Linux内存管理（三）–内存分配之malloc 本文主要介绍linux动态内存分配流程。 传送上文：Linux内存管理（二）–进程地址空间2linux5.15glibc-2.37 动态内存分配之 malloc 开源社区公开了很多现成的内存分配器（Memory Allocators，以下简称为分配器）：dlmalloc – 第一个被广泛使用的通用动态内存分配器；ptmalloc2 – glibc 内置分配器的原型；jemalloc – FreeBSD ＆ Firefox 所用分配器；tcmalloc – Google 贡献的分配器；libumem – Solaris 所用分配器； glibc 中使用的 ptmalloc2 是基于dlmalloc 开发，并引入了多线程支持。 malloc源码位置glibc-2.37\malloc\malloc.c，malloc 就是 __libc_malloc 的别名 核心函数路径 _int_malloc -> sysmalloc，会根据mmap_threshold 决定是采用brk还是mmap 系统调用去分配内存，默认的mmap_threadshold为128KB。
调用mmap分配 当需要分配的内存大小超过mmap_threadshold时采用mmap分配 调用brk分配 当需要分配的内存大小小于mmap_threadshold时采用brk分配 malloc 用到的核心数据结构 但是为了效率，malloc并不是每次分配都会去调用系统调用的，采用池化思想，每次需要调用系统调用时就多分配一些，方便后续申请可以直接返回。 Arena 在内存中，我们称一个连续的堆区域为 arena，有main arena 和 thread arena。因为malloc可以支持多线程，但是每个线程对应一个 thread arena的开销太高了，所以线程对应的 thread arena数量限制 当线程数大于arena数量时，就会存在arena被线程共享的情况 举例而言：让我们来看一个运行在单核计算机上的 32 位操作系统上的多线程应用（4 线程，主线程 + 3 个线程）的例子。这里线程数量（4）> 2 * 核心数（1），所以分配器中可能有 Arena（也即标题所称「multiple arenas」）会被所有线程共享。那么是如何共享的呢？ 首次：当主线程第一次调用malloc时，已经建立的 main arena 会被没有任何竞争地使用；当 thread 1 和 thread 2 第一次调用malloc时，一块新的 arena 将被创建，且将被没有任何竞争地使用。此时线程和 arena 之间存在一一映射关系；当 thread3 第一次调用malloc时，arena 的数量限制被计算出来，结果显示已超出，因此尝试复用已经存在的 arena（也即 Main arena 或 Arena 1 或 Arena 2）； 复用：一旦遍历到可用 arena，就开始自旋申请该 arena 的锁；如果上锁成功（比如说 main arena 上锁成功），就将该 arena 返回用户；如果没找到可用 arena，thread 3 的malloc将被阻塞，直到有可用的 arena 为止。当thread 3 调用malloc时(第二次了)，分配器会尝试使用上一次使用的 arena（也即，main arena），从而尽量提高缓存命中率。当 main arena 可用时就用，否则 thread 3 就一直阻塞，直至 main arena 空闲。因此现在 main arena 实际上是被 main thread 和 thread 3 所共享。 作为 arena 的 header，被 thread arena 维护的多个堆共享。 main arena 无需维护多个堆，因此也无需 heap_info。当空间耗尽时，与 thread arena 不同，main arena 可以通过sbrk拓展堆段，直至堆段碰到内存映射段；main arena 的 arena header 不是保存在通过sbrk申请的堆段里，而是作为一个全局变量，可以在 libc.so 的数据段中找到。 heap_info 包含一个堆的数据。通常情况下，一个 thread arena 维护一个堆，但是当这个堆空间耗尽时，新的堆就会被映射到这个thread arena中。 chunk 用于描述一个chunk。 ：若上一个 chunk 可用，则此字段赋值为上一个 chunk 的大小；否则，此字段被用来存储上一个 chunk 的用户数据； ：此字段赋值本 chunk 的大小，其最后三位包含标志信息： – 置「1」表示上个 chunk 被分配。 – 置「1」表示这个 chunk 是通过mmap申请的（较大的内存）。 – 置「1」表示这个 chunk 属于一个 thread arena。用户请求的大小被转换为内部实际大小，因为需要额外空间存储 malloc_chunk，此外还需要考虑对齐。 堆段中存在的 chunk 类型如下Allocated chunkFree chunkTop chunkLast Remainder chunk Allocated chunk chunk：该 Allocated chunk 的起始地址；mem：该 Allocated chunk 中用户可用区域的起始地址（chunk + sizeof(malloc_chunk)）；next_chunk：下一个 chunk（无论类型）的起始地址。 Free chunk : 两个相邻 free chunk 会被合并成一个，因此该字段总是保存前一个 allocated chunk 的用户数据: 该字段保存本 free chunk 的大小: Forward pointer, 本字段指向同一 bin 中的下个 free chunk: Backward pointer, 本字段指向同一 bin 中的上个 free chunk Top chunk 一个 arena 中最顶部的 chunk 被称为。它不属于任何 bin 。当所有 bin 中都没有合适空闲内存时，就会使用 top chunk 来响应用户请求。 当 的大小比用户请求的大小大的时候， 会分割为两个部分：，返回给用户，剩余部分，将成为新的 。 当的大小比用户请求的大小小的时候，top chunk 就通过sbrk（main arena）或mmap（ thread arena）系统调用扩容。 Last Remainder chunk 即最后一次请求中因分割而得到的剩余部分，它有利于改进引用局部性，也即后续对 malloc请求可能最终被分配得彼此靠近。 小结 我们把上面提到的三种结构串起来，得到 malloc 组织内存的形式如下
多堆段 thread arena 如下
关于malloc中的管理可参考「malloc 是如何管理 free chunk 的」，关于brk与mmap调用详解，请看下回分解「Linux内存分配之brk与mmap」。 更多内容可参考专栏： 嵌入式Linux笔记。 转载请注明出处！
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