ptmalloc 内存管理概述

ptmalloc引入

Linux 中 malloc 的早期版本是由 Doug Lea 实现的，它有一个重要问题就是在并行处理时多个线程共享进程的内存空间，各线程可能并发请求内存，在这种情况下应该如何保证分配和回收的正确和高效。

Wolfram Gloger 在 Doug Lea 的基础上改进使得 Glibc 的 malloc 可以支持多线程——ptmalloc。

ptmalloc简述

ptmalloc 实现了 malloc()，free()以及一组其它的函数，以提供动态内存管理的支持。
分配器处在用户程序和内核之间，它响应用户的分配请求，向操作系统申请内存，然后将其返回给用户程序。

为了保持高效的分配，分配器一般都会预先分配一块大于用户请求的内存， 并通过某种算法管理这块内存。来满足用户的内存分配要求，用户释放掉的内存也并不是立即就返回给操作系统，相反，分配器会管理这些被释放掉的空闲空间，以应对用户以后的内存分配要求。

也就是说，分配器不但要管理已分配的内存块，还需要管理空闲的内存块，当响应用户分配要求时，分配器会首先在空闲空间中寻找一块合适的内存给用户，在空闲空间中找不到的情况下才分配一块新的内存。

为实现一个高效的分配器，需要考虑很多的因素。 比如，分配器本身管理内存块所占用的内存空间必须很小，分配算法必须要足够的快。

内存管理的设计假设

ptmalloc 在设计时折中了高效率，高空间利用率，高可用性等设计目标。

在其实现代码中，隐藏着内存管理中的一些设计假设，由于某些设计假设，导致了在某些情况下 ptmalloc 的行为很诡异。

这些设计假设包括：

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1. 具有长生命周期的大内存分配使用 mmap。
2. 特别大的内存分配总是使用 mmap。
3. 具有短生命周期的内存分配使用 brk，因为用 mmap 映射匿名页，当发生缺页异常 时，linux 内核为缺页分配一个新物理页，并将该物理页清 0，一个 mmap 的内存块 需要映射多个物理页，导致多次清 0 操作，很浪费系统资源，所以引入了 mmap 分配阈值动态调整机制，保证在必要的情况下才使用 mmap 分配内存。
4. 尽量只缓存临时使用的空闲小内存块，对大内存块或是长生命周期的大内存块在释放时都直接归还给操作系统。
5. 空闲的小内存块只会在 malloc 和 free 的时候进行合并，free 时空闲内存块可能放入 pool 中，不一定归还给操作系统。
6. 收缩堆的条件是当前 free 的块大小加上前后能合并 chunk 的大小大于 64KB,并且堆顶的大小达到阈值，才有可能收缩堆，把堆最顶端的空闲内存返回给操作系统。
7. 需要保持长期存储的程序不适合用 ptmalloc 来管理内存。
8. 为了支持多线程，多个线程可以从同一个分配区（arena）中分配内存，ptmalloc 假设线程 A 释放掉一块内存后，线程 B 会申请类似大小的内存，但是 A 释放的内存跟 B 需要的内存不一定完全相等，可能有一个小的误差，就需要不停地对内存块作切割和合并，这个过程中可能产生内存碎片。

内存管理数据结构概述

主分配区（main_arena） 与 非主分配区（non_main_arena）

在 Doug Lea 实现的内存分配器中只有一个主分配区（main arena），每次分配内存都必须对主分配区加锁，分配完成后释放锁，在 SMP 多线程环境下，对主分配区的锁的争用很激烈，严重影响了 malloc 的分配效率。

于是 Wolfram Gloger 在 Doug Lea 的基础上改进使得 Glibc 的 malloc 可以支持多线程，增加了非主分配区（non main arena）支持。

主分配区与非主分配区用环形链表进行管理。每一个分配区利用互斥锁（mutex）使线程对于该分配区的访问互斥。 每个进程只有一个主分配区，但可能存在多个非主分配区 ，ptmalloc 根据系统对分配区的争用情况动态增加非主分配区的数量，分配区的数量一旦增加，就不会再减少了。

主分配区可以访问进程的 heap 区域和 mmap 映射区域，也就是说主分配区可以使用 sbrk 和 mmap 向操作系统申请虚拟内存。

而非主分配区只能访问进程的 mmap 映射区域，非主分配区每次使用 mmap()向操作系统“批发”HEAP_MAX_SIZE（32 位系统上默认为 1MB，64 位系统默 认为 64MB）大小的虚拟内存，当用户向非主分配区请求分配内存时再切割成小块“零售” 出去，毕竟系统调用是相对低效的，直接从用户空间分配内存快多了。所以 ptmalloc 在必要的情况下才会调用 mmap()函数向操作系统申请虚拟内存。

