《Glibc内存管理》笔记DAY2

Ptmalloc内存管理设计

• 具有长生命周期的大内存分配使用 mmap。
• 特别大的内存分配总是使用 mmap。
• 具有短生命周期的内存分配使用 brk，因为用 mmap 映射匿名页，当发生缺页异常时，linux 内核为缺页分配一个新物理页，并将该物理页清 0，一个 mmap 的内存块需要映射多个物理页，导致多次清 0 操作，很浪费系统资源，所以引入了 mmap分配阈值动态调整机制，保证在必要的情况下才使用 mmap 分配内存。
• 尽量只缓存临时使用的空闲小内存块，对大内存块或是长生命周期的大内存块在释放时都直接归还给操作系统。
• 对空闲的小内存块只会在 malloc 和 free 的时候进行合并，free 时空闲内存块可能放入 pool 中，不一定归还给操作系统。
• 收缩堆的条件是当前 free 的块大小加上前后能合并 chunk 的大小大于 64KB，并且堆顶的大小达到阈值，才有可能收缩堆，把堆最顶端的空闲内存返回给操作系统。
• 需要保持长期存储的程序不适合用 ptmalloc 来管理内存。
• 为了支持多线程，多个线程可以从同一个分配区（arena）中分配内存，ptmalloc假设线程 A 释放掉一块内存后，线程 B 会申请类似大小的内存，但是 A 释放的内存跟 B 需要的内存不一定完全相等，可能有一个小的误差，就需要不停地对内存块作切割和合并，这个过程中可能产生内存碎片。

Main_arena 与 non_main_arena

• 主分配区与非主分配区用环形链表进行管理。
• 每一个分配区利用互斥锁（mutex）使线程对于该分配区的访问互斥。
• 每个进程只有一个主分配区，但可能存在多个非主分配区。
• 主分配区可以访问进程的 heap 区域和 mmap 映射区域;非主分配区只能访问进程的 mmap 映射区域.
• 如果主分配区的内存是通过 mmap()向系统分配的，当 free 该内存时，主分配区会直接调用 munmap()将该内存归还给系统。
• 当某一线程需要调用 malloc()分配内存空间时，该线程先查看线程私有变量中是否已经存在一个分配区，如果存在，尝试对该分配区加锁，如果加锁成功，使用该分配区分配内存，如果失败，该线程搜索循环链表试图获得一个没有加锁的分配区。如果所有的分配区都已经加锁，那么malloc()会开辟一个新的分配区，把该分配区加入到全局分配区循环链表并加锁，然后使用该分配区进行分配内存操作。在释放操作中，线程同样试图获得待释放内存块所在分配区的锁，如果该分配区正在被别的线程使用，则需要等待直到其他线程释放该分配区的互斥锁之后才可以进行释放操作。

chunk 的组织

• 不管内存是在哪里被分配的，用什么方法分配，用户请求分配的空间在 ptmalloc 中都使用一个 chunk 来表示。用户调用 free()函数释放掉的内存也并不是立即就归还给操作系统，相反，它们也会被表示为一个 chunk。
• size域AMP
  • A：表示该 chunk 属于主分配区或者非主分配区，如果属于非主分配区，将该位置为 1，否则置为 0。
    
  • M：表示当前 chunk 是从哪个内存区域获得的虚拟内存。M 为 1 表示该 chunk 是从 mmap 映射区域分配的，否则是从 heap 区域分配的。
  • P：表示前一个块是否在使用中，P 为 0 则表示前一个 chunk 为空闲，当 P 为 1 时，表示前一个 chunk 正在使用。
• 分配的第一个块总是将 P 设为 1，以防止程序引用到不存在的区域。：

