ptmalloc是glibc的默认管理器，我们常用的malloc和free就是由ptmalloc提供的内存分配函数，对malloc部分的代码进行分析。在分配器中，为了解决多线程锁的争夺问题，分为了主分配区和非主分配区，每个进程有一个主分配区，还可以有多个非主分配区。主分配区用brk和mmap来分配，但是非主分配区使用mmap来映射内存。接下来我们对院代码进行分析。调用malloc函数的时候，又调用了__libc_malloc函数，接下来看下该函数的源码
void *
__libc_malloc( size_t bytes )
{
mstate ar_ptr;
void *victim;
void( hook ) ( size_t, const void )
= atomic_forced_read( malloc_hook );
if ( builtin_expect( hook != NULL, 0 ) )
return( (hook) (bytes, RETURN_ADDRESS( 0 ) ) );
arena_lookup( ar_ptr );
arena_lock( ar_ptr, bytes );
if ( !ar_ptr )
return(0);
victim = _int_malloc( ar_ptr, bytes );
if ( !victim )
{
LIBC_PROBE( memory_malloc_retry, 1, bytes );
ar_ptr = arena_get_retry( ar_ptr, bytes );
if ( __builtin_expect( ar_ptr != NULL, 1 ) )
{
victim = _int_malloc( ar_ptr, bytes );
(void) mutex_unlock( &ar_ptr->mutex );
}
}else
(void) mutex_unlock( &ar_ptr->mutex );
assert( !victim || chunk_is_mmapped( mem2chunk( victim ) ) ||
ar_ptr == arena_for_chunk( mem2chunk( victim ) ) );
return(victim);
}
其次，再看这个之前，需要先补充一点概念，先看下面这结构体
struct malloc_state
{
/* Serialize access. */
mutex_t mutex;
/* Flags (formerly in max_fast). */
int flags;
/* Fastbins */
mfastbinptr fastbinsY[NFASTBINS];
/* Base of the topmost chunk -- not otherwise kept in a bin */
mchunkptr top;
/* The remainder from the most recent split of a small request */
mchunkptr last_remainder;
/* Normal bins packed as described above */
mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];
/* Bitmap of bins */
unsigned int binmap[BINMAPSIZE];
/* Linked list */
struct malloc_state *next;
/* Linked list for free arenas. */
struct malloc_state *next_free;
/* Memory allocated from the system in this arena. */
INTERNAL_SIZE_T system_mem;
INTERNAL_SIZE_T max_system_mem;
};
在这个里面，我们需要先知道是如何对这些东西进行管理的，这里需要知道的是arena，heap，chunk三个。
- arena在开始说过，该结构主要存储的是一些较高层次的信息。arena的数量是有限的，满了以后就不再创建而是与其他的进行共享。如果该arena没有线程使用，就上锁，防止冲突，可以用来保证多线程堆空间的分配的高效。
- heap的话就是存储着堆的相关信息。
- chunk的话则是分配的内存单位，当我们进行申请的时候，就会得到一个chunk。
有了这个概念以后，再看上面的结构体，加上注释就可能好理解一点上面的结构体成员作如下理解。
mutex是互斥锁，前面说到的arena为了解决多线程冲突的问题，所以如果使用了该arena，会进行上锁。
后面的flags是标志位标志着一些特征，这里不做深入只需要有个概念。fastbins是一个链表后面再做解释，top指的是top chunk，bins也是一个chunk的链表数组，next指针指向的是下一个malloc_state的位置。而后面那个*next_free指针是指向下一个未使用的malloc_state的位置。最后两个结构体成员则是和系统目前分配的内存总量有关。回到__libc_malloc的源码,声明了一个结构体一个指针。然后
void *(*hook) (size_t, const void *)
= atomic_forced_read (__malloc_hook);
这个地方我们可以看一下宏定义
#define atomic_forced_read( x ) \
({ typeof(x)x; asm ("" : "=r" (x) : "0" (x) ); __x; })
typeof是返回类型，后面的是一段汇编代码，此处看内联汇编。该宏定义操作就是原子读，源代码处就是把malloc_hook函数地址放入任意寄存器再取出。而__malloc_hook函数的定义如下
void *weak_variable (*__malloc_hook)(size_t __size, const void *) = malloc_hook_ini;
__malloc_hook_ini的定义如下
static void * malloc_hook_ini (size_t sz, const void *caller){
__malloc_hook = NULL;
ptmalloc_init ();
return __libc_malloc (sz);
}
在ptmalloc中定义了一个hook，如果我们需要自定义堆分配函数，就可以把malloc_hook设置成我们自定义的函数，申请完成直接返回。如果我们没有自定义分配函数，那就会进入ptmalloc_init函数，该函数进行初始化，然后调用libc_malloc函数。
回到_libc_malloc的代码，关于arena_get函数，其作用就是获取当前的arena。然后调用int_malloc函数，后面如果我们ini_malloc函数分配失败，并且我们可以找到一个可用的arena，那就用尝试另一个arena。接下来分析int_malloc函数
函数开头声明了变量，根据注释可以理解。后面会慢慢解释
INTERNAL_SIZE_T nb; normalized request size * /
unsigned int idx; /* associated bin index /
* mbinptr bin; / associated bin */
mchunkptr victim; /* inspected/selected chunk /
* INTERNAL_SIZE_T size; / its size /
* int victim_index; / its bin index */
mchunkptr remainder; /* remainder from a split /
* unsigned long remainder_size; / its size */
unsigned int block; /* bit map traverser /
