5.6.7 grow_heap，shrink_heap,delete_heap,heap_trim
这几个函数实现 sub_heap 和增长和收缩， grow_heap() 函数主要将 sub_heap 中可读可写区域扩大； shrink_heap() 函数缩小 sub_heap 的虚拟内存区域，减小该 sub_heap 的虚拟内存占用量； delete_heap() 为一个宏，如果 sub_heap 中所有的内存都空闲，使用该宏函数将 sub_heap 的虚拟内存还回给操作系统； heap_trim() 函数根据 sub_heap 的 top chunk 大小调用 shrink_heap() 函数收缩 sub_heap 。
函数的实现代码如下：
static int
#if __STD_C
grow_heap(heap_info *h, long diff)
#else
grow_heap(h, diff) heap_info *h; long diff;
#endif
{
size_t page_mask = malloc_getpagesize - 1;
long new_size;
diff = (diff + page_mask) & ~page_mask;
new_size = (long)h->size + diff;
if((unsigned long) new_size > (unsigned long) HEAP_MAX_SIZE)
return -1;
if((unsigned long) new_size > h->mprotect_size) {
if (mprotect((char *)h + h->mprotect_size,
(unsigned long) new_size - h->mprotect_size,
PROT_READ|PROT_WRITE) != 0)
return -2;
h->mprotect_size = new_size;
}
h->size = new_size;
return 0;
}
Grow_heap() 函数的实现比较简单，首先将要增加的可读可写的内存大小按照页对齐，然后计算 sub_heap 总的可读可写的内存大小 new_size ，判断 new_size 是否大于 HEAP_MAX_SIZE ，如果是，返回，否则判断 new_size 是否大于当前 sub_heap 的可读可写区域大小，如果否，调用 mprotect() 设置新增的区域可读可写，并更新当前 sub_heap 的可读可写区域的大小为 new_size 。最后将当前 sub_heap 的字段 size 更新为 new_size 。
Shrink_heap() 函数的实现源代码如下：
static int
#if __STD_C
shrink_heap(heap_info *h, long diff)
#else
shrink_heap(h, diff) heap_info *h; long diff;
#endif
{
long new_size;
new_size = (long)h->size - diff;
if(new_size < (long)sizeof(*h))
return -1;
/* Try to re-map the extra heap space freshly to save memory, and
make it inaccessible. */
#ifdef _LIBC
if (__builtin_expect (__libc_enable_secure, 0))
#else
if (1)
#endif
{
if((char *)MMAP((char *)h + new_size, diff, PROT_NONE,
MAP_PRIVATE|MAP_FIXED) == (char *) MAP_FAILED)
return -2;
h->mprotect_size = new_size;
}
#ifdef _LIBC
else
madvise ((char *)h + new_size, diff, MADV_DONTNEED);
#endif
/*fprintf(stderr, "shrink %p %08lx\n", h, new_size);*/
h->size = new_size;
return 0;
}
Shrink_heap() 函数的参数 diff 已经页对齐，同时 sub_heap 的 size 也是安装页对齐的，所以计算 sub_heap 的 new_size 时不用再处理页对齐。如果 new_size 比 sub_heap 的首地址还小，报错退出，如果该函数运行在非 Glibc 中，则从 sub_heap 中切割出 diff 大小的虚拟内存，创建一个新的不可读写的映射区域，注意 mmap() 函数这里使用了 MAP_FIXED 标志，然后更新 sub_heap 的可读可写内存大小。如果该函数运行在 Glibc 库中，则调用 madvise() 函数，实际上 madvise() 函数什么也不做，只是返回错误，这里并没有处理 madvise() 函数的返回值。
#define delete_heap(heap) \
do { \
if ((char *)(heap) + HEAP_MAX_SIZE == aligned_heap_area) \
aligned_heap_area = NULL; \
munmap((char*)(heap), HEAP_MAX_SIZE); \
} while (0)
Delete_heap() 宏函数首先判断当前删除的 sub_heap 的结束地址是否与全局变量 aligned_heap_area 指向的地址相同，如果相同，则将全局变量 aligned_heap_area 设置为 NULL ，因为当前 sub_heap 删除以后，就可以从当前 sub_heap 的起始地址或是更低的地址开始映射新的 sub_heap ，这样可以尽量从地地址映射内存。然后调用 munmap() 函数将整个 sub_heap 的虚拟内存区域释放掉。在调用 munmap() 函数时， heap_trim() 函数调用 shrink_heap() 函数可能已将 sub_heap 切分成多个子区域， munmap() 函数的第二个参数为 HEAP_MAX_SIZE ，无论该 sub_heap （大小为 HEAP_MAX_SIZE ）的内存区域被切分成多少个子区域，将整个 sub_heap 都释放掉了。
Heap_trim() 函数的源代码如下：
static int
internal_function
#if __STD_C
heap_trim(heap_info *heap, size_t pad)
#else
heap_trim(heap, pad) heap_info *heap; size_t pad;
#endif
{
mstate ar_ptr = heap->ar_ptr;
unsigned long pagesz = mp_.pagesize;