空闲 chunk 容器

• Bins：Ptmalloc 一共维护了 128 个 bin，并使用一个数组来存储这些 bin
  • unsorted bin：bins数组中的第一个，如果被用户释放的 chunk 大于 max_fast，或者 fast bins 中的空闲 chunk 合并后，这些 chunk 首先会被放到 unsorted bin 队列中，在进行 malloc 操作的时候，如果在 fast bins 中没有找到合适的 chunk，则 ptmalloc 会先在 unsorted bin 中查找合适的空闲 chunk，然后才查找 bins。如果 unsorted bin 不能满足分配要求。malloc便会将 unsorted bin 中的 chunk 加入 bins 中。然后再从 bins 中继续进行查找和分配过程。从这个过程可以看出来，unsorted bin 可以看做是 bins 的一个缓冲区，增加它只是为了加快分配的速度。
  • small bins：数组中从 2 开始编号的前 64 个 bin，同一个small bin中的chunk具有相同的大小。两个相邻的small bin中的chunk大小相差8bytes。small bins 中的 chunk 按照最近使用顺序进行排列，最后释放的 chunk 被链接到链表的头部，而申请 chunk 是从链表尾部开始，这样，每一个 chunk 都有相同的机会被 ptmalloc 选中。
  • large bins：Small bins 后面的 bin，large bins 中的每一个 bin 分别包含了一个给定范围内的 chunk，其中的 chunk 按大小序排列。相同大小的 chunk 同样按照最近使用顺序排列。ptmalloc 使用“smallest-first，best-fit”原则在空闲 large bins 中查找合适的 chunk。
  • 当空闲的 chunk 被链接到 bin 中的时候，ptmalloc 会把表示该 chunk 是否处于使用中的标志 P 设为 0（注意，这个标志实际上处在下一个 chunk 中），同时 ptmalloc 还会检查它前后的 chunk 是否也是空闲的，如果是的话，ptmalloc 会首先把它们合并为一个大的 chunk，然后将合并后的 chunk 放到 unstored bin 中。要注意的是，并不是所有的 chunk 被释放后就立即被放到 bin 中。ptmalloc 为了提高分配的速度，会把一些小的的 chunk 先放到一个叫做fast bins 的容器内。
  • Fast Bins:一般的情况是，程序在运行时会经常需要申请和释放一些较小的内存空间。当分配器合并了相邻的几个小的 chunk 之后，也许马上就会有另一个小块内存的请求，这样分配器又需要从大的空闲内存中切分出一块，这样无疑是比较低效的，故而，ptmalloc 中在分配过程中引入了 fast bins，不大于 max_fast （默认值为 64B）的 chunk 被释放后，首先会被放到 fast bins中，fast bins 中的 chunk 并不改变它的使用标志 P。这样也就无法将它们合并，当需要给用户分配的 chunk 小于或等于 max_fast 时，ptmalloc 首先会在 fast bins 中查找相应的空闲块，然后才会去查找bins中的空闲chunk。在某个特定的时候，ptmalloc会遍历fast bins中的chunk，将相邻的空闲 chunk 进行合并，并将合并后的 chunk 加入 unsorted bin 中，然后再将 usortedbin 里的 chunk 加入 bins 中。
• 除Bins以外的chunk组织
  • Top chunk：top chunk 对于主分配区和非主分配区是不一样的。
    • 非主分配区：对于非主分配区会预先从 mmap 区域分配一块较大的空闲内存模拟 sub-heap，通过管理 sub-heap 来响应用户的需求，因为内存是按地址从低向高进行分配的，在空闲内存的最高处，必然存在着一块空闲 chunk，叫做 top chunk。当 bins 和 fast bins 都不能满足分配需要的时候，ptmalloc 会设法在 top chunk 中分出一块内存给用户，如果 top chunk 本身不够大，分配程序会重新分配一个 sub-heap，并将 top chunk 迁移到新的 sub-heap 上，新的 sub-heap与已有的 sub-heap 用单向链表连接起来，然后在新的 top chunk 上分配所需的内存以满足分配的需要，实际上，top chunk 在分配时总是在 fast bins 和 bins 之后被考虑，所以，不论 topchunk 有多大，它都不会被放到 fast bins 或者是 bins 中。Top chunk 的大小是随着分配和回收不停变换的，如果从 top chunk 分配内存会导致 top chunk 减小，如果回收的 chunk 恰好与 top chunk 相邻，那么这两个 chunk 就会合并成新的 top chunk，从而使 top chunk 变大。如果在 free 时回收的内存大于某个阈值，并且 top chunk 的大小也超过了收缩阈值，ptmalloc会收缩 sub-heap，如果 top-chunk 包含了整个 sub-heap，ptmalloc 会调用 munmap 把整个sub-heap 的内存返回给操作系统。
    • 主分配区：由于主分配区是唯一能够映射进程 heap 区域的分配区，它可以通过 sbrk()来增大或是收缩进程 heap 的大小，ptmalloc 在开始时会预先分配一块较大的空闲内存（也就是所谓的 heap），主分配区的 top chunk 在第一次调用 malloc 时会分配一块(chunk_size + 128KB)align 4KB 大小的空间作为初始的 heap，用户从 top chunk 分配内存时，可以直接取出一块内存给用户。在回收内存时，回收的内存恰好与 top chunk 相邻则合并成新的 top chunk，当该次回收的空闲内存大小达到某个阈值，并且 top chunk 的大小也超过了收缩阈值，会执行内存收缩，减小 top chunk 的大小，但至少要保留一个页大小的空闲内存，从而把内存归还给操作系统。如果向主分配区的 top chunk 申请内存，而 top chunk 中没有空闲内存，ptmalloc会调用 sbrk()将的进程 heap 的边界 brk 上移，然后修改 top chunk 的大小。
  • mmaped chunk：当需要分配的 chunk 足够大，而且 fast bins 和 bins 都不能满足要求，甚至 top chunk 本身也不能满足分配需求时，ptmalloc 会使用 mmap 来直接使用内存映射来将页映射到进程空间。这样分配的 chunk 在被 free 时将直接解除映射，于是就将内存归还给了操作系统，再次对这样的内存区的引用将导致 segmentation fault 错误。这样的 chunk 也不会包含在任何bin 中。
  • Last remainder：Last remainder 是另外一种特殊的 chunk，就像 top chunk 和 mmaped chunk 一样，不会在任何 bins 中找到这种 chunk。当需要分配一个 small chunk，但在 small bins 中找不到合适的 chunk，如果 last remainder chunk 的大小大于所需的 small chunk 大小，last remainder chunk被分裂成两个 chunk，其中一个 chunk 返回给用户，另一个 chunk 变成新的 last remainder chuk。

sbrk 与 mmap

• ptmalloc开始，若请求的空间小于 mmap分配阈值（mmap threshold，默认值为 128KB）
  • 主分配区：调用 sbrk()增加一块大小为 (128KB + chunk_size) align 4KB 的空间作为 heap。
  • 非主分配区：调用 mmap 映射一块大小为HEAP_MAX_SIZE（32 位系统上默认为 1MB，64 位系统上默认为 64MB）的空间作为 sub-heap。
• ptmalloc 维护的分配空间：当用户请求内存分配时，首先会在这个区域内找一块合适的 chunk 给用户。当用户释放了 heap 中的 chunk 时，ptmalloc 又会使用 fastbins 和 bins 来组织空闲 chunk。以备用户的下一次分配。若需要分配的 chunk 大小小于 mmap分配阈值，而 heap 空间又不够，则此时主分配区会通过 sbrk()调用来增加 heap 大小，非主分配区会调用 mmap 映射一块新的 sub-heap，也就是增加 top chunk 的大小，每次 heap 增加的值都会对齐到 4KB。
• 当用户的请求超过 mmap 分配阈值，并且主分配区使用 sbrk()分配失败的时候，或是非主分配区在 top chunk 中不能分配到需要的内存时，ptmalloc 会尝试使用 mmap()直接映射一块内存到进程内存空间。使用 mmap()直接映射的 chunk 在释放时直接解除映射，而不再属于进程的内存空间。任何对该内存的访问都会产生段错误。而在 heap 中或是 sub-heap 中分配的空间则可能会留在进程内存空间内，还可以再次引用（当然是很危险的）。
• 当 ptmalloc munmap chunk 时，如果回收的 chunk 空间大小大于 mmap 分配阈值的当前值，并且小于DEFAULT_MMAP_THRESHOLD_MAX（32 位系统默认为 512KB，64 位系统默认为 32MB），ptmalloc 会把 mmap 分配阈值调整为当前回收的 chunk 的大小，并将 mmap 收缩阈值（mmap trim threshold）设置为 mmap 分配阈值的 2 倍。这就是 ptmalloc 的对 mmap分配阈值的动态调整机制，该机制是默认开启的，当然也可以用 mallopt()关闭该机制。

内存分配概述

• 分配算法，以 32 系统为例，64 位系统类似。
  • 小于等于 64 字节：用 pool 算法分配。
  • 64 到 512 字节之间：在最佳匹配算法分配和 pool 算法分配中取一种合适的。
  • 大于等于 512 字节：用最佳匹配算法分配。
  • 大于等于 mmap 分配阈值（默认值 128KB）：根据设置的 mmap 的分配策略进行分配，如果没有开启 mmap 分配阈值的动态调整机制，大于等于 128KB 就直接调用 mmap分配。否则，大于等于 mmap 分配阈值时才直接调用 mmap()分配。

• ptmalloc 的响应用户内存分配要求的具体步骤
  1.获取分配区的锁，为了防止多个线程同时访问同一个分配区，在进行分配之前需要取得分配区域的锁。

  2.将用户的请求大小转换为实际需要分配的 chunk 空间大小。

  3.判断所需分配chunk的大小是否满足chunk_size <= max_fast (max_fast 默认为 64B)，如果是的话，则转下一步，否则跳到第 5 步。

  4.首先尝试在 fast bins 中取一个所需大小的 chunk 分配给用户。如果可以找到，则分配结束。否则转到下一步。

  5.判断所需大小是否处在 small bins 中，即判断 chunk_size < 512B 是否成立。如果chunk 大小处在 small bins 中，则转下一步，否则转到第 7 步。

  6.根据所需分配的 chunk 的大小，找到具体所在的某个 small bin，从该 bin 的尾部摘取一个恰好满足大小的 chunk。若成功，则分配结束，否则，转到下一步。

  7.到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者 small bins 中找不到合适的chunk。于是，ptmalloc 首先会遍历 fast bins 中的 chunk，将相邻的 chunk 进行合并，并链接到 unsorted bin 中，然后遍历 unsorted bin 中的 chunk，如果 unsorted bin 只有一个 chunk，并且这个 chunk 在上次分配时被使用过，并且所需分配的 chunk 大小属于 small bins，并且 chunk 的大小大于等于需要分配的大小，这种情况下就直接将该 chunk 进行切割，分配结束，否则将根据 chunk 的空间大小将其放入 small bins 或是 large bins 中，遍历完成后，转入下一步。

  8.到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者 small bins 和 unsorted bin 中都找不到合适的 chunk，并且 fast bins 和 unsorted bin 中所有的 chunk 都清除干净了。从 large bins 中按照“smallest-first，best-fit”原则，找一个合适的 chunk，从
  中划分一块所需大小的 chunk，并将剩下的部分链接回到 bins 中。若操作成功，则分配结束，否则转到下一步。

  9.如果搜索 fast bins 和 bins 都没有找到合适的 chunk，那么就需要操作 top chunk 来进行分配了。判断 top chunk 大小是否满足所需 chunk 的大小，如果是，则从 top chunk 中分出一块来。否则转到下一步。