* unsigned int bit; / bit map traverser /
* unsigned int map; / current word of binmap */
mchunkptr fwd; /* misc temp for linking /
* mchunkptr bck; / misc temp for linking */
const char *errstr = NULL;
接下来，有一个宏，这个宏定义如下
#define request2size( req ) \
( ( (req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK < MINSIZE) ? \
MINSIZE : \
( (req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK)
在这里先引入chunk的定义，
struct malloc_chunk {
INTERNAL_SIZE_T prev_size;
INTERNAL_SIZE_T size;
struct malloc_chunk* fd;
struct malloc_chunk* bk;
struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if free. */
struct malloc_chunk* bk_nextsize;
};
这是chunk的结构体，下面是具体的结构，可以看出来，当一个chunk不被使用的时候，我们为了管理，至少需要prev_size，size，fd，bk这四个结构，所以一个chunk的最小大小，必须要有这几个结构，在request2size的宏定义里面的MINSIZE就是指最小大小。
chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Size of previous chunk |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
`head:' | Size of chunk, in bytes |P|
mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Forward pointer to next chunk in list |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Back pointer to previous chunk in list |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Unused space (may be 0 bytes long) .
. .
. |
nextchunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
`foot:' | Size of chunk, in bytes |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
当一个chunk在被使用的时候结构如下。所以这时候至少需要req+SIZE_SZ大小的内存，MALLOC_ALIGN_MASK用于对齐。
chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Size of previous chunk, if allocated | |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Size of chunk, in bytes |M|P|
mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| User data starts here... .
. .
. (malloc_usable_size() bytes) .
. |
nextchunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Size of chunk |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
到这里，这个宏定义的作用就是将请求的size转换成对应chunk的大小。
if ((unsigned long) (nb) <= (unsigned long) (get_max_fast ()))
{
idx = fastbin_index (nb);
mfastbinptr *fb = &fastbin (av, idx);
mchunkptr pp = *fb;
do
{
victim = pp;
if (victim == NULL)
break;
}
while ((pp = catomic_compare_and_exchange_val_acq (fb, victim->fd, victim))
!= victim);
if (victim != 0)
{
if (__builtin_expect (fastbin_index (chunksize (victim)) != idx, 0))
{
errstr = "malloc(): memory corruption (fast)";
errout:
malloc_printerr (check_action, errstr, chunk2mem (victim));
return NULL;
}
check_remalloced_chunk (av, victim, nb);
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
}
进入了一个if判断，后面的get_max_fast返回的是fastbin里面存储的最大值，经过request2size转换后的nb小于fastbin存储的最大值，那就先调用fastbin_index获取对应的索引，然后通过fastbin宏获得链表指针。这里的两个宏定义如下
#define fastbin_index( sz ) \
( ( ( (unsigned int) (sz) ) >> (SIZE_SZ == 8 ? 4 : 3) ) - 2)
#define fastbin( ar_ptr, idx ) ( (ar_ptr)->fastbinsY[idx])
下面进入了一个 do while 循环。此处是通过单链表的fd指针，指向下一个空闲chunk（victim -> fd），直到fd指针指向的地方为 NULL ，再下面的代码进行了检查，用 fastbin_index 宏对该 chunk 的 size 进行检查，判断是否属于该 idx 对应的索引。获得空闲的 chunk 后，就用 chunk2mem 得到内存指针，然后调用 alloc_perturb 进行初始化，返回该内存指针。假设 fastbin 中寻找失败，就进入下一步，这时候从 smallbin 中尝试。
if (in_smallbin_range (nb))
{
idx = smallbin_index (nb);
bin = bin_at (av, idx);
if ((victim = last (bin)) != bin)
{
if (victim == 0) /* initialization check */
malloc_consolidate (av);
else
{
bck = victim->bk;
if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim))
{
errstr = "malloc(): smallbin double linked list corrupted";
goto errout;
}
set_inuse_bit_at_offset (victim, nb);
