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最近看了linux堆管理的文章，这篇博文是对文章的提炼和总结。
入门二进制很难啊！
Linux堆管理策略
1、总述
在主线程中调用malloc之后会发现系统给程序分配了堆，且恰好在数据段之上。这说明它是通过brk系统调用实现。并且分配的地址空间大小远大于申请的大小，我们把它称之为main arena（每个arena中含有多个chunk，这些chunk以链表的形式加以组织）。由于申请到的地址空间比你所需的地址空间大很多，主线程在后续如果再申请堆空间的话，会从132KB的剩余部分中申请，直到用完或不够用的时候，再通过增加program break location的方式来增加main arena的大小。同理，当main arena中有过多空闲内存的时候，也会通过减少program break location的方式缩小arena。
在主线程调用Free函数后，在内存中程序的堆空间并未被释放而是由glibc的malloc库函数加以管理。它会将释放的chunk添加到main arenas的bin（记录空闲链表的结构称为bins，之后每次用户调用malloc申请堆空间时，glibc malloc会先尝试从bins中找到一个满足要求的chunk，如果没有才向操作系统申请新的堆空间）。
子线程在申请堆空间时，操作系统并不通过brk系统调用分配而是通过mmap系统调用分配，其他与主线程分配释放均相同。
2、Arena介绍
2.1、数量限制
虽然主线程和子线程均有自己独立的arena，但是arena的数量是固定的，它与系统中处理器核心个数相关。
32bit：y=2*x+1
64bit：y=8*x+1
其中y为arena个数，x为处理器核心数
2.2、Arena的管理
对于共享Arena的问题，此处以单核32bit处理器为例。当主线程首次调用malloc时，glibc malloc会直接为它分配一个main arena。当子线程1和子线程2首次调用malloc时，glibc malloc会分别为每一个用户线程创建一个新的arena。但是当第三个子线程申请malloc时，glibc malloc会循环便利所有的Arena，当找到一个可以lock的堆块时（当前子线程未使用堆内存表示可以lock），将其返回给申请的子进程即共享arena。但是如果没有可用的arena，那么申请堆内存的子线程将被阻塞，直到有可用的arena为止。其他复杂情况可以依次类推。
3、堆管理
3.1、总述
（1）、heap_info：
即Heap Header，由于一个thread heap（main heap除外）可以包含多个heaps，因此为了高效管理heap，将每个heap分配一个heap header。（当现在的heap不够用时，从前面的介绍中我们知道，会通过mmap系统调用申请信道heap，那么此时新的heap会被添加到当前的thread heap中，因此出现一个thread heap包含多个heap的情况）
typedef struct_heap_info{
mstate ar_ptr;//属于哪个Arena
struct_heap_info *prev;//前一个heap_info
size_t size;//当前字节大小
size_t mprotect_size;
char pad[-6*SIZE_SZ&MALLOC_ALIGN_MASK];//字节对齐
}heap_info;
（2）、malloc_state：
即Arena Header，每个thread只含有一个Arena Header。Arena Header包含bins的信息、top chunck以及最后一个remainder chunk等。
struct malloc_state{
mutex_t mutex;
int flags;
mfastbinptr fastbinsY[NFASTBINS];//快表
mchunkptr top;
mchunkptr last_remainder;
mchunkptr bins[NBINS*2-2];
unsigned int binmap[BINMAPSIZE];
struct malloc_state *next;
struct malloc_state *next_free;
INTERNAL_SIZE_T system_mem;
INTERNAL_SIZE_T max_system_mem;
};
（3）、malloc_chunk
即Chunk Header，一个heap可以分成多个chunk，每个chunk的大小由用户调用malloc时参数size“决定”。
struct malloc_chunk{
INTERNAL_SIZE_T prev_size;//前一个空闲chunk的大小
INTERNAL_SIZE_T size;//chunk的大小
struct malloc_chunk *fd;//双向链表，只有空闲chunk存在
struct malloc_chunk *bk;
};
3.2、heap segment和arena关系
线程arena只含有一个malloc_state即arena header，但是有多个heap_info即heap header。且两个heap若通过mmap分配，那么他们在内存上并不相邻而是属于不同的内存区间，为了便于管理，libc malloc将后一个heap_info结构体的prev成员指向前一个heap_info结构体的起始位置即ar_ptr成员，而第一个heap_info的ar_ptr成员指向malloc_state，从而构成一个单链表，方便管理。