主分配区可以访问 heap 区域，如果用户不调用 brk()或是 sbrk()函数，分配程序就可以保证分配到连续的虚拟地址空间，因为每个进程只有一个主分配区使用 sbrk()分配 heap 区 域的虚拟内存。内核对 brk 的实现可以看着是 mmap 的一个精简版，相对高效一些。

如果主分配区的内存是通过mmap()向系统分配的，当free该内存时，主分配区会直接调用munmap() 将该内存归还给系统。

当某一线程需要调用 malloc()分配内存空间时，该线程先查看线程私有变量中是否已经 存在一个分配区，如果存在，尝试对该分配区加锁，如果加锁成功，使用该分配区分配内存， 如果失败，该线程搜索循环链表试图获得一个没有加锁的分配区。如果所有的分配区都已经加锁，那么 malloc()会开辟一个新的分配区，把该分配区加入到全局分配区循环链表并加锁， 然后使用该分配区进行分配内存操作。

在释放操作中，线程同样试图获得待释放内存块所在 分配区的锁，如果该分配区正在被别的线程使用，则需要等待直到其他线程释放该分配区的 互斥锁之后才可以进行释放操作。

申请小块内存时会产生很多内存碎片，ptmalloc 在整理时也需要对分配区做加锁操作。 每个加锁操作大概需要 5～10 个 cpu 指令，而且程序线程很多的情况下，锁等待的时间就会 延长，导致malloc性能下降。一次加锁操作需要消耗100ns左右，正是锁的缘故，导致ptmalloc 在多线程竞争情况下性能远远落后于 tcmalloc。最新版的 ptmalloc 对锁进行了优化，加入了 PER_THREAD 和 ATOMIC_FASTBINS 优化，但默认编译不会启用该优化，这两个对锁的优化应该能够提升多线程内存的分配的效率。

chunk的组织

不管内存是在哪里被分配的，用什么方法分配，用户请求分配的空间在 ptmalloc 中都使用一个 chunk 来表示。用户调用 free()函数释放掉的内存也并不是立即就归还给操作系统， 相反，它们也会被表示为一个 chunk，ptmalloc 使用特定的数据结构来管理这些空闲的 chunk。

chunk 格式

ptmalloc 在给用户分配的空间的前后加上了一些控制信息，用这样的方法来记录分配的信息，以便完成分配和释放工作。

一个使用中的 chunk（使用中，就是指还没有被 free 掉）在内存中的样子如图所示：

• 在图中，chunk 指针指向一个 chunk 的开始，一个 chunk 中包含了用户请求的内存区域 和相关的控制信息。图中的 mem 指针才是真正返回给用户的内存指针。

• chunk 的第二个域的最低一位为 P，它表示前一个块是否在使用中 ，P 为 0 则表示前一个 chunk 为空闲，这时 chunk 的第一个域 prev_size 才有效，prev_size 表示前一个 chunk 的 size，程序可以使用这个值来找到前一个 chunk 的开始地址。当 P 为 1 时，表示前一个 chunk 正在使用中，prev_size无效，程序也就不可以得到前一个chunk的大小。不能对前一个chunk进行任何操作。ptmalloc 分配的第一个块总是将 P 设为 1，以防止程序引用到不存在的区域。

• chunk 的第二个域的倒数第二个位为 M，表示当前 chunk 是从哪个内存区域获得的虚拟内存 。M 为 1 表示该 chunk 是从 mmap 映射区域分配的，否则是从 heap 区域分配的。

• Chunk 的第二个域倒数第三个位为 A，表示该 chunk 属于主分配区或者非主分配区 ，如果属于非主分配区，将该位置为 1，否则置为 0。

空闲 chunk 在内存中的结构如图所示：

当 chunk 空闲时，其 M 状态不存在，只有 AP 状态，原本是用户数据区的地方存储了四个指针，指针 fd 指向后一个空闲的 chunk，而 bk 指向前一个空闲的 chunk，ptmalloc 通过这 两个指针将大小相近的 chunk 连成一个双向链表。对于 large bin 中的空闲 chunk，还有两个 指针，fd_nextsize 和 bk_nextsize，这两个指针用于加快在 large bin 中查找最近匹配的空闲 chunk。不同的 chunk 链表又是通过 bins 或者 fastbins 来组织的。

