jemalloc内存分配原理【转】

淡淡的烟草味﹌ 2021-11-23 09:46 361阅读 0赞

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原文：http://www.cnblogs.com/gaoxing/p/4253833.html

内存分配是面向虚拟内存的而言的，以页为单位进行管理的，页的大小一般为4kb，当在堆里创建一个对象时(小于4kb)，会分配一个页，当再次创建一个对象时会判断该页剩余大小是否够，够的话使用该页剩余的内存，减少系统调用。真实的内存分配算法比这个复杂了，效率不好的内存算法会导致出现很多内存碎片。

内存分配的核心思想概括起来有3条

1：首先讲内存区(memory pool)以最小单位(chunk)定义出来 ，然后区分对象大小分别管理内存，小内存定义不同的规格(bins),根据不同的bin分配固定大小的内存块，并用一个表  
管理起来,大对象则以页为单位进行管理，配合小对象所在的页，降低碎片，设计一个好的存储方案（metadata)减少对内存的占用,同时优化内存信息的存储。以使对每个bin或大内存区域的访问性能最优且有上限。

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2：当释放内存时，要能够合并小内存为大内存，该保留的保留下次可快速响应，不该保留的释放给系统  
3：多线程环境下，每个线程可以独立的占有一段内存区间(TLS),这样线程内操作可以不加锁

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jemalloc是freebsd的内存分配算法,他的layout如下：

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1：arena:把内存分成许多不同的小块来分而治之，该小块便是arena,让我们想象一下，给几个小朋友一张大图纸，让他们随意地画点。结果可想而知，他们肯定相互顾忌对方而不敢肆意地画（synchronization），从而影响画图效率。但是如果老师事先在大图纸上划分好每个人的区域，小朋友们就可以又快又准地在各自地领域上画图。这样的概念就是arena。它是jemalloc的核心分配管理区域，对于多核系统，会默认分配4\*cores个arena 。线程采用轮询的方式来选择响应的arena进行内存分配。

2: chunk。具体进行内存分配的区域，默认大小是4M，chunk以page为单位进行管理，每个chunk的前6个page用于存储后面page的状态，比如是否分配或已经分配

3：bin:用来管理各个不同大小单元的分配，比如最小的Bin管理的是8字节的分配，每个Bin管理的大小都不一样，依次递增。

4：run:每个bin在实际上是通过对它对应的正在运行的Run进行操作来进行分配的，一个run实际上就是chunk里的一块区域，大小是page的整数倍，具体由实际的bin来决定，比如8字节的bin对应的run就只有1个page，可以从里面选取一个8字节的块进行分配。在run的最开头会存储着这个run的信息，比如还有多少个块可供分配。

5：tcache。线程对应的私有缓存空间，默认是使用的。因此在分配内存时首先从tcache中找，miss的情况下才会进入一般的分配流程。

arena和bin的关系：每个arena有个bin数组，每个bin管理不同大小的内存（run通过它的配置去获取相应大小的内存），每个tcahe有一个对应的arena，它本身也有一个bin数组（称为tbin），前面的部分与arena的bin数组是对应的，但它长度更大一些，因为它会缓存一些更大的块；而且它也没有对应的run的概念

chunk与run的关系：chunk默认是4M，而run是在chunk中进行实际分配的操作对象，每次有新的分配请求时一旦tcache无法满足要求，就要通过run进行操作，如果没有对应的run存在就要新建一个，哪怕只分配一个块，比如只申请一个8字节的块，也会生成一个大小为一个page（默认4K）的run；再申请一个16字节的块，又会生成一个大小为4096字节的run。run的具体大小由它对应的bin决定，但一定是page的整数倍。因此实际上每个chunk就被分成了一个个的run。

内存分配的，具体流程如下：

1. 如果请求size不大于arena的最小的bin（笔者机器上是3584字节），那么就通过线程对应的tcache来进行分配。首先确定size的大小属于哪一个tbin，比如2字节的size就属于最小的8字节的tbin，然后查找tbin中有没有缓存的空间，如果有就进行分配，没有则为这个tbin对应的arena的bin分配一个run，然后把这个run里面的部分块的地址依次赋给tcache的对应的bin的avail数组，相当于缓存了一部分的8字节的块，最后从这个availl数组中选取一个地址进行分配；

2. 如果请求size大于arena的最小的bin，同时不大于tcache能缓存的最大块（笔者机器上是32K），也会通过线程对应的tcache来进行分配，但方式不同。首先看tcache对应的tbin里有没有缓存块，如果有就分配，没有就从chunk里直接找一块相应的page整数倍大小的空间进行分配（当这块空间后续释放时，这会进入相应的tcache对应的tbin里）；

3. 如果请求size大于tcache能缓存的最大块，同时不大于chunk大小（默认是4M），具体分配和第2类请求相同，区别只是没有使用tcache；

4. 如果请求大于chunk大小，直接通过mmap进行分配。

回收流程大体和分配流程类似，有tcache机制的会将回收的块进行缓存，没有tcache机制的直接回收（不大于chunk的将对应的page状态进行修改，回收对应的run；大于chunk的直接munmap）。需要关注的是jemalloc何时会将内存还给操作系统，因为ptmalloc中存在因为使用top\_chunk机制（详见华庭的文章）而使得内存无法还给操作系统的问题。目前看来，除了大内存直接munmap，jemalloc还有两种机制可以释放内存：

1. 当释放时发现某个chunk的所有内存都已经为脏（即分配后又回收）就把整个chunk释放；

2. 当arena中的page分配情况满足一个阈值时对dirty page进行purge（通过调用madvise来进行）。这个阈值的具体含义是该arena中的dirty page大小已经达到一个chunk的大小且占到了active page的1/opt\_lg\_dirty\_mult（默认为1/32）。active page的意思是已经正在使用中的run的page，而dirty page就是其中已经分配后又回收的page。

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转载于:https://www.cnblogs.com/williamjie/p/11196162.html

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