bin->bk = bck;
bck->fd = bin;
if (av != &main_arena)
victim->size |= NON_MAIN_ARENA;
check_malloced_chunk (av, victim, nb);
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
}
}
首先，if里面的判断，该宏定义如下
#define in_smallbin_range( sz ) \
( (unsigned long) (sz) < (unsigned long) MIN_LARGE_SIZE)
该处基于我的本地计算后，512字节，也就是说，当nb的大小小于512字节时候，就满足该if判断，bin_at的宏定义如下
#define bin_at( m, i ) \
(mbinptr) ( ( (char *) &( (m)->bins[( (i) - 1) * 2]) ) \
- offsetof( struct malloc_chunk, fd ) )
根据smallbin_index获取索引，通过bin_at获得链表指针。
#define last(b) ((b)->bk)
此时的bin是smallbin的链表头，那么last(bin)实际上就是获得链表的最后一个chunk，而这里的检查也是判断该链表是否为空，如果不空，则进入到下面的代码。假设链表不为空，再进行一次判断，如果victim为0，则代表smallbin还没有初始化，调用malloc_consolidate进行初始化。如果不为0，说明已经初始化完成，那么后面接着往下走进入else，再对链表的完整性进行检查。此时因为smallbin的检查都通过了，那么根据大小索引出的链表，我们可以从中取出一个chunk，设置下一个chunk的PREV_INUSE的bit位，然后解链，取出该链表的最后一个chunk，在设置取出chunk的bit位，进行检查后返回内存指针。到此时。那么，如果不属于smallbin的大小的话，那就是属于largebin的大小，进入到else处的代码
if ( in_smallbin_range( nb ) )
{
... ...
}else {
idx = largebin_index( nb );
if ( have_fastchunks( av ) )
malloc_consolidate( av );
}
这里则是通过largebin_index获取idx后，首先检查了fastbin里是否有空闲的chunk，有的话先对fastbin里面的chunk进行合并。做完这些后，进入一个大的for循环
int iters = 0;
while ( (victim = unsorted_chunks( av )->bk) != unsorted_chunks( av ) )
{
bck = victim->bk;
if ( __builtin_expect( victim->size <= 2 * SIZE_SZ, 0 )
|| __builtin_expect( victim->size > av->system_mem, 0 ) )
malloc_printerr( check_action, "malloc(): memory corruption",
chunk2mem( victim ) );
size = chunksize( victim );
if ( in_smallbin_range( nb ) &&
bck == unsorted_chunks( av ) &&
victim == av->last_remainder &&
(unsigned long) (size) > (unsigned long) (nb + MINSIZE) )
{
/* split and reattach remainder */
remainder_size = size - nb;
remainder = chunk_at_offset( victim, nb );
unsorted_chunks( av )->bk = unsorted_chunks( av )->fd = remainder;
av->last_remainder = remainder;
remainder->bk = remainder->fd = unsorted_chunks( av );
if ( !in_smallbin_range( remainder_size ) )
{
remainder->fd_nextsize = NULL;
remainder->bk_nextsize = NULL;
}
set_head( victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0) );
set_head( remainder, remainder_size | PREV_INUSE );
set_foot( remainder, remainder_size );
check_malloced_chunk( av, victim, nb );
void *p = chunk2mem( victim );
alloc_perturb( p, bytes );
return(p);
}
/* remove from unsorted list */
unsorted_chunks( av )->bk = bck;
bck->fd = unsorted_chunks( av );
/* Take now instead of binning if exact fit */
if ( size == nb )
{
set_inuse_bit_at_offset( victim, size );
if ( av != &main_arena )
victim->size |= NON_MAIN_ARENA;
check_malloced_chunk( av, victim, nb );
void *p = chunk2mem( victim );
alloc_perturb( p, bytes );
return(p);
}
这段的话就进入到了遍历unsortedbin的阶段（注：该出代码省略了最外圈的for循环，这里依然是一个遍历过程），从unsortedbin的最后面的chunk开始往前遍历，通过检查以后，获得当前chunk的size，如果大小是在smallbin的范围内，并且unsortedbin里面只有一个chunk，还为last_reamainder的话，而且他的大小可以满足要求，那就对该chunk进行切割，并且设置好bit位，再把剩余的部分作为新的last_remainder链接到unsortedbin，如果剩下的部分超过了512字节也就是属于largebin部分，把fd_nextsize和bk_nextsize进行置空，然后把切割下来的那部分作为chunk返回，同时设置好相关的bit位，进行检查。当然，如果不满足条件则进行跳过该部分，将我们得到的unsortedbin的chunk进行解链，如果我们进行解链的chunk的size刚好符合nb，那就设置标志位，直接返回该victim。所以这里是一边寻找一边整理chunk。
int iters = 0;
while ((victim = unsorted_chunks (av)->bk) != unsorted_chunks (av))
{
bck = victim->bk;
if (__builtin_expect (victim->size <= 2 * SIZE_SZ, 0)
|| __builtin_expect (victim->size > av->system_mem, 0))
malloc_printerr (check_action, "malloc(): memory corruption",
chunk2mem (victim));
size = chunksize (victim);
......