空闲 chunk 容器

bins

用户 free 掉的内存并不是都会马上归还给系统，ptmalloc 会统一管理 heap 和 mmap 映 射区域中的空闲的 chunk，当用户进行下一次分配请求时，ptmalloc 会首先试图在空闲的 chunk 中挑选一块给用户，这样就避免了频繁的系统调用，降低了内存分配的开销。

bins 用于存储 unstored bin，small bins 和 large bins 的 chunk 链表头，small bins 一共 62 个，large bins 一共 63 个，加起来一共 125 个 bin。而 NBINS 定义为 128，其实 bin[0]和 bin[127] 都不存在，bin[1]为 unsorted bin 的 chunk 链表头，所以实际只有 126bin。

ptmalloc 将相似大小的 chunk 用双向链表链接起来，这样的一个链表被称为一个 bin。ptmalloc 一共 维护了 128 个 bin，并使用一个数组(bins)来存储这些 bin（如下图所示）。

• 数组中的第一个为 unsorted bin
• 数组中从 2 开始编号的前 64 个 bin 称为 small bins，同 一个small bin中的chunk具有相同的大小。两个相邻的small bin中的chunk大小相差8bytes。 small bins 中的 chunk 按照最近使用顺序进行排列，最后释放的 chunk 被链接到链表的头部， 而申请 chunk 是从链表尾部开始，这样，每一个 chunk 都有相同的机会被 ptmalloc 选中。
• small bins 后面的 bin 被称作 large bins。large bins 中的每一个 bin 分别包含了一个给定范围 内的 chunk，其中的 chunk 按大小序排列。相同大小的 chunk 同样按照最近使用顺序排列。 ptmalloc 使用“smallest-first，best-fit”原则在空闲 large bins 中查找合适的 chunk。 当空闲的 chunk 被链接到 bin 中的时候，ptmalloc 会把表示该 chunk 是否处于使用中的标志 P 设为 0（注意，这个标志实际上处在下一个 chunk 中），同时 ptmalloc 还会检查它前后的 chunk 是否也是空闲的，如果是的话，ptmalloc 会首先把它们合并为一个大的 chunk， 然后将合并后的 chunk 放到 unstored bin 中。要注意的是，并不是所有的 chunk 被释放后就 立即被放到 bin 中。

ptmalloc 为了提高分配的速度，会把一些小的 chunk 先放到一个叫做 fast bins 的容器内。

fast bins

fast bins 可以看着是 small bins 的一小部分 cache。

默认情况下，fast bins 只 cache 了 small bins 的前 7 个大小的空闲 chunk，也就是说，对于 SIZE_SZ 为 4B 的平台，fast bins 有 7 个 chunk 空闲链表（bin），每个 bin 的 chunk 大小依次为 16B，24B，32B，40B，48B，56B，64B。

一般的情况是，程序在运行时会经常需要申请和释放一些较小的内存空间。当分配器合并了相邻的几个小的 chunk 之后，也许马上就会有另一个小块内存的请求，这样分配器又需 要从大的空闲内存中切分出一块，这样无疑是比较低效的，故而，ptmalloc 中在分配过程中 引入了 fast bins，不大于 max_fast （默认值为 64B）的 chunk 被释放后，首先会被放到 fast bins 中，fast bins 中的 chunk 并不改变它的使用标志 P。这样也就无法将它们合并，当需要给用户分配的 chunk 小于或等于 max_fast 时，ptmalloc 首先会在 fast bins 中查找相应的空闲块， 然后才会去查找bins中的空闲chunk。

在某个特定的时候，ptmalloc会遍历fast bins中的chunk，将相邻的空闲 chunk 进行合并，并将合并后的 chunk 加入 unsorted bin 中，然后再将 usorted bin 里的 chunk 加入 bins 中。

unsorted bin

unsorted bin 的队列使用 bins 数组的第一个，如果被用户释放的 chunk 大于 max_fast， 或者 fast bins 中的空闲 chunk 合并后，这些 chunk 首先会被放到 unsorted bin 队列中，在进行 malloc 操作的时候，如果在 fast bins 中没有找到合适的 chunk，则 ptmalloc 会先在 unsorted bin 中查找合适的空闲 chunk，然后才查找 bins。如果 unsorted bin 不能满足分配要求。malloc 便会将 unsorted bin 中的 chunk 加入 bins 中。然后再从 bins 中继续进行查找和分配过程。从这个过程可以看出来，unsorted bin 可以看做是 bins 的一个缓冲区，增加它只是为了加快分配的速度。

