dlmalloc 2.8.6 源代码具体解释(6)

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3.4 sys_alloc

sys_alloc是dlmalloc中向系统获取内存的主要接口.
因为涉及到mmap, top-most segment, top chunk的交互,
相对要更复杂. 我们相同先介绍主要分配算法,
再具体分析子函数.

3.4.1 核心算法

基本上sys_alloc分为四个步骤,

1. 首先检查请求大小nb是否超出mmap_threshold的阈值.
假设是, 则放弃由分配器管理,
直接在mmap区开辟,
原因前面说过, 不再赘述.

2. 依据mspace设定及当前top space的使用情况,
向系统申请一块适当的内存.

Dlmalloc依照以下的顺序由主到次开辟,

第一, 假设同意MORECORE,
则优先通过MORECORE开辟连续内存空间.

连续空间开辟又分为例如以下几种情况,

若当前mspace处于诞生阶段,
则直接开辟nb + SYS_ALLOC_PADDING大小的空间.

watermark/2/text/aHR0cDovL2Jsb2cuY3Nkbi5uZXQvdmVjdG9yMDM=/font/5a6L5L2T/fontsize/400/fill/I0JBQkFCMA==/dissolve/70/gravity/Center">

若当前mspace已存在top,
则部分空间可利用top, 剩余nb – m->topsize + SYS_ALLOC_PADDING大小的空间向系统申请.

若MORECORE返回成功,
但空间不连续, 则会尝试扩展空间esize大小以满足分配需求.
假设空间扩展失败, 则反向MORECORE将之前申请的空间归还给系统.

第二, 假设上一步申请失败,
或不同意MORECORE, 则通过MMAP申请.
注意, 这里的MMAP同sys alloc步骤1的mmap是两码事.
这一步申请的结果是要归入mspace空间的.

第三, 倘若前两步都失败,
且同意非连续(noncontiguous)MORECORE, 则尝试直接在system heap上分配非连续空间.
这有些类似第一步中的扩展空间, 差别是此时已经明白top space不连续,
直接申请目标大小.

3. 依据申请成功的地址与原top space的关系,
对连续空间合并. 假设不能合并,
则新开区段. 申请的地址和大小保存在tbase和tsize暂时变量里.

当中, 区段合并又分为两种.
若tbase与top-most区段末尾相毗邻,
则从后面合并. 这样的情况适用于大部分MORECORE以及小部分MMAP申请到的空间.

若tbase与top-most区段開始相毗邻,
则从前面合并. 这样的情况出现的比較少,
多在MMAP时产生, MORECORE尽管也可能出现该情况,
相对就更少.

watermark/2/text/aHR0cDovL2Jsb2cuY3Nkbi5uZXQvdmVjdG9yMDM=/font/5a6L5L2T/fontsize/400/fill/I0JBQkFCMA==/dissolve/70/gravity/Center">

4. 最后从已扩展的top space中划分chunk返回给用户.
这样就完毕了sys_alloc的所有流程.

具体代码凝视例如以下,

watermark/2/text/aHR0cDovL2Jsb2cuY3Nkbi5uZXQvdmVjdG9yMDM=/font/5a6L5L2T/fontsize/400/fill/I0JBQkFCMA==/dissolve/70/gravity/Center">

这个代码基本上就是本小节開始时介绍的流程,
相信看懂了前面的算法说明, 这里自然没有什么难度.
须要说明的仅有两点,

一个就是在Line4064和Line4065出现的推断,
先对nb做padding计算得到asize,
再推断其是否小于等于nb. 这里就是溢出检測,
对于两个无符号整数的加法, 这是比較便捷的检验方法.
类似的代码在dlmalloc中到处都是.

还有一个參考Line4108,
这里相同是溢出检測. 由于MORECORE的入參在dlmalloc中被觉得是有符号的.
而HALF_MAX_SIZE_T是size_t的一半,
以此来推断ssize是否溢出.

3.4.2 mmap_alloc

当nb大于mmap_threshold时,
会调用该函数直接进行mmap分配.
与sys_alloc通过其它途径申请的差别在于, dlmalloc对这类空间倾向于不长期持有,
也不纳入不论什么分箱或区段中. 能够觉得它们是脱离dlmalloc管理的孤立内存区域.

既然是孤立内存,
首尾就不会有毗邻的chunk, 但直接mmap出来的payload地址未必是对齐的,
因此在对齐后会产生内部碎片. dlmalloc就将这些碎片伪装成一个chunk.
这样, 当用户释放这片内存时,
能够依据记录在prev_foot中的size信息找到当初mmap出来的首地址.

上图中, mmap分配的原始地址是mm,
经过对齐后的地址是p. dlmalloc将前面的对齐部分伪装成一个free chunk,
长度记录在p->prev_foot中.
当释放时, 就能够依据payload指针又一次计算出mm的地址.
在结尾, 有长度为MMAP_FOOT_PAD的一段区域,
用来放置fake next chunk. 也就是保存magic以及fencepost.

代码凝视例如以下,

3.4.3 prepend_alloc

在3.4.1小节中介绍了从系统申请的扩展内存会依据其首地址和旧区段之间的位置关系做合并.
倘若append到区段后面,
申请内存是比較简单的, 由于扩展地址会直接补充到top中,
仅仅需分割top就可以.
但假设prepend到前面情况就相对复杂了,
由于从原区段base到top之间的情况不明,
所以必须分情况讨论. 而prepend_alloc函数就是为此而写的.

该函数会在一開始将分配请求从扩展空间中分割出来,
剩余工作就是依据不同情况对remainder做对应处理,

1. 假设旧区段base与top是同一个地址,
直接移动top指针,
将remainder吸收到top中.