  10.到了这一步，说明 top chunk 也不能满足分配要求，所以，于是就有了两个选择: 如果是主分配区，调用 sbrk()，增加 top chunk 大小；如果是非主分配区，调用 mmap来分配一个新的 sub-heap，增加 top chunk 大小；或者使用 mmap()来直接分配。在这里，需要依靠 chunk 的大小来决定到底使用哪种方法。判断所需分配的 chunk大小是否大于等于 mmap 分配阈值，如果是的话，则转下一步，调用 mmap 分配，否则跳到第 12 步，增加 top chunk 的大小。

  11.使用 mmap 系统调用为程序的内存空间映射一块 chunk_size align 4kB 大小的空间。然后将内存指针返回给用户。

  12.判断是否为第一次调用 malloc，若是主分配区，则需要进行一次初始化工作，分配一块大小为(chunk_size + 128KB) align 4KB 大小的空间作为初始的 heap。若已经初始化过了，主分配区则调用 sbrk()增加 heap 空间，分主分配区则在 top chunk 中切割出一个 chunk，使之满足分配需求，并将内存指针返回给用户。

内存回收概述

??free() 函数接受一个指向分配区域的指针作为参数，释放该指针所指向的 chunk。而具体的释放方法则看该 chunk 所处的位置和该 chunk 的大小。

• free()函数的工作步骤如下
  1.free()函数同样首先需要获取分配区的锁，来保证线程安全。

  2.判断传入的指针是否为 0，如果为 0，则什么都不做，直接 return。否则转下一步。

  3.判断所需释放的 chunk 是否为 mmaped chunk，如果是，则调用 munmap()释放mmaped chunk，解除内存空间映射，该空间不再有效。如果开启了 mmap 分配阈值的动态调整机制，并且当前回收的 chunk 大小大于 mmap 分配阈值，将 mmap 分配阈值设置为该 chunk 的大小，将 mmap 收缩阈值设定为 mmap 分配阈值的 2 倍，释放完成，否则跳到下一步。

  4.判断 chunk 的大小和所处的位置，若 chunk_size <= max_fast，并且 chunk 并不位于heap 的顶部，也就是说并不与 top chunk 相邻，则转到下一步，否则跳到第 6 步。（因为与 top chunk 相邻的小 chunk 也和 top chunk 进行合并，所以这里不仅需要判断大小，还需要判断相邻情况）

  5.将 chunk 放到 fast bins 中，chunk 放入到 fast bins 中时，并不修改该 chunk 使用状态位 P。也不与相邻的 chunk 进行合并。只是放进去，如此而已。这一步做完之后释放便结束了，程序从 free()函数中返回。

  6.判断前一个 chunk 是否处在使用中，如果前一个块也是空闲块，则合并。并转下一步。

  7.判断当前释放 chunk 的下一个块是否为 top chunk，如果是，则转第 9 步，否则转下一步。

  8.判断下一个 chunk 是否处在使用中，如果下一个 chunk 也是空闲的，则合并，并将合并后的 chunk 放到 unsorted bin 中。注意，这里在合并的过程中，要更新 chunk的大小，以反映合并后的 chunk 的大小。并转到第 10 步。

  9.如果执行到这一步，说明释放了一个与 top chunk 相邻的 chunk。则无论它有多大，都将它与 top chunk 合并，并更新 top chunk 的大小等信息。转下一步。

  10.判断合并后的 chunk 的大小是否大于 FASTBIN_CONSOLIDATION_THRESHOLD（默认64KB），如果是的话，则会触发进行 fast bins 的合并操作，fast bins 中的 chunk 将被遍历，并与相邻的空闲 chunk 进行合并，合并后的 chunk 会被放到 unsorted bin 中。fast bins 将变为空，操作完成之后转下一步。