......
......
/* place chunk in bin */
if (in_smallbin_range (size))
{
victim_index = smallbin_index (size);
bck = bin_at (av, victim_index);
fwd = bck->fd;
}
else
{
victim_index = largebin_index (size);
bck = bin_at (av, victim_index);
fwd = bck->fd;
/* maintain large bins in sorted order */
if (fwd != bck)
{
/* Or with inuse bit to speed comparisons */
size |= PREV_INUSE;
/* if smaller than smallest, bypass loop below */
assert ((bck->bk->size & NON_MAIN_ARENA) == 0);
if ((unsigned long) (size) < (unsigned long) (bck->bk->size))
{
fwd = bck;
bck = bck->bk;
victim->fd_nextsize = fwd->fd;
victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize;
fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
}
else
{
assert ((fwd->size & NON_MAIN_ARENA) == 0);
while ((unsigned long) size < fwd->size)
{
fwd = fwd->fd_nextsize;
assert ((fwd->size & NON_MAIN_ARENA) == 0);
}
if ((unsigned long) size == (unsigned long) fwd->size)
/* Always insert in the second position. */
fwd = fwd->fd;
else
{
victim->fd_nextsize = fwd;
victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize;
fwd->bk_nextsize = victim;
victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
}
bck = fwd->bk;
}
}
else
victim->fd_nextsize = victim->bk_nextsize = victim;
}
mark_bin (av, victim_index);
victim->bk = bck;
victim->fd = fwd;
fwd->bk = victim;
bck->fd = victim;
#define MAX_ITERS 10000
if (++iters >= MAX_ITERS)
break;
}
如果我们取出来的chunk大小不符合要求，就进行合并，那么进行合并，我们就需要判断其大小属于哪个范围，首先判断如果是属于smallbin的范围，一样的，获取索引，将链表指针赋值给bck、fwd为该链表的第一个chunk跳过else部分，看后面的插入操作，也就是
mark_bin (av, victim_index);
victim->bk = bck;
victim->fd = fwd;
fwd->bk = victim;
bck->fd = victim;
#define MAX_ITERS 10000
if (++iters >= MAX_ITERS)
break;
这部分代码，此处的mak_bin是用来标识chunk的，在binmap中，用bit位来标识该chunk是否空闲。这里的插入操作根据代码来看，首先把我们从unsortedbin中获得的chunk的bk指向链表指针，fd指向原本的第一个chunk，再把链表指针的fd和原本第一个chunk的bk指针指向victim，这里是插入到了链表的头部。到这是属于smallbin的，那么如果是属于largebin的呢？我们回到else的代码部分，在这个部分里，用largebin_index获取对应的索引，然后通过索引获得对应的链表指针，如果fwd和bck相等了，则说明此时的链表为空，直接进入到后面的插入操作。并且将fd_nextsize和bk_nextsize指向自己。如果不为空，则直接获得最小size的chunk，也就是从bck-> bk指向最后面的chunk，如果该chunk的size比最小的还要小，就不用遍历，直接更新fwd和bck，把链表指针赋值给fwd，bck指向最小的chunk，下面就是将chunk链接进去的操作，将fd_nextsize指向最大的chunk，再把最大chunk的bk_nextsize指向该chunk，形成循环。如果比最小的chunk大的话，用while循环，找到应该插入的位置，在largebin中，如果大小相同的chunk，用最先释放进去的chunk作为堆头，通过fd_nextsisze和bk_nextsize和其他堆头进行链接，后续还有大小一致的chunk的话，就插入到堆头的后面，不去修改堆头。所以该处有个大小的判断，如果找到了，那就总是插入到第二个chunk的位置处。如果没有一样大小的话，那就是把这个chunk作为新的堆头，下面的else里面就是对fd_nextsize和bk_nextsize进行设置。同时最后是由插入操作的，所以需要更新下bck的值。注意，这里的链表是有顺序的，也就是除了头部和尾部的chunk，fd_nextsize要永远指向比自己小的chunk，bk_nextsize要永远指向比自己大的chunk。此时关于我们从unsortedbin中取出的chunk的整理完了。接下来继续我们的分配
if (!in_smallbin_range (nb))
{
bin = bin_at (av, idx);
/* skip scan if empty or largest chunk is too small */
if ((victim = first (bin)) != bin &&
(unsigned long) (victim->size) >= (unsigned long) (nb))
{
victim = victim->bk_nextsize;
while (((unsigned long) (size = chunksize (victim)) <
(unