated
==7==
==7== 160 (24 direct, 136 indirect) bytes in 1 blocks are definitely lost in loss record 3 of 3
==7==    at 0x48417B4: malloc (vg_replace_malloc.c:381)
==7==    by 0x1091D2: append (leaky.c:27)
==7==    by 0x109269: main (leaky.c:45)
==7==
==7== LEAK SUMMARY:
==7==    definitely lost: 24 bytes in 1 blocks
==7==    indirectly lost: 136 bytes in 7 blocks
==7==      possibly lost: 0 bytes in 0 blocks
==7==    still reachable: 0 bytes in 0 blocks
==7==         suppressed: 0 bytes in 0 blocks
==7==
==7== ERROR SUMMARY: 12 errors from 8 contexts (suppressed: 0 from 0)

这份报告怎么读

非法读和非法写。 memcheck 给每个堆块四周都放了 redzone（红区），所以哪怕越界一个 元素落在完全可映射的内存里，也会被抓到。Invalid write of size 4 是一次 int 写入； Address 0x4a3d350 is 0 bytes after a block of size 16 是关键线索——16 字节正好等于 4 * sizeof(int)，说明这次写入从数组结束后的第一个字节开始。报告还给出了这块内存的 来源，把”在某个莫名其妙的地方崩溃”变成了”leaky.c:52”。

未初始化的值。 加上 --track-origins=yes，memcheck 不只是说这个值是垃圾，还会说 垃圾从哪来：Uninitialised value was created by a stack allocation，位置 main (leaky.c:41)，也就是第 62 行的 limit。同一份报告里还有这个 bug 的堆版本： 第 57 行的循环读了 nums[3]，它在第 50 行被 malloc 出来、从未写入，于是第 59 行的 printf 被指认为携带了源自该分配的未初始化值。

泄漏的种类。 退出时，memcheck 对每个仍然存活的堆块问一个可达性问题，答案就是分类：

种类含义该怎么办
definitely lost任何地方都没有指针指向它真正的泄漏——修它
indirectly lost只能从一个 definitely lost 的块到达随宿主一起消失
possibly lost只能通过内部指针到达通常是真 bug，偶尔是基指针技巧
still reachable退出时仍存在活指针（全局变量、缓存）常驻进程里往往无妨
suppressed被 suppression 文件排除检查你的 .supp 文件

在这里链表属于 definitely lost，因为指向头节点的唯一指针 list 已经出了作用域： 24 个直接字节是头节点 struct node，另外 136 个间接字节是剩下三个节点（72）加四个 16 字节的 label（64）。摘要里还有一个细节值得读：10 allocs, 2 frees——九次分配是 你自己的，第十次是 libc 给 printf 开的 stdio 缓冲区。

说句实话：GCC 的 -Wall 在编译期就已经发现了第 4 个缺陷（'limit' is used uninitialized）。先用编译器——它免费。Valgrind 能找到它看不见的那三个，而且对无法控制 构建方式的二进制同样有效。

修好它，然后收获一次安静的运行

所有修法形状相同：让数组有一个你真正遵守的长度，初始化每一个要拿来分支的值，并把每次 分配还给它的所有者。

    int *nums = malloc(4 * sizeof *nums);
    nums[0] = 1; nums[1] = 2; nums[2] = 3; nums[3] = 4;

    int sum = 0;
    for (int i = 0; i < 4; i++)          /* i < n，永远不是 i <= n */
        sum += nums[i];

    int limit = 50;                      /* 分支之前先初始化 */

链表则配一个析构函数，边走边释放 label 和节点：

static void free_list(struct node *head)
{
    while (head) {
        struct node *next = head->next;
        free(head->label);
        free(head);
        head = next;
    }
}

现在同一条命令跑完，除了真相什么也不报：

==7== HEAP SUMMARY:
==7==     in use at exit: 0 bytes in 0 blocks
==7==   total heap usage: 10 allocs, 10 frees, 4,272 bytes allocated
==7==
==7== All heap blocks were freed -- no leaks are possible
==7==
==7== ERROR SUMMARY: 0 errors from 0 contexts (suppressed: 0 from 0)

那一行——All heap blocks were freed — no leaks are possible——就是你希望 CI 每次 都吐出来的输出。它的意思是泄漏类别全部归零，而不是 memcheck 没词了。

Valgrind 的代价，以及 AddressSanitizer 的位置

所有这一切只能待在”开发工具”这一档，原因是速度。我用同一个 malloc+指针追逐型负载 （200,000 轮：建一条 16 节点的链、求和、再拆掉）在机器上跑了三遍：

$ time ./bench
rounds=200000 total=5119998400000 elapsed=0.073s
real	0m0.075s

$ time valgrind -q --tool=memcheck --leak-check=summary ./bench
rounds=200000 total=5119998400000 elapsed=4.849s
real	0m5.924s

$ time ./bench_asan
rounds=200000 total=5119998400000 elapsed=0.792s
real	0m1.038s