top chunk

并不是所有的 chunk 都按照上面的方式来组织，实际上，有三种例外情况。Top chunk， mmaped chunk 和 last remainder，下面会分别介绍这三类特殊的 chunk。

top chunk 对于主分 配区和非主分配区是不一样的：

• 对于非主分配区会预先从 mmap 区域分配一块较大的空闲内存模拟 sub-heap，通过管理 sub-heap 来响应用户的需求，因为内存是按地址从低向高进行分配的，在空闲内存的最高处，必然存在着一块空闲 chunk，叫做 top chunk。当 bins 和 fast bins 都不能满足分配需 要的时候，ptmalloc会设法在top chunk中分出一块内存给用户，如果top chunk本身不够大， 分配程序会重新分配一个 sub-heap，并将 top chunk 迁移到新的 sub-heap 上，新的 sub-heap 与已有的 sub-heap 用单向链表连接起来，然后在新的 top chunk 上分配所需的内存以满足分配的需要，实际上，top chunk 在分配时总是在 fast bins 和 bins 之后被考虑，所以，不论 top chunk 有多大，它都不会被放到 fast bins 或者是 bins 中。top chunk 的大小是随着分配和回 收不停变换的，如果从 top chunk 分配内存会导致 top chunk 减小，如果回收的 chunk 恰好 与 top chunk 相邻，那么这两个 chunk 就会合并成新的 top chunk，从而使 top chunk 变大。 如果在 free 时回收的内存大于某个阈值，并且 top chunk 的大小也超过了收缩阈值，ptmalloc 会收缩 sub-heap，如果 top-chunk 包含了整个 sub-heap，ptmalloc 会调用 munmap 把整个 sub-heap 的内存返回给操作系统。

• 由于主分配区是唯一能够映射进程 heap 区域的分配区，它可以通过 sbrk()来增大或是 收缩进程 heap 的大小，ptmalloc 在开始时会预先分配一块较大的空闲内存（也就是所谓 的 heap），主分配区的 top chunk 在第一次调用 malloc 时会分配一块(chunk_size + 128KB) align 4KB 大小的空间作为初始的 heap，用户从 top chunk 分配内存时，可以直接取出一块内 存给用户。在回收内存时，回收的内存恰好与 top chunk 相邻则合并成新的 top chunk，当该 次回收的空闲内存大小达到某个阈值，并且 top chunk 的大小也超过了收缩阈值，会执行内存收缩，减小 top chunk 的大小，但至少要保留一个页大小的空闲内存，从而把内存归还给操作系统。如果向主分配区的 top chunk 申请内存，而 top chunk 中没有空闲内存，ptmalloc 会调用 sbrk()将的进程 heap 的边界 brk 上移，然后修改 top chunk 的大小。

mmaped chunk

当需要分配的 chunk 足够大，而且 fast bins 和 bins 都不能满足要求，甚至 top chunk 本 身也不能满足分配需求时，ptmalloc 会使用 mmap 来直接使用内存映射来将页映射到进程空间。这样分配的 chunk 在被 free 时将直接解除映射，于是就将内存归还给了操作系统，再次对这样的内存区的引用将导致 segmentation fault 错误。这样的 chunk 也不会包含在任何bin 中。

last remainder

last remainder 是另外一种特殊的 chunk，就像 top chunk 和 mmaped chunk 一样，不会 在任何 bins 中找到这种 chunk。

当需要分配一个 small chunk，但在 small bins 中找不到合适 的 chunk，如果 last remainder chunk 的大小大于所需的 small chunk 大小，last remainder chunk 被分裂成两个chunk，其中一个chunk返回给用户，另一个chunk变成新的last remainder chuk。

sbrk 与 mmap

从进程的内存布局可知，.bss 段之上的这块分配给用户程序的空间被称为 heap(堆)。start_brk 指向 heap 的开始，而 brk 指向 heap 的顶部。

可以使用系统调用 brk()和 sbrk()来增 加标识 heap 顶部的 brk 值，从而线性的增加分配给用户的 heap 空间。

在使用 malloc 之前， brk的值等于start_brk，也就是说heap大小为0。ptmalloc在开始时，若请求的空间小于 mmap 分配阈值（mmap threshold，默认值为 128KB）时