4、再议chunk
chunk可是说是堆内存管理里最小的操作单位。chunk分为4类：1）allocated chunk、2）free chunk、3）top chunk、4）last remainder chunk。为了方便讨论，暂且分为allocated chunk和free chunk。
4.1、隐式链表技术
由于堆内存是以chunk为单位进行管理，因此需要明确规定chunk的边界，并且标记以分配块和空闲块。对于已分配的chunk来说有一个指向payload的指针（在malloc时返回的指针就指向payload开始处）。Chunk size作为chunk的头部，因为8字节对齐的原因可以看出chunk size的后三位是无效的，因此它们用作chunk的标志位。其中，第0bit位用于标记chunk是否分配（1表示已分配，0表示空闲）。Padding部分用于地址对齐，整个chunk的大小必须为8的整数倍。
缺点：效率很低，在内存回收的时候难以将相邻多个free chunk合并，这将会产生大量无法分配的小chunk，最终整个内存都将消耗殆尽。
4.2、带边界标记的合并技术
为了解决chunk前一个相邻的chunk空闲而合并这两个chunk缺需要遍历整个chunk，并且意味着释放chunk消耗的时间也与堆的大小成线性关系。因此提出一种解决办法-边界标记。
在每一个chunk的padding后添加一个头部的副本，我们称之为脚部（Footer）。由于这个脚部处于下一个chunk的前4个字节，因此可以很轻松的定位前一个块并进行合并。
缺点：由于添加了脚部使得chunk的大小变大，而对于申请很小chunk的操作来说会造成很大的性能损耗。同时，我们只对于空闲chunk需要进行合并操作，那么对于已分配的chunk我们并不需要脚部。
优化：将前一个chunk是否分配的标志位存储在当前chunk的1或2bit位上。因此我们可以根据当前chunk的bit位判断前一个chunk是否分配，从而判断当前chunk头的前四个字节是否为前一个chunk的脚部
4.3、支持多线程的chunk
为了能够标记当前chunk是否属于thread arena，判断申请方式应该由mmap还是brk实现。但是由于当前的chunk只剩下一个多余的bit位，因此需要对chunk进行大改动。
由于头部即保存了本chunk是否被分配也保存了前一个chunk是否被分配，因此我们认为这完全没有必要，当前的chunk是否已分配可以根据下一个chunk的标志位来实现。因此我们将剩下的bit位作为标记多线程的标志位。
其中N表示当前chunk是否是thread arena，M表示当前chunk是否通过mmap系统调用产生，P表示前一个chunk是否被分配。
优化：发现没有必要保存chunk size的副本，但是空闲块合并的话又必须知道前一个chunk的size。因此我们将chunk的脚部移动到首部的前面同时其不在保存当前chunk的size，而是保存前一个chunk的size。并且只有当前一个chunk空闲时这个脚部才有用，分配的chunk这个脚部将当作payload或者padding的一部分。
总之，malloc_chunk中的prev_size和size构成了隐式链表，而后续的fd，bk等指针并不是作用于隐式链表的，而是用作加快内存分配和释放效率的显示链表bin（只在free chunk中存在）
5、Top Chunk
当一个chunk处于一个arena的最顶部（最高内存地址处）的时候，称之为top chunk。该chunk不属于任何一个bin，而是当系统中所有free chunk即无论哪种bin都无法满足用户请求的内存大小的时候，将此chunk分配给用户使用。如果top chunk的大小比用户请求的大小还要大的话，就将该top chunk作为两个部分：1)用户请求的chunk；2)剩余部分成为新的top chunk。否则，就需要拓展或申请新的heap（在main arena中用sbrk拓展，在thread arena中通过mmap分配）。
6、Last Remainder Chunk
当用户请求一个small bin且无法被small bin、unsorted bin满足时会通过binmaps遍历bin查找chunk，如果该chunk有剩余部分的话就将该剩余部分变成新的chunk加入unsorted bin，同时变成last remainder chunk。
它的出现主要是为了提高连续malloc(small chunk)操作时的效率。
7、bin介绍
Bin是一种记录free chunk的链表结构，根据其大小将其分为4类：Fast bin、Unsorted bin、Small bin、Larger bin。用于记录bin的数据结构有两种：fastbinY：这是一个数组，记录所有fast bins；bins：这也是一个数组，用于记录除fast bins之外的所有bins。事实上，一共有126个bins，分别为：bin 1为unsorted bin；bin 2-63为small bin；bin 64-126为large bin。
具体数据结构定义如下：
Struct malloc_state{
/*Fastbins*/
Mfastbinptr fastbinsY[NFASTBINS];
......
/*Normal bins packed as described above*/
Mchunkptr bins[NBINS*2-2];//#define NBINS 128
......
