malloc底层实现

news2024/11/15 18:26:17

xv6实现的动态内存分配虽然只有不到100行代码，但却体现了动态内存分配的精髓，非常值得学习

xv6的内存布局

一谈到C语言的动态内存分配，就会想到堆以及malloc()和free()这两个函数。先来回顾一下XV6中的内存布局是怎样的，我们动态分配的内存就在下图的heap部分：在这里插入图片描述

总体思路

在看源码之前，我们先来想想自己会如何设计malloc()和free()。

设计malloc()，我们需要给malloc()传入一个参数表示需要申请的内存块的大小，同时返回申请成功的内存块的首地址，在xv6中的系统调用sbrk()刚好就能满足这一需求。

设计free()，我们需要给free()传入一个内存块地址，让他能自动地释放掉对应的内存块，然而如果仅仅只有内存块地址的信息是不够的，删多少就是一个问题，解决办法就是给每一个内存块添加size这一属性；同时释放掉的内存我们也需要处理，不然那块内存就会被浪费，解决办法是使用链表管理所有可用的内存块。

在这里插入图片描述

照着上面的思路，我们再来看看源码是如何实现这些功能的。

umalloc.c：

#include "kernel/types.h"
#include "kernel/stat.h"
#include "user/user.h"
#include "kernel/param.h"

// Memory allocator by Kernighan and Ritchie,
// The C programming Language, 2nd ed.  Section 8.7.

typedef long Align;

union header {
  struct {
    union header *ptr;
    uint size;
  } s;
  Align x;
};

typedef union header Header;

static Header base;
static Header *freep;

void
free(void *ap)
{
  Header *bp, *p;

  bp = (Header*)ap - 1;
  for(p = freep; !(bp > p && bp < p->s.ptr); p = p->s.ptr)
    if(p >= p->s.ptr && (bp > p || bp < p->s.ptr))
      break;
  if(bp + bp->s.size == p->s.ptr){
    bp->s.size += p->s.ptr->s.size;
    bp->s.ptr = p->s.ptr->s.ptr;
  } else
    bp->s.ptr = p->s.ptr;
  if(p + p->s.size == bp){
    p->s.size += bp->s.size;
    p->s.ptr = bp->s.ptr;
  } else
    p->s.ptr = bp;
  freep = p;
}

static Header*
morecore(uint nu)
{
  char *p;
  Header *hp;

  if(nu < 4096)
    nu = 4096;
  p = sbrk(nu * sizeof(Header));
  if(p == (char*)-1)
    return 0;
  hp = (Header*)p;
  hp->s.size = nu;
  free((void*)(hp + 1));
  return freep;
}

void*
malloc(uint nbytes)
{
  Header *p, *prevp;
  uint nunits;

  nunits = (nbytes + sizeof(Header) - 1)/sizeof(Header) + 1;
  if((prevp = freep) == 0){
    base.s.ptr = freep = prevp = &base;
    base.s.size = 0;
  }
  for(p = prevp->s.ptr; ; prevp = p, p = p->s.ptr){
    if(p->s.size >= nunits){
      if(p->s.size == nunits)
        prevp->s.ptr = p->s.ptr;
      else {
        p->s.size -= nunits;
        p += p->s.size;
        p->s.size = nunits;
      }
      freep = prevp;
      return (void*)(p + 1);
    }
    if(p == freep)
      if((p = morecore(nunits)) == 0)
        return 0;
  }
}

不看函数，先看数据。

header

union header {
  struct {
    union header *ptr;	// 指向下一个内存块
    uint size;
  } s;
  Align x;
};

前面提到内存块的size和链表就是由header实现的，他是umalloc里的核心数据结构

freep

static Header base;
static Header *freep;

freep表示指向空闲链表任意节点的指针，base用于初始化freep

内存池模型

在看源码之前先看一下xv6动态内存分配时的内存池模型，这样更助于代码理解。
在这里插入图片描述
从图中可以看到：

  • 每一个申请的内存块都不是单独存在的，而是由header+数据载荷构成
  • 空闲的内存块会被加入空闲链表中管理（使用中的不会加入链表管理），并且空闲链表是一个环形链表
  • freep指向其中一个空闲内存块

下面的源码结合这张图理解效果最佳

malloc()

malloc()用于申请指定大小的内存块，并返回内存块首地址

void*
malloc(uint nbytes)
{
  Header *p, *prevp;
  uint nunits;
  // 计算申请nbytes空间需要多少Header结构（向上取整）
  nunits = (nbytes + sizeof(Header) - 1)/sizeof(Header) + 1;	
  // 初始化空闲链表
  if((prevp = freep) == 0){	
    base.s.ptr = freep = prevp = &base;	// 使用base进行初始化
    base.s.size = 0;
  }
  // 遍历空闲链表
  for(p = prevp->s.ptr; ; prevp = p, p = p->s.ptr){
  	// 内存池中是否有满足条件的内存块
    if(p->s.size >= nunits){
      if(p->s.size == nunits)
        prevp->s.ptr = p->s.ptr;
      else {
        p->s.size -= nunits;
        p += p->s.size;
        p->s.size = nunits;
      }
      freep = prevp;
      return (void*)(p + 1);
    }
    // 内存池没有则morecore申请新的内存块
    if(p == freep)
      if((p = morecore(nunits)) == 0)
        return 0;
  }
}

