malloc底层原理剖析——ptmalloc内存池

malloc大家都用过，其是库函数。我们都知道库函数在不同的操作系统中其实执行的是系统调用，那么malloc在Linux上执行的是哪个系统调用呢？

brk()和mmap()，至于为什么是两个，这跟ptmalloc内存池的分配策略有关，稍后介绍。

既然是系统调用，那么就必须处于内核态去处理，而系统内核态的进入往往又经过中断机制。

其大概来说是这么个经过：

1.保存用户当前栈esp和页ss

2.切换到内核态

3.根据中断号找到相应的处理函数

4.执行完后恢复栈esp和页ss

所以说，这个系统调用的开销是比较大的。看一下以下代码：

for(int i=0;i<100000;i ) { int* p = (int*)malloc(sizeof(int)); }

如果不采用内存池的设计，这个代码就会执行10w次系统调用，这无疑是非常大的开销。

刚刚说了malloc执行的是两个系统调用，分别是brk和mmap，那么这两个又有什么区别呢？

先来看看Linux下内存的一个布局：

在这里我们可以着重关注两个区：heap（堆区） memory mapping（内存映射区）

为什么着重说他们两个呢？

因为与ptmalloc分配策略息息相关。

brk函数其实就是在heap分配空间，在ptmalloc的设计中有start_brk和brk两个标志，他们两个的差值标记着堆区的大小。一开始这两个值是相同的，但是随着ptmalloc去调用brk函数，brk标记不断向高地址区域偏移，标记着heap堆区被分配出去了。

mmap函数则是在memory mapping区域分配空间，memory mapping区域除了我们常知道的映射动态库对象或者文件，其空间还可以被mmap映射至物理内存。

分配区的概念是针对多线程来说的，当在多线程的条件下，一个进程会有一个一个主分配区和0至多个从分配区。为什么要这么设计呢？

主分配区和从分配区：
主分配区一个进程只能有一个，其是调用brk，从堆区去分配内存。
从分配区一个线程可以拥有多个从分配区，其调用mmap从memory mapping区域去分配一个sub-heap

因为内存是存在竞争的，为了线程安全，当一个线程在使用这个分配区的时候，其他线程不可访问，这个时候又不可能给这个线程挂起，挂起多线程存在的意义何在？

所以，ptmalloc这里的策略就是开辟一个新的分配区，这个新的分配区一定是从分配区。一般来说，从分配区的数量不会超过线程数。

而所有的分配区会被指针相连，形成一个环形链表，保证每个分配区都尽可能的被用到。

相关视频推荐

学习地址：

需要C/C Linux服务器架构师学习资料加qun812855908获取（资料包括C/C ，Linux，golang技术，Nginx，ZeroMQ，MySQL，Redis，fastdfs，MongoDB，ZK，流媒体，CDN，P2P，K8S，Docker，TCP/IP，协程，DPDK，ffmpeg等），免费分享

chunk块是ptmalloc中最基本的内存单元，ptmalloc把它组织成一个双向链表，每次分配都是从这个链表的尾部去取chunk块，用完了再把它插入到链表的头部。

bins是ptmalloc用来维护chunk的一个数据结构，其和哈希思想十分相似。bins本身可以看成一个数组，这个数组总共有128个整型数据，每个整型数据叫bin，其中第1个整型数据表示unsorted bin，其是用来chunk复用或者释放策略实施的。从第2个bin到第64个bin统称为small bins，每个相邻的samll bin相差8，这个bin上代表的数据就是其维护的chunk中可用给用户的字节大小。从第65个开始到127个就属于large bins了，每个相邻的large bin相差64。

一般情况下，程序其实对小块内存是十分热衷的。当分配其刚刚合并了几块小的chunk之后，也许又有一个小块内存的需求，那么这个时候我又需要去切割chunk块，这想想就挺低效的。

所以ptmalloc的策略是维护一个Fast Bin，这个bin中维护小于等于64B的chunk。

当一个小于64B的chunk被释放后，首先会被放在Fast Bin中斌给不改变其标志位P，这样也就无法去合并这个chunk块。但是在一个特定的时候，ptmalloc会便利fast bins中的chunk块，合并相邻的空闲啊chunk块，并且将其添加到unsorted bin 中，然后加入到相应的bins中。

unsorted bin的队列中使用bins数组的第一个，如果是释放的chunk大于64B，这个chunk就会被放在这里。

当分配的时候，优先去fast bins中去找，没有找到就去unsorted bin，如果这里也没找到，ptmalloc就会将unsorted bin中的代码加入bins中，然后去bins中找。

并不是所有的chunk都是由bin去维护的，有三个例外情况：top chunk，mmaped chunk和last remainder（不讲）。

刚刚说了，从分配去会从memory mapping区域去分配一个sub-heap。在这个内存的最高处就会存在一个top chunk，当bins也不能满足用户需求的时候，才去这个top chunk去分配空间，如果top chunk也不够，那么再分配一个sub-heap，合并。

如果top chunk也不能满足要求，那么ptmalloc就会使用mmap直接去将页映射到内存空间，这个chunk在被free的时候直接解除映射。

1. 获取分配区锁，加锁成功则使用该分配区分配内存，否则就遍历分配区的环形链表。如果链表中没有空闲的，就开辟一个新的分配区，把其加入线程私有实例并且加入到环形链表。
2. 将用户请求的字节向上对齐到bins中的最近字节。
3. 如果小于64B就在fast bin中分配内存，如果大于再去判断是否小于512B，如果小于就去small bin中分配大小，如果大于就说明此时分配的是大内存。
4. 首先会将fast bin中的chunk进行合并，然后链接至unsorted bin，再将其链接到相应的bin中
5. 然后去large bins中进行寻找，如果够用结束，不够下一步。
6. 这个时候就需要判断top chunk是否够用，不够用下一步
7. 有两种选择，判断分配的字节大小是否大于等于mmap分配阈值，如果小于根据分配区去选择brk还是mmap去增加top chunk的大小；如果大于就直接调用mmap去映射。

1. 获取分配区的锁
2. 判断free参数是否位nullptr，如果为nullptr则什么都不做
3. 如果释放空间为mmaped chunk，直接使用munmap释放
4. 如果size < 64B且不和top chunk相邻，放入fast bin
5. 判断前一个块是否空闲，空闲则合并
6. 判断下一个是否空闲，空闲则合并放入unsorted bin，然后放入相应的bin中
7. 判读合并后是否大于64kb，如果大于fast bin中chunk进行合并，放入unsorted bin，然后下一步。
8. 判读top chunk是否大于128kb，如果大于就会归还给操作系统。注意：如果为非主分配区，就只会归还一部部分。

可以看到，只有当chunk前后合并之后大于64k才会进行堆收缩策略，但是实际上，这个条件比较难以触发，ptmalloc管理的内存是越分配越多的。

在这个时候，一般都会给项目配上自己相应的内存池。这个就是二级空间配置器。

SGI也实现了自己相应的内存池，称为二级空间配置器。而malloc所依赖的ptmalloc则是一级空间配置器。

SGI这里的策略是，对于大于128字节的数据，调用malloc进行分配，而小于的，则是在自己实现的内存池中进行分配。

这个自己实现的内存池，基本和ptmalloc中bin的思想一致。

但是这里有一点是要注意的，它不是从尾部分配，其每个bin的指针指向了下一个空闲的chunk，如果归还了，则使用链表的头插法。而在一开始，以8字节为例，他会分配20个chunk块，其中10个返回给用户使用，剩下10个备用。如果下次分配24字节，则会从备用的chunk中分出3*8=24，三个chunk块。