相对同一次原生运行，memcheck 是 66×，AddressSanitizer 是 11×——这是个 malloc 密集的微基准，正好是 memcheck 最不擅长的场景，所以把 10–50× 当作通常经验值， 66× 当作分配风暴下的上界。ASan 的原理完全不同：它是一遍编译期 pass（用 -fsanitize=address 重新编译），维护一份 shadow memory 并在编译期给 load/store 插桩， 比起 Valgrind 运行时翻译便宜得多。

同一份 leaky.c 在 ASan 下立刻报告了那次非法写：

==7==ERROR: AddressSanitizer: heap-buffer-overflow on address 0x6020000000a0
WRITE of size 4 at 0x6020000000a0 thread T0
    #0 0x55f609f2551d in main /work/leaky.c:52
    #1 0x7f833a557249 in __libc_start_call_main

0x6020000000a0 is located 0 bytes to the right of 16-byte region [0x602000000090,0x6020000000a0)
allocated by thread T0 here:
    #0 0x7f833a7ca9cf in __interceptor_malloc
    #1 0x55f609f2540f in main /work/leaky.c:50

SUMMARY: AddressSanitizer: heap-buffer-overflow /work/leaky.c:52 in main

那到底用哪个？自己的代码用 ASan，其余交给 Valgrind。 对你掌控的代码，在每次提交 时用 -fsanitize=address,undefined 编译并跑测试：它快到可以一直开着，它给出的报告我在 C 语言里的未定义行为里逐条拆过。Valgrind 留给 ASan 到不了的地方：你没参与构建的二进制（不要编译参数，不要源码，照样插桩）、 未初始化的值（ASan 不跟踪；clang 的 -fsanitize=memory 可以，但它对 GCC 不友好）、 泄漏分类（“definitely lost” 还是 “still reachable” 需要一次完整可达性扫描才能判断）、 以及一次跑完所有错误——ASan 默认遇到第一个错误就中止，一个有五个 bug 的测试只会给 你看一个，而 memcheck 会继续跑，把整套错误一起交给你。

Massif：堆都去哪了

当服务的 RSS 一路涨到 OOM killer 敲门时，memcheck 是错的工具——它管的是正确性，不是 大小。--tool=massif 才是堆剖析器。我写了 grow.c：先分配 400,000 条记录（28 字节 结构体，11.2 MB），再分配第二份用来排序，最后两份都释放。

$ valgrind --tool=massif --time-unit=B ./grow
==7== Massif, a heap profiler
==7== Command: ./grow
==7==
==7==
$ ms_print massif.out
    MB
32.05^                                   ############
     |                                   #
     |                       ::::::::::::#           ::::::::::::
     |           :::::::::::::           #           :
   0 +----------------------------------------------------------------------->MB
     0                                                                   64.11

Number of snapshots: 10
 Detailed snapshots: [4 (peak)]

  n        time(B)         total(B)   useful-heap(B) extra-heap(B)    stacks(B)
--------------------------------------------------------------------------------
  0              0                0                0             0            0
  1     11,202,504       11,202,504       11,200,000         2,504            0
  2     22,405,008       22,405,008       22,400,000         5,008            0
  3     33,607,512       33,607,512       33,600,000         7,512            0
  4     33,607,512       33,607,512       33,600,000         7,512            0

真正有信息量的是 useful-heap：你的代码真正要的字节数。extra-heap 是 memcheck 自己 的记账，所以两者和 malloc 眼里的数字并不完全一致。这里的峰值是第 4 号快照的 33.6 MB——单份数据的三倍，它回答了”输入才 21 MB，这进程为什么占 64 MB？“：排序发生 时两份数组同时活着。Massif 还能告诉你内存是从哪来的：

99.98% (33,600,000B) (heap allocation functions) malloc/new/new[], --alloc-fns, etc.
->33.33% (11,200,000B) 0x1090B3: main (grow.c:25)
->33.33% (11,200,000B) 0x109120: main (grow.c:34)
->33.33% (11,200,000B) 0x488EDBC: qsort_r (msort.c:221)
  ->33.33% (11,200,000B) 0x109155: main (grow.c:38)

三行讲完了整个程序：第 25 行的 recs、第 34 行的 sorted、第 38 行排序自己的工作 集。如果问题不是峰值而是泄漏，快照表就永远回不到零——massif 同时给你增长曲线和归属， 这正是退出时那个孤零零的数字做不到的。

Callgrind：时间都花在哪

--tool=callgrind 按函数和按行统计执行的指令数。我写了 hotspot.c，一个刻意写得很蠢的 O(n²) 查重：对 20,000 个字符串，两两比较时各算一次 FNV-1a 哈希。它原生跑大约 3.5 秒； 在 callgrind 下长得够我去泡杯茶。

$ valgrind --tool=callgrind ./hotspot
==17== Callgrind, a call-graph generating cache profiler
==17== Command: ./hotspot
items=20000 duplicates=0
==17== Events    : Ir
==17== Collected : 33204878025
==17== I   refs:      33,204,878,025
$ callgrind_annotate --auto=yes callgrind.out
33,204,878,025 (100.0%)  PROGRAM TOTALS