计算需要申请的内存大小

nunits = (nbytes + sizeof(Header) - 1)/sizeof(Header) + 1;

在umalloc中所有的内存块都是以header为单位进行分配的（也就是说我们的内存块占用空间是n header，而非n byte），目的是以header个单位对齐。

这里需要注意的是，在从byte转换为header时，两数相除需要向上取整才能容纳所有的数据。

向下取整：a/b eg.13 / 3 = 4
向上取整：(a-1)/b + 1 eg.(13 + 3 - 1) / 3 = 5

所以(nbytes + sizeof(Header) - 1)/sizeof(Header)计算出了数据载荷占用的header个数后，还需要+1加上一个header。

初始化空闲链表

 if((prevp = freep) == 0){	
    base.s.ptr = freep = prevp = &base;	// 使用base进行初始化
    base.s.size = 0;
  }

空闲链表只有在最开始会被初始化，判断条件就是freep为0的话就是还未初始化；紧接着会将base的地址赋值给prevp，freep（base是位于data段的一个静态变量，由编译器分配地址）；同时base的地址还会赋值给base.s.ptr，环形链表就是在这里形成的。

遍历空闲链表

  for(p = prevp->s.ptr; ; prevp = p, p = p->s.ptr){
  	// 内存池中是否有满足条件的内存块
    if(p->s.size >= nunits){
      if(p->s.size == nunits)
        prevp->s.ptr = p->s.ptr;
      else {
        p->s.size -= nunits;
        p += p->s.size;
        p->s.size = nunits;
      }
      freep = prevp;
      return (void*)(p + 1);
    }
    // 内存池没有则morecore申请新的内存块
    if(p == freep)
      if((p = morecore(nunits)) == 0)
        return 0;
  }

遍历空闲链表中的空闲内存块，查看空闲链表（内存池）中是否有满足条件（空闲内存块大小>= 待申请内存块大小）的内存块：

  • 有则将此内存块拿去用，这里涉及链表节点以及大小的调整。
  • 没有则通过morecore申请新的内存块。因为他是从freep的后一个节点开始遍历的，遍历一圈结束时也就是p == freep的时候。

我们不会将以前的内存块彻底删除，而是将他留下，作为内存池的一部分重复使用。这样的好处是减少了申请新内存块的开销：

  • 空间上，不需要额外的空间；
  • 时间上：免去了物理地址到虚拟地址空间的映射，特别是对于lazy allocation的场合，频繁的申请新的地址空间特别耗时。

morecore()

morecore()用于申请新的内存块

static Header*
morecore(uint nu)
{
  char *p;
  Header *hp;

  if(nu < 4096)
    nu = 4096;						// 设置最小分配单位为4096个header
  p = sbrk(nu * sizeof(Header));	// 分配新的内存块
  if(p == (char*)-1)
    return 0;
  hp = (Header*)p;
  hp->s.size = nu;
  free((void*)(hp + 1));			// 将新内存加入空闲链表
  return freep;
}

morecore()会设置最小的分配单位为4096个header，可能是尽量分配大空间，因为小空间的内存块更容易产生内存碎片（猜测）；然后通过sbrk()系统调用申请新的内存块，最后将新申请的这个内存块通过free()加入空闲链表，他会在malloc的下次循环被使用。

free()

free()用于释放内存块，同时还会合并空闲内存

void
free(void *ap)
{
  Header *bp, *p;
  // 获取内存块对应的header地址
  bp = (Header*)ap - 1;		
  // 遍历内存块的位置（位于哪两个空闲内存之间）
  for(p = freep; !(bp > p && bp < p->s.ptr); p = p->s.ptr)	
    if(p >= p->s.ptr && (bp > p || bp < p->s.ptr))
      break;
  // 检查并合并相邻的内存块
  if(bp + bp->s.size == p->s.ptr){
    bp->s.size += p->s.ptr->s.size;
    bp->s.ptr = p->s.ptr->s.ptr;
  } else
    bp->s.ptr = p->s.ptr;
  if(p + p->s.size == bp){
    p->s.size += bp->s.size;
    p->s.ptr = bp->s.ptr;
  } else
    p->s.ptr = bp;
  // 更新指向空闲内存块的指针
  freep = p;
}

free()首先遍历当前内存块的位置，它需要获得它相邻空闲链表节点的位置，这样才能进行之后的操作；然后它会检查当前内存块的大小是否满足合并的条件，分别和前后内存块比较，不能合并则重定向链表指向。

Linux中的malloc()实现

Linux中的动态内存分配策略有些许不一样：

  • malloc小于128k的内存，使用brk分配内存
  • malloc大于128k的内存，使用mmap分配内存，在堆和栈之间找一块空闲内存分配(对应独立内存，而且初始化为0)

之所以使用brk来分配小内存，是因为brk是在堆空间这块连续区域上申请内存，频繁的brk申请大内存很容易导致内存的碎片化；而mmap不用担心这个问题，因为他是在堆和栈上的一片独立的区域分配的内存，不会有内存碎片的问题。

看起来mmap很有用，那为什么还需要brk来申请小内存呢？
这就是我们上面总结的知识了。brk并不是每次都需要申请新内存，而是可以从内存池中重用以前申请的内存，再次访问该内存不需要任何系统调用和缺页中断，开销极小，相比mmap每次都是重新申请要方便许多。

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