主分配区会调用 sbrk()增加一块大小为 (128 KB + chunk_size) align 4KB 的空间作为 heap。

非主分配区会调用 mmap 映射一块大小为 HEAP_MAX_SIZE （32 位系统上默认为 1MB， 64 位系统上默认为 64MB）的空间作为 sub-heap。

这就是前面所说的 ptmalloc 所维护的分配空间，当用户请求内存分配时，首先会在这个区域内找一块合适的 chunk 给用户。当用户释放了 heap 中的 chunk 时，ptmalloc 又会使用 fast bins 和 bins 来组织空闲 chunk。以备用户的下一次分配。若需要分配的 chunk 大小小于 mmap 分配阈值，而 heap 空间又不够，则此时主分配区会通过 sbrk()调用来增加 heap 大小，非主分配区会调用 mmap 映射一块新的 sub-heap，也就是增加 top chunk 的大小，每次 heap 增 加的值都会对齐到 4KB。 当用户的请求超过 mmap 分配阈值，并且主分配区使用 sbrk()分配失败的时候，或是非主分配区在 top chunk 中不能分配到需要的内存时，ptmalloc 会尝试使用 mmap()直接映射一 块内存到进程内存空间。使用 mmap()直接映射的 chunk 在释放时直接解除映射，而不再属于进程的内存空间。任何对该内存的访问都会产生段错误。而在 heap 中或是 sub-heap 中分 配的空间则可能会留在进程内存空间内，还可以再次引用（当然是很危险的）

当 ptmalloc munmap chunk 时，如果回收的 chunk 空间大小大于 mmap 分配阈值的当前值，并且小于DEFAULT_MMAP_THRESHOLD_MAX（32 位系统默认为 512KB，64 位系统默认 为 32MB），ptmalloc 会把 mmap 分配阈值调整为当前回收的 chunk 的大小，并将 mmap 收缩阈值（mmap trim threshold）设置为 mmap 分配阈值的 2 倍。这就是 ptmalloc 的对 mmap 分配阈值的动态调整机制，该机制是默认开启的，当然也可以用 mallopt()关闭该机制。

内存分配概述

分配算法概述

以 32 系统为例，64 位系统类似。

• 小于等于 64 字节：用 pool 算法分配。
• 64 到 512 字节之间：在最佳匹配算法分配和 pool 算法分配中取一种合适的。
• 大于等于 512 字节：用最佳匹配算法分配。
• 大于等于 mmap 分配阈值（默认值 128KB）：根据设置的 mmap 的分配策略进行分配， 如果没有开启 mmap 分配阈值的动态调整机制，大于等于 128KB 就直接调用 mmap分配。否则，大于等于 mmap 分配阈值时才直接调用 mmap()分配。