mchunkptr top_chunk = top(ar_ptr), p, bck, fwd;
heap_info *prev_heap;
long new_size, top_size, extra;
/* Can this heap go away completely? */
while(top_chunk == chunk_at_offset(heap, sizeof(*heap))) {
每个非主分配区至少有一个 sub_heap ，每个非主分配区的第一个 sub_heap 中包含了一个 heap_info 的实例和 malloc_state 的实例，分主分配区中的其它 sub_heap 中只有一个 heap_info 实例，紧跟 heap_info 实例后，为可以用于分配的内存块。当当前非主分配区的 top chunk 与当前 sub_heap 的 heap_info 实例的结束地址相同时，意味着当前 sub_heap 中只有一个空闲 chunk ，没有已分配的 chunk 。所以可以将当前整个 sub_heap 都释放掉。
prev_heap = heap->prev;
p = chunk_at_offset(prev_heap, prev_heap->size - (MINSIZE-2*SIZE_SZ));
assert(p->size == (0|PREV_INUSE)); /* must be fencepost */
p = prev_chunk(p);
new_size = chunksize(p) + (MINSIZE-2*SIZE_SZ);
assert(new_size>0 && new_size<(long)(2*MINSIZE));
if(!prev_inuse(p))
new_size += p->prev_size;
assert(new_size>0 && new_size<HEAP_MAX_SIZE);
if(new_size + (HEAP_MAX_SIZE - prev_heap->size) < pad + MINSIZE + pagesz)
break;
每个sub_heap 的可读可写区域的末尾都有两个 chunk 用于 fencepost ，以 64 位系统为例，最后一个 chunk 占用的空间为 MINSIZE-2 *SIZE_SZ ，为 16B ，最后一个 chuk 的 size 字段记录的前一个 chunk 为 inuse 状态，并标识当前 chunk 大小为 0 ，倒数第二个 chunk 为 inuse 状态，这个 chunk 也是 fencepost 的一部分，这个 chunk 的大小为 2 *SIZE_SZ ，为 16B ，所以用于 fencepost 的两个 chunk 的空间大小为 32B 。 fencepost 也有可能大于 32B ，第二个 chunk 仍然为 16B ，第一个 chunk 的大小大于 16B ，这种情况发生在 top chunk 的空间小于 2*MINSIZE ，大于 MINSIZE ，但对于一个完全空闲的 sub_heap 来说， top chunk 的空间肯定大于 2*MINSIZE ，所以在这里不考虑这种情况。用于 fencepost 的 chunk 空间其实都是被分配给应用层使用的， new_size 表示当前 sub_heap 中可读可写区域的可用空间，如果倒数第二个 chunk 的前一个 chunk 为空闲状态，当前 sub_heap 中可读可写区域的可用空间大小还需要加上这个空闲 chunk 的大小。如果 new_size 与 sub_heap 中剩余的不可读写的区域大小之和小于 32+4K （ 64 位系统），意味着前一个 sub_heap 的可用空间太少了，不能释放当前的 sub_heap 。
ar_ptr->system_mem -= heap->size;
arena_mem -= heap->size;
delete_heap(heap);
heap = prev_heap;
if(!prev_inuse(p)) { /* consolidate backward */
p = prev_chunk(p);
unlink(p, bck, fwd);
}
assert(((unsigned long)((char*)p + new_size) & (pagesz-1)) == 0);
assert( ((char*)p + new_size) == ((char*)heap + heap->size) );
top(ar_ptr) = top_chunk = p;
set_head(top_chunk, new_size | PREV_INUSE);
/*check_chunk(ar_ptr, top_chunk);*/
首先更新非主分配区的内存统计，然后调用 delete_heap() 宏函数释放该 sub_heap ，把当前 heap 设置为被释放 sub_heap 的前一个 sub_heap ， p 指向的是被释放 sub_heap 的前一个 sub_heap 的倒数第二个 chunk ，如果 p 的前一个 chunk 为空闲状态，由于不可能出现多个连续的空闲 chunk ，所以将 p 设置为 p 的前一个 chunk ，也就是 p 指向空闲 chunk ，并将该空闲 chunk 从空闲 chunk 链表中移除，并将将该空闲 chunk 赋值给 sub_heap 的 top chunk ，并设置 top chunk 的 size ，标识 top chunk 的前一个 chunk 处于 inuse 状态。然后继续判断循环条件，如果循环条件不满足，退出循环，如果条件满足，继续对当前 sub_heap 进行收缩。
}
top_size = chunksize(top_chunk);
extra = ((top_size - pad - MINSIZE + (pagesz-1))/pagesz - 1) * pagesz;
if(extra < (long)pagesz)
return 0;
/* Try to shrink. */
if(shrink_heap(heap, extra) != 0)
return 0;
ar_ptr->system_mem -= extra;
arena_mem -= extra;
/* Success. Adjust top accordingly. */
set_head(top_chunk, (top_size - extra) | PREV_INUSE);
/*check_chunk(ar_ptr, top_chunk);*/
首先查看 top chunk 的大小，如果 top chunk 的大小减去 pad 和 MINSIZE 小于一页大小，返回退出，否则调用 shrink_heap() 函数对当前 sub_heap 进行收缩，将空闲的整数个页收缩掉，仅剩下不足一页的空闲内存，如果 shrink_heap() 失败，返回退出，否则，更新内存使用统计，更新 top chunk 的大小。
return 1; }