堆利用基础

堆是 虚拟内存空间的一段连续的线性区域 ，提供动态分配的内存，允许程序申请大小未知的内存。在用户与操作系统之间，作为动态内存管理的中间人，响应程序的申请内存请求，向操作系统申请内存，然后返回给程序。并且管理用户所释放的内存，适时归还给操作系统。

glibc 使用 ptmalloc2 作为堆管理器。

申请内存时的系统调用

• brk -> 小内存
• mmap -> 大内存

Arena

内存分配区，可以理解为堆管理器所持有的内存池。

堆管理器与程序的内存交易发生在arena中，可以理解为堆管理器向操作系统批发来的由冗余的内存组成的库存。

操作系统 -> 堆管理器 -> 程序 物理内存 -> arena -> 可用内存

在 Linux 中，程序如果直接向操作系统申请内存，需要通过系统调用（比如 brk 或 mmap）。系统调用的代价非常昂贵。为了解决这个问题，堆管理器不会等程序要内存了才去操作系统拿，而是提前向操作系统申请一大块内存，并把这块内存放在 Arena中，当程序需要内存时，堆管理器直接从 Arena 中切下一小块(Chunk)。同样的，被程序释放的内存也不会直接归还操作系统，由ptmalloc统一管理空闲的内存。

Chunk

程序申请内存的单位，堆管理器中管理内存的基本单位。 malloc()函数返回的指针指向一个 chunk 的数据区域

分类

按状态分为

• malloced： 已经分配且填写了数据的chunk
• free：被释放掉的malloced chunk成为free chunk

按大小：

• fast
• small
• large
• tcache

按特定功能：

• Top chunk：Arena中未被分配使用过的区域
• last remainder chunk（了解）：释放（free）大堆块之后，重新用 malloc 分割 chunk 时剩余的部分

大小 / 结构

堆的大小必须是 MALLOC_ALIGNMENT 的整数倍。如果申请的大小不是，会被转换为相应的最小值，32 位系统中， MALLOC_ALIGNMENT 可能是 0x4 或 0x8 ；64 位系统中，MALLOC_ALIGNMENT 是 0x8 或 0x10。可以发现，不管 size 的大小如何变，size 的二进制低三位都为 0，为了不浪费这三个比特位，他们从高到低分别用来表示（ A M P ）：

• NON_MAIN_ARENA：记录- 当前chunk是否不属于主线程，1表示不属于，0表示属于
• IS_MAPPED：记录当前 chunk 是否由 mmap 分配
• PREV_INUSE：记录前一个 chunk 是否被使用

chunk结构如下：

• prev_size：记录上一个 chunk 的大小，当上一个 chunk 为 free chunk 时生效
• size：
  • size of chunk
  • A
  • M
  • P
• fd: bin中指向下一个（不一定物理相邻）空闲的chunk
• bk: bin中指向上一个（不一定物理相邻）空闲的chunk，仅为处于双向链表的bin中的free chunk时生效
• fd_nextsize：为large free chunk时生效
• bk_nextsize：为large free chunk时生效

Bin

用户释放掉的 chunk 不会马上归还给系统，ptmalloc 会统一管理 heap 和 mmap 映射区域中的空闲的 chunk。当用户再一次请求分配内存时，ptmalloc 分配器会试图在空闲的 chunk 中挑选一块合适的给用户。这样可以避免频繁的系统调用，降低内存分配的开销。

ptmalloc 采用分箱式方法对空闲的 chunk 进行管理。首先，它会根据空闲的 chunk 的大小以及使用状态初步分为 4 类：fast bins、 small bins、 large bins、 unsorted bin、 在 libc-2.26 之后引入了tcache bins。

相似大小的 chunk 会用链表链接起来。也就是说，在每类 bin 的内部仍然会有多个互不相关的链表来保存不同大小的 chunk。