ptmalloc 的响应用户内存分配要求的具体步骤

1. 获取分配区的锁，为了防止多个线程同时访问同一个分配区，在进行分配之前需要 取得分配区域的锁。线程先查看线程私有实例中是否已经存在一个分配区，如果存 在尝试对该分配区加锁，如果加锁成功，使用该分配区分配内存，否则，该线程搜 索分配区循环链表试图获得一个空闲（没有加锁）的分配区。如果所有的分配区都 已经加锁，那么 ptmalloc 会开辟一个新的分配区，把该分配区加入到全局分配区循 环链表和线程的私有实例中并加锁，然后使用该分配区进行分配操作。开辟出来的 新分配区一定为非主分配区，因为主分配区是从父进程那里继承来的。开辟非主分配区时会调用 mmap()创建一个 sub-heap，并设置好 top chunk。
2. 将用户的请求大小转换为实际需要分配的 chunk 空间大小。
3. 判断所需分配chunk的大小是否满足chunk_size <= max_fast (max_fast 默认为 64B)， 如果是的话，则转下一步，否则跳到第 5 步。
4. 首先尝试在 fast bins 中取一个所需大小的 chunk 分配给用户。如果可以找到，则分 配结束。否则转到下一步。
5. 判断所需大小是否处在 small bins 中，即判断 chunk_size < 512B 是否成立。如果 chunk 大小处在 small bins 中，则转下一步，否则转到第 6 步。
6. 根据所需分配的 chunk 的大小，找到具体所在的某个 small bin，从该 bin 的尾部摘 取一个恰好满足大小的 chunk。若成功，则分配结束，否则，转到下一步。
7. 到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者 small bins 中找不到合适的 chunk。于是，ptmalloc 首先会遍历 fast bins 中的 chunk，将相邻的 chunk 进行合并， 并链接到 unsorted bin 中，然后遍历 unsorted bin 中的 chunk，如果 unsorted bin 只 有一个 chunk，并且这个 chunk 在上次分配时被使用过，并且所需分配的 chunk 大 小属于 small bins，并且 chunk 的大小大于等于需要分配的大小，这种情况下就直 接将该 chunk 进行切割，分配结束，否则将根据 chunk 的空间大小将其放入 small bins 或是 large bins 中，遍历完成后，转入下一步。
8. 到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者 small bins 和 unsorted bin 中 都找不到合适的 chunk，并且 fast bins 和 unsorted bin 中所有的 chunk 都清除干净 了。从 large bins 中按照“smallest-first，best-fit”原则，找一个合适的 chunk，从 中划分一块所需大小的 chunk，并将剩下的部分链接回到 bins 中。若操作成功，则 分配结束，否则转到下一步。
9. 如果搜索 fast bins 和 bins 都没有找到合适的 chunk，那么就需要操作 top chunk 来 进行分配了。判断 top chunk 大小是否满足所需 chunk 的大小，如果是，则从 top chunk 中分出一块来。否则转到下一步。
10. 到了这一步，说明 top chunk 也不能满足分配要求，所以，于是就有了两个选择: 如果是主分配区，调用 sbrk()，增加 top chunk 大小；如果是非主分配区，调用 mmap 来分配一个新的 sub-heap，增加 top chunk 大小；或者使用 mmap()来直接分配。在这里，需要依靠 chunk 的大小来决定到底使用哪种方法。判断所需分配的 chunk 大小是否大于等于 mmap 分配阈值，如果是的话，则转下一步，调用 mmap 分配， 否则跳到第 12 步，增加 top chunk 的大小。
11. 使用 mmap 系统调用为程序的内存空间映射一块 chunk_size align 4kB 大小的空间。 然后将内存指针返回给用户。
12. 判断是否为第一次调用 malloc，若是主分配区，则需要进行一次初始化工作，分配一块大小为(chunk_size + 128KB) align 4KB 大小的空间作为初始的 heap。若已经初 始化过了，主分配区则调用 sbrk()增加 heap 空间，分主分配区则在 top chunk 中切 割出一个 chunk，使之满足分配需求，并将内存指针返回给用户。
    #总结一下：根据用户请求分配的内存的大小，ptmalloc 有可能会在两个地方为用户 分配内存空间。在第一次分配内存时，一般情况下只存在一个主分配区，但也有可能从 父进程那里继承来了多个非主分配区，在这里主要讨论主分配区的情况，brk 值等于 start_brk，所以实际上 heap 大小为 0，top chunk 大小也是 0。这时，如果不增加 heap 大小，就不能满足任何分配要求。所以，若用户的请求的内存大小小于 mmap 分配阈值， 则 ptmalloc 会初始 heap。然后在 heap 中分配空间给用户，以后的分配就基于这个 heap 进行。若第一次用户的请求就大于 mmap 分配阈值，则 ptmalloc 直接使用 mmap()分配 一块内存给用户，而 heap 也就没有被初始化，直到用户第一次请求小于 mmap 分配阈值的内存分配。第一次以后的分配就比较复杂了，简单说来，ptmalloc 首先会查找fast bins， 如果不能找到匹配的 chunk，则查找 small bins。若还是不行，合并 fast bins，把 chunk 加入 unsorted bin，在 unsorted bin 中查找，若还是不行，把 unsorted bin 中的 chunk 全 加入 large bins 中，并查找 large bins。在 fast bins 和 small bins 中的查找都需要精确匹配， 而在 large bins 中查找时，则遵循“smallest-first，best-fit”的原则，不需要精确匹配。 若以上方法都失败了，则 ptmalloc 会考虑使用 top chunk。若 top chunk 也不能满足分配 要求。而且所需 chunk 大小大于 mmap 分配阈值，则使用 mmap 进行分配。否则增加 heap，增大 top chunk。以满足分配要求。

