[动态内存分配] Allocaotrs 1/3 : KR

剩下两个是 explicit free list , buddy system，本来打算放在一篇里写，但是可能会太长，所以还是分开好

序言

本系列基本上是对cs:app allocator那一节的总结，除了buddy system会扩展一些

内存分配器的设计空间很大，如：

块的格式：

implicit free list: 不显式给出当前块在free list中的前驱，后继，而是将free/allocated block放在一起，每次分配需要时间O(n+m),n是 # free block,m是# allocated block

组织成如下：

为了方便合并（与前驱），一般会使用一个footer，这样可以在O(1)的时间内合并，而不是要扫描整条list，才能得到前驱，footer格式如下

称为boundary tag：前驱的footer就在当前块的前一个字（一个固定的距离）

explicit free list

这样一般会在块内指明当前块的前驱后继，这样一般是用于将所有的free block放在一个list上，此时要分配，最坏的情况用时是O(n),n为#free block.

放置策略（free list中块的排序策略）

可以使用FIFO,将新的free block直接放在链表头，此时free可以在O(1)下完成
可以按照地址顺序来排列，其中每个free block的地址都小于后继的地址，缺点是释放时需要搜索free list，找到自己插入的位置，优点是，这种方式搭配first fit,比FIFO搭配first fit对内存的利用率更高，接近best fit

分割策略（split）

malloc时，如果找到一个free block，size大于你想要的，此时可以：

将整个块分配给他，但如果size相差太大，会产生显著的内部碎片
分割：仅分配所需的，将剩下的块继续放入free list

合并策略

任何通用allocator，为了提高内存利用率，都需要合并相邻的空闲块，区别在于合并的时机

一旦可以合并（相邻的都是free block），马上合并，缺点是对于特殊的调用模式，如交叉malloc和free，可能会发生合并分割快速交替进行的抖动现象
推迟合并，如推迟到不能满足当前malloc的请求，就扫描所有的free list，进行合并。根据书上，快速的allocator都会选择某种形式的推迟合并，但是这里将介绍的三种都是选择的立刻合并

K&R allocator

根据上面的分类，kr选择的是：

explict free list
free block 按照地址排序
split时仅分割所请求的
立刻合并

设计上来说还是比较简单的，但是实现上却并不是那么直观：

分析kr的实现：

块的格式

typedef long Align;union header {struct{union header *ptr;uint size;} s;Align x;
};

虽然是explicit list，但是这里并没有表明前驱，仅使用一个指针指向后继，而且这里使用了union，回顾一下union和struct的区别：

unions provide a way to manipulate different kinds of data in a single area of storage

.. the purpose of union —— a single variable can legitimatelty hold any one of several types —— K&R c

但是这里使用union的主要目的是为了对齐，因为当union中有多个数据类型时，他的大小是由最大的数据类型决定的，union中加入Align这个变量，使得这个union所占内存大小永远是Align的整数倍，如struct本身所占是8（指针）+4（unsigned），一共是12，但是为了对齐，分配16（不过似乎这个做法已经不需要了，似乎现在的编译器会自动进行对齐，当然加上也没有错）

另外这里采用的是环形链表，最后一个free block的后继会指向第一个

free

void free(void *ap)
{Header *bp, *p;bp = (Header *)ap - 1;                                    // header本身不是用户直接使用的，因此将用户传入的内存位置前移一个header的大小，就指向了当前block的meta datafor (p = freep; !(bp > p && bp < p->s.ptr); p = p->s.ptr) // 遍历链表，找到自己的位置（按照地址升序组织free list）if (p >= p->s.ptr && (bp > p || bp < p->s.ptr))         // p>=p->s.ptr说明p是最后一个（环形链表）break;                                                // bp > p || bp < p->s.ptr 说明bp应该作为p的后继/***  循环结束有这些可能：* 1.找到了合适的位置，p有后继，bp应该放在p与p的后继之间* 2.p >= p->s.ptr， p是最右边一个，即遍历中没有找到满足bp > p || bp < p->s.ptr的p，bp应该根据地址大小，作为p的前驱或者后继*/if (bp + bp->s.size == p->s.ptr) // 如果bp的结尾和p的后继的开头相邻，那么他们两个应该合并，修改bp的size，因为bp已经和p的后继合并了，所以bp应该指向p的后继的后继{bp->s.size += p->s.ptr->s.size;bp->s.ptr = p->s.ptr->s.ptr;}else // 否则，不需要和p的后继合并，此时可能的情况有：1.p有后继，但是不与bp相邻 2.p无后继，所以bp放在p后面（因为是环形链表，所以即使此时bp应该放在开头，bp的后继也是p原来的后继bp->s.ptr = p->s.ptr;if (p + p->s.size == bp) // p的结尾与bp的开头相邻，那么直接将bp合并进p{p->s.size += bp->s.size;p->s.ptr = bp->s.ptr;}else  // bp不与p合并，说明不相邻，直接让bp作为p的后继p->s.ptr = bp;freep = p;
}

malloc

void *
malloc(uint nbytes)
{Header *p, *prevp;uint nunits;nunits = (nbytes + sizeof(Header) - 1) / sizeof(Header) + 1; // 为了让分配的大小，既包含header，也恰好的是header的整数倍if ((prevp = freep) == 0)                                    // 此时没有free block，让头节点指向自己{base.s.ptr = freep = prevp = &base;base.s.size = 0;}// 注意，即使上面的判断不成立，freep也已经赋值给prevp了/*** 如果此时没有free block，那么如上，头节点指向自己，size为0，下面就会调用morecore，请求更多内存并插入到free list，因为这是一个循环* 链表，所以这里一直向前遍历就可以找到free block，找到之后，如果free block的size刚刚好是要申请的，那么直接从free list中删除* 如果大于要申请的，此时将free block的后面（这样就不用修改指针）部分分配出去*/for (p = prevp->s.ptr;; prevp = p, p = p->s.ptr){if (p->s.size >= nunits){if (p->s.size == nunits)prevp->s.ptr = p->s.ptr;else{p->s.size -= nunits;p += p->s.size;     // TODO：不明白这里的指针运算为什么没有scalep->s.size = nunits; // 设置被分配出去block的size（新header）}freep = prevp;return (void *)(p + 1);}if (p == freep)if ((p = morecore(nunits)) == 0)return 0;}
}

morecore

/*** 如果没有free block，那就使用sbrk向os请求更多内存，至少是header的4096倍（为了减少对sbrk的调用）* 然后将os分配的内存转型为header *,设置size，调用free将其插入free list，然后返回freep*/
static Header *
morecore(uint nu)
{char *p;Header *hp;if (nu < 4096)nu = 4096;p = sbrk(nu * sizeof(Header));if (p == (char *)-1)return 0;hp = (Header *)p;hp->s.size = nu;free((void *)(hp + 1));return freep;
}

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