};
其中mfastbinptr：typedef struct malloc_chunk *mfastbinptr；mchunkptr：typedef struct malloc_chunk *mchunkptr。
8、Fast bin
Chunk size为16到80字节的chunk叫做fast chunk。Chunk size表示该malloc_chunk的实际整体大小。而下文会用到的chunk unused size就表示该malloc_chunk中刨除诸如prev_size,size,fd,bk这类辅助成员之后实际可用的大小。因此，对free chunk而言，其实际可用的大小总是比实际整体大小少16字节。在所有bin操作中，fast bin是最快的。
1) fast bin的个数固定为10个。
2) 每个fast bin都是一个单链表（只有fd指针）。Fast bin中无论添加还是移除fast chunk都是对链表尾进行操作，不会对某个中间的fast chunk进行操作。即添加free内存到链表尾，删除（malloc内存）是将链表尾部的fast chunk删除。因此在fastbinsY数组中每个fastbin元素均指向了该链表的尾节点，而尾节点的fd指向前一个节点。
3) 10个fast bin中所包含的fast chunk size是按照步进8字节排序的，即第一个fast bin中所有fast chunk size均为16字节，第二个fast bin中为24字节，依此类推。在malloc时，最大的fast chunk size被设置为80字节（chunk unused size为64字节），因此默认情况下为16-80字节的chunk被分类到fast chunk。
4) Fast bin中的chunk不进行合并操作，即将其chunk的是否分配标志位总是置为1（已分配状态）。
5) 当用户通过malloc请求的大小属于fast chunk时（用户请求的大小+16字节则为实际的chunk size）。在初始化时fast bin支持的最大内存大小及所有fast bin链表均为空，所以最开始申请内存时不会交由fast bin处理。
当第一次调用malloc(fast bin)的时候，系统执行_int_malloc函数，该函数首先会发现当前fast bin为空，就会转交给small bin处理，发现small bin也为空，就调用malloc_consolidate函数对malloc_state结构体进行初始化。Malloc_state结构体功能如下：
首先判断当前malloc_state结构体中的fast bin是否为空，如果为空就说明整个malloc_都未初始化，则进行初始化。调用malloc_init_state(av)函数，该函数先初始化除fast bin之外的所有bins，再初始化fast bins。然后当再次执行malloc(fast chunk)函数时即可以使用fast bins。反之，当执行free(fast chunk)操作时，先通过chunksize函数根据传入的地址指针获取该指针对应的chunk的大小；然后根据这个chunk大小获取chunk所属的fast bin，然后再将此chunk添加到该fast bin的链尾即可。整个操作在_int_free函数中完成。
9、unsorted bin
当释放较小或较大的chunk的时候，如果系统没有将它们添加到对应的bins中，系统就将这些chunk添加到unsorted bin中。这是让管理机制能够第二次机会重新利用最近释放的chunk(第一次为fast bin机制)。Unsorted bin是一个由free chunks组成的循环双链表。在unsorted bin中，对chunk的大小并没有限制，任何大小的chunk都可以归属到unsorted bin中。
10、Small bin
小于512字节的chunk称之为small chunk，small bin就是用于管理small chunk的。就内存的分配和释放速度而言，small bin比larger bin快，但比fast bin慢。Small bin特性如下：
1) small bin有62个。每个都是一个由对应free chunk组成的循环双链表。并且内存释放时将新释放的chunk添加到链表的前端，分配内存时从链表的尾端获取chunk。
2) 第一个chunk大小为16字节，后续每个small bin中chunk的大小依次增加8字节，即最后一个small bin的chunk为16+62*8=512字节。
3) 相邻的空闲块需要进行合并操作。
4) Malloc操作与fast bins类似，初始时都为空，交由unsorted bin处理。处理不了则依次向后遍历，直到top chunk经扩充后一定能处理。
5) 当释放small chunk操作时，先检查该chunk相邻的chunk是否为free，是则合并，并从small bin中移除，添加到unsorted bin中。
11、Large bin
大于512字节的chunk称之为larger chunk。Large bin用于管理这些large chunk。
1) large chunk数量63个。并且large chunk中的chunk大小可以不一样，但必须处于某个给定的范围。Large chunk可以添加删除在large chunk的任何一个位置。在这63个large bins中，前32个large bin依次以64字节步长为间隔，即第一个large bin中chunk size为512~575字节，第二个large bin中chunk size为576 ~ 639字节。紧随其后的16个large bin依次以512字节步长为间隔；之后的8个bin以步长4096为间隔；再之后的4个bin以32768字节为间隔；之后的2个bin以262144字节为间隔；剩下的chunk就放在最后一个large bin中。鉴于同一个large bin中每个chunk的大小不一定相同，因此为了加快内存分配和释放的速度，就将同一个large bin中的所有chunk按照chunk size进行从大到小的排列：最大的chunk放在链表的front end，最小的chunk放在rear end。
2) 合并操作类似于small bin
3) 初始化操作类似于small bin。初始化完成后，首先确定用户请求的大小属于哪一个large bin，然后判断large bin中最大的chunk的size是否大于用户请求的size(通过链表中front end的size即可)，如果大于就从链表尾部遍历第一个大小相近或接近的chunk分配给用户（若此chunk过大就拆分后返回给unsorted bin）。由于bin的个数较多，并且不同bin中的chunk极有可能在不同的内存页，如果遍历每一个bin中的chunk就有可能会发生多次内存页中断操作，因此glibc设计了Binmap结构体来帮助提高bin-by-bin检索的速度。Binmap记录了各个bin中是否为空，通过bitmap可以避免检索一些空的bin。
4) 释放操作与small chunk类似。
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