总结

根据用户请求分配的内存的大小，ptmalloc 有可能会在两个地方为用户分配内存空间。

在第一次分配内存时，一般情况下只存在一个主分配区，但也有可能从父进程那里继承来了多个非主分配区，在这里主要讨论主分配区的情况，brk 值等于 start_brk，所以实际上 heap 大小为 0，top chunk 大小也是 0。这时，如果不增加 heap 大小，就不能满足任何分配要求。

所以，若用户的请求的内存大小小于 mmap 分配阈值， 则 ptmalloc 会初始 heap。然后在 heap 中分配空间给用户，以后的分配就基于这个 heap 进行。

若第一次用户的请求就大于 mmap 分配阈值，则 ptmalloc 直接使用 mmap()分配 一块内存给用户，而 heap 也就没有被初始化，直到用户第一次请求小于 mmap 分配阈 值的内存分配。

第一次以后的分配就比较复杂了。

• 简单说来，ptmalloc 首先会查找fast bins
• 如果不能找到匹配的 chunk，则查找 small bins。
• 若还是不行，合并 fast bins，把 chunk 加入 unsorted bin，在 unsorted bin 中查找
• 若还是不行，把 unsorted bin 中的 chunk 全 加入 large bins 中，并查找 large bins。在 fast bins 和 small bins 中的查找都需要精确匹配， 而在 large bins 中查找时，则遵循“smallest-first，best-fit”的原则，不需要精确匹配。
• 若以上方法都失败了，则 ptmalloc 会考虑使用 top chunk。
• 若 top chunk 也不能满足分配要求。而且所需 chunk 大小大于 mmap 分配阈值，则使用 mmap 进行分配。否则增加 heap，增大 top chunk。以满足分配要求。

内存回收概述

free() 函数接受一个指向分配区域的指针作为参数，释放该指针所指向的 chunk。

而具体的释放方法则看该 chunk 所处的位置和该 chunk 的大小。

free()函数的工作步骤如下：

1. free()函数同样首先需要获取分配区的锁，来保证线程安全。
2. 判断传入的指针是否为 0，如果为 0，则什么都不做，直接 return。否则转下一步。
3. 判断所需释放的 chunk 是否为 mmaped chunk，如果是，则调用 munmap()释放 mmaped chunk，解除内存空间映射，该该空间不再有效。如果开启了 mmap 分配 阈值的动态调整机制，并且当前回收的 chunk 大小大于 mmap 分配阈值，将 mmap 分配阈值设置为该 chunk 的大小，将 mmap 收缩阈值设定为 mmap 分配阈值的 2 倍，释放完成，否则跳到下一步。
4. 判断 chunk 的大小和所处的位置，若 chunk_size <= max_fast，并且 chunk 并不位于 heap 的顶部，也就是说并不与 top chunk 相邻，则转到下一步，否则跳到第 6 步。 （因为与 top chunk 相邻的小 chunk 也和 top chunk 进行合并，所以这里不仅需要 判断大小，还需要判断相邻情况）
5. 将 chunk 放到 fast bins 中，chunk 放入到 fast bins 中时，并不修改该 chunk 使用状 态位 P。也不与相邻的 chunk 进行合并。只是放进去，如此而已。这一步做完之后 释放便结束了，程序从 free()函数中返回。
6. 判断前一个 chunk 是否处在使用中，如果前一个块也是空闲块，则合并。并转下一 步。
7. 判断当前释放 chunk 的下一个块是否为 top chunk，如果是，则转第 9 步，否则转 下一步。
8. 判断下一个 chunk 是否处在使用中，如果下一个 chunk 也是空闲的，则合并，并将合并后的 chunk 放到 unsorted bin 中。注意，这里在合并的过程中，要更新 chunk 的大小，以反映合并后的 chunk 的大小。并转到第 10 步。
9. 如果执行到这一步，说明释放了一个与 top chunk 相邻的 chunk。则无论它有多大， 都将它与 top chunk 合并，并更新 top chunk 的大小等信息。转下一步。
10. 判断合并后的 chunk 的大小是否大于FASTBIN_CONSOLIDATION_THRESHOLD（默认 64KB）， 如果是的话，则会触发进行 fast bins 的合并操作，fast bins 中的 chunk 将被 遍历，并与相邻的空闲 chunk 进行合并，合并后的 chunk 会被放到 unsorted bin 中。 fast bins 将变为空，操作完成之后转下一步。
11. 判断 top chunk 的大小是否大于 mmap 收缩阈值（默认为 128KB）， 如果是的话，对于主分配区，则会试图归还 top chunk 中的一部分给操作系统。但是最先分配的 128KB 空间是不会归还的，ptmalloc 会一直管理这部分内存，用于响应用户的分配 请求；如果为非主分配区，会进行 sub-heap 收缩，将 top chunk 的一部分返回给操 作系统，如果 top chunk 为整个 sub-heap，会把整个 sub-heap 还回给操作系统。做完这一步之后，释放结束，从 free() 函数退出。可以看出，收缩堆的条件是当前 free 的 chunk 大小加上前后能合并 chunk 的大小大于 64k，并且要 top chunk 的大 小要达到 mmap 收缩阈值，才有可能收缩堆。