  11.判断 top chunk 的大小是否大于 mmap 收缩阈值（默认为 128KB），如果是的话，对于主分配区，则会试图归还 top chunk 中的一部分给操作系统。但是最先分配的 128KB 空间是不会归还的，ptmalloc 会一直管理这部分内存，用于响应用户的分配请求；如果为非主分配区，会进行 sub-heap 收缩，将 top chunk 的一部分返回给操作系统，如果 top chunk 为整个 sub-heap，会把整个 sub-heap 还回给操作系统。做完这一步之后，释放结束，从 free() 函数退出。可以看出，收缩堆的条件是当前 free 的 chunk 大小加上前后能合并 chunk 的大小大于 64k，并且要 top chunk 的大小要达到 mmap 收缩阈值，才有可能收缩堆。

边界标记法

??Ptmalloc 使用 chunk 实现内存管理，对 chunk 的管理基于独特的边界标记法

• 在不同的平台下，每个 chunk 的最小大小，地址对齐方式是不同的，ptmalloc 依赖平台定义的 size_t 长度，对于 32 位平台，size_t 长度为 4 字节，对 64 位平台，size_t 长度可能为 4 字节，也可能为 8 字节，在 Linux X86_64 上 size_t 为 8 字节

#ifndef INTERNAL_SIZE_T
#define INTERNAL_SIZE_T size_t
#endif
/* The corresponding word size */
#define SIZE_SZ (sizeof(INTERNAL_SIZE_T))
/*
 MALLOC_ALIGNMENT is the minimum alignment for malloc'ed chunks.
 It must be a power of two at least 2 * SIZE_SZ, even on machines
 for which smaller alignments would suffice. It may be defined as
 larger than this though. Note however that code and data structures
 are optimized for the case of 8-byte alignment.
*/
#ifndef MALLOC_ALIGNMENT
#define MALLOC_ALIGNMENT (2 * SIZE_SZ)
#endif
/* The corresponding bit mask value */
#define MALLOC_ALIGN_MASK (MALLOC_ALIGNMENT - 1)

• SIZE_SZ：定义为 size_t 的大小，在 32 位平台下位 4 字节，在 64 位平台下位 4 字节或者 8 字节。
• 在 32 平台chunk 地址按 8 字节对齐，64 位平台按 8 字节或是 16 字节对齐就可以了。
• Ptmalloc 采用边界标记法将内存划分成很多块，从而对内存的分配与回收进行管理。在ptmalloc 的实现源码中定义结构体 malloc_chunk 来描述这些块，并使用宏封装了对 chunk 中每个域的读取，修改，校验，遍历等等。malloc_chunk 定义如下：

struct malloc_chunk {
 INTERNAL_SIZE_T prev_size; /* Size of previous chunk (if free). */
 INTERNAL_SIZE_T size; /* Size in bytes, including overhead. */
 struct malloc_chunk* fd; /* double links -- used only if free. */
 struct malloc_chunk* bk;
 /* Only used for large blocks: pointer to next larger size. */
 struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if free. */
 struct malloc_chunk* bk_nextsize;
};

• fd 和 bk：指针 fd 和 bk 只有当该 chunk 块空闲时才存在，其作用是用于将对应的空闲 chunk 块加入到空闲 chunk 块链表中统一管理，如果该 chunk 块被分配给应用程序使用，那么这两个指针也就没有用（该 chunk 块已经从空闲链中拆出）了，所以也当作应用程序的使用空间，而不至于浪费。
• fd_nextsize 和 bk_nextsize：当当前的 chunk 存在于 large bins 中时，large bins 中的空闲 chunk 是按照大小排序的，但同一个大小的 chunk 可能有多个，增加了这两个字段可以加快遍历空闲 chunk，并查找满足需要的空闲 chunk，fd_nextsize 指向下一个比当前 chunk 大小大的第一个空闲 chunk，bk_nextszie 指向前一个比当前 chunk 大小小的第一个空闲 chunk。如果该 chunk 块被分配给应用程序使用，那么这两个指针也就没有用（该 chunk 块已经从 size 链中拆出）了，所以也当作应用程序的使用空间，而不至于浪费。

内容来源

庄明强老师的《Glibc内存管理》

《Glibc内存管理》笔记DAY2

原文：https://www.cnblogs.com/luoleqi/p/11966168.html