33,175,881,217 (99.91%)  hotspot.c:main [/work/hotspot]

-- Auto-annotated source: hotspot.c
             .           static unsigned hash_str(const char *s)
             .           {
   999,950,000 ( 3.01%)      unsigned h = 2166136261u;             /* FNV-1a */
21,116,844,105 (63.60%)      for (const unsigned char *p = (const unsigned char *)s; *p; p++) {
 4,929,213,527 (14.84%)          h ^= *p;
 4,929,213,527 (14.84%)          h *= 16777619u;

332 亿条指令。 哈希循环的三行占了其中 93%。有一个细节值得记住：归属写的是 hotspot.c:main，而不是 hash_str 或 count_duplicates，因为我是用 -O2 编译的， GCC 把两个辅助函数都内联进了 main。callgrind 只能报告调用图里看得见的东西，所以想拿 到函数级数字，就用 -fno-inline 编译（或者直接读逐行标注——它照样指着那口祸首循环）。 这里的修法是算法层面的：先把哈希算进一张表，或者排序后线性扫；而这份 profile 告诉我不 要去优化只占 0.07% 的 main 初始化循环。

Helgrind 与 DRD：C 里的数据竞争

如果你的 C 程序有线程，同一个框架也能检查它。race.c 里两个线程各自把一个共享的 long 累加十万次，没有任何同步：

$ valgrind --tool=helgrind ./race
==12== Helgrind, a thread error detector
==12== Command: ./race
==12==
==12== Possible data race during read of size 8 at 0x10C030 by thread #3
==12== Locks held: none
==12==    at 0x10916A: worker (race.c:16)
==12==    by 0x484C7D6: mythread_wrapper (hg_intercepts.c:406)
==12==
==12== This conflicts with a previous write of size 8 by thread #2
==12== Locks held: none
==12==    at 0x109175: worker (race.c:16)
==12==  Address 0x10c030 is 0 bytes inside data symbol "counter"
==12==
==12== ERROR SUMMARY: 4 errors from 4 contexts (suppressed: 0 from 0)

race.c:16 就是 counter++——两个线程对同一个地址一读一写，中间没有锁。helgrind 把 符号、长度和两处访问点全都点出来了。原生运行证明这不是理论问题：同一个看起来确定的 程序跑两次，分别打出 counter=112151 extra=321644 和 counter=194231 extra=388466，都不是你期望的 200,000/400,000，因为更新丢失了。（在 helgrind 的串行化之下结果反而是正确的——这对粗心的人是个不错的陷阱：检测器改变了时序。）

这个思路对 Go 用户不会陌生：go test -race 是同一个洞察，用 happens-before 分析共享访问， 而不是”等输出看着不对再说”。我在 Go 并发 race detector 实战里写过。在 C 里对应的就是 helgrind（慢、精确）或 DRD（--tool=drd，更快、抓的错误类别更多，但分析深度 浅一些），而修法你已经会了：加互斥锁，或者用 __atomic_add_fetch/原子类型。

我实际使用的流程

  1. 每次提交——用 -Wall -Wextra 和 -fsanitize=address,undefined 编译并跑测试 套件。免费、快，能抓住我本来会去问 memcheck 的绝大多数问题。
  2. 每次跑带手动 malloc 的代码的测试——valgrind --leak-check=full --error-exitcode=99 ./test。--error-exitcode 是大家最容易忘的一项：CI 应该按 valgrind 的结论失败，而不是按程序的退出码。
  3. 当 RSS 上涨时——valgrind --tool=massif，然后 ms_print。找那些永远不下降的 快照，以及持有它们的分配点。
  4. 当 CPU 打满时——valgrind --tool=callgrind，然后 callgrind_annotate --auto=yes。改掉最上面那一行，再来一遍，百分之一二的项可以直接无视。
  5. 当线程出现时——在测试套件上跑 valgrind --tool=helgrind。
  6. 面对无法重新构建的二进制——用 memcheck，只有它对你的构建一无所求。

有两个习惯能让以上全部更便宜：给依赖项真正产生的噪音维护一份 suppression 文件 （--gen-suppressions=all 会帮你生成），以及永远不要在一个已知有内存错误的程序上跑其它 profiler——memcheck 报的错误会污染其它所有测量。同时把心智模型放正：profiler 是透镜， 不是判决书。memcheck 回答我的进程正确吗，massif 回答它占了多少，callgrind 回答哪 一行在烧 CPU，helgrind 回答我的线程能不能信。选对透镜是这项工作的大部分。

相关阅读：C 语言里的未定义行为：sanitizer 能抓到什么 讲的是 ASan/UBSan 那一侧；Python 内存泄漏及其排查 讲的是一门带垃圾回收的语言里的同一个问题——泄漏来自你不知道自己还持有的引用。

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