使用注意事项

为了避免 Glibc 内存暴增，使用时需要注意以下几点：

1. 后分配的内存先释放，因为 ptmalloc 收缩内存是从 top chunk 开始，如果与 top chunk 相 邻的 chunk 不能释放，top chunk 以下的 chunk 都无法释放。
2. ptmalloc 不适合用于管理长生命周期的内存，特别是持续不定期分配和释放长生命周期 的内存，这将导致 ptmalloc 内存暴增。如果要用 ptmalloc 分配长周期内存，在 32 位系统上，分配的内存块最好大于 1MB，64 位系统上，分配的内存块大小大于 32MB。这是 由于 ptmalloc 默认开启 mmap 分配阈值动态调整功能，1MB 是 32 位系统 mmap 分配阈 值的最大值，32MB 是 64 位系统 mmap 分配阈值的最大值，这样可以保证 ptmalloc 分配 的内存一定是从 mmap 映射区域分配的，当 free 时，ptmalloc 会直接把该内存返回给操 作系统，避免了被 ptmalloc 缓存。
3. 不要关闭 ptmalloc 的 mmap 分配阈值动态调整机制，因为这种机制保证了短生命周期的 内存分配尽量从 ptmalloc 缓存的内存 chunk 中分配，更高效，浪费更少的内存。如果关 闭了该机制，对大于 128KB 的内存分配就会使用系统调用 mmap 向操作系统分配内存， 使用系统调用分配内存一般会比从 ptmalloc 缓存的 chunk 中分配内存慢，特别是在多线 程同时分配大内存块时，操作系统会串行调用 mmap()，并为发生缺页异常的页加载新 物理页时，默认强制清 0。频繁使用 mmap 向操作系统分配内存是相当低效的。使用 mmap 分配的内存只适合长生命周期的大内存块。
4. 多线程分阶段执行的程序不适合用 ptmalloc ，这种程序的内存更适合用内存池管理，就 像 Appach 那样，每个连接请求处理分为多个阶段，每个阶段都有自己的内存池，每个 阶段完成后，将相关的内存就返回给相关的内存池。Google 的许多应用也是分阶段执行 的，他们在使用 ptmalloc 也遇到了内存暴增的相关问题，于是他们实现了 TCMalloc 来代 替 ptmalloc，TCMalloc 具有内存池的优点，又有垃圾回收的机制，并最大限度优化了锁 的争用，并且空间利用率也高于 ptmalloc。Ptmalloc 假设了线程 A 释放的内存块能在线 程 B 中得到重用，但 B 不一定会分配和 A 线程同样大小的内存块，于是就需要不断地做 切割和合并，可能导致内存碎片。
5. 尽量减少程序的线程数量和避免频繁分配/释放内存， ptmalloc 在多线程竞争激烈的情况 下，首先查看线程私有变量是否存在分配区，如果存在则尝试加锁，如果加锁不成功会 尝试其它分配区，如果所有的分配区的锁都被占用着，就会增加一个非主分配区供当前 线程使用。由于在多个线程的私有变量中可能会保存同一个分配区，所以当线程较多时， 加锁的代价就会上升，ptmalloc 分配和回收内存都要对分配区加锁，从而导致了多线程 竞争环境下 ptmalloc 的效率降低。
6. 防止内存泄露，ptmalloc 对内存泄露是相当敏感的，根据它的内存收缩机制，如果与 top chunk 相邻的那个 chunk 没有回收，将导致 top chunk 一下很多的空闲内存都无法返回给 操作系统。
7. 防止程序分配过多内存，或是由于 Glibc 内存暴增，导致系统内存耗尽，程序因 OOM 被 系 统 杀 掉 。 预 估 程 序 可 以 使 用 的 最 大 物 理 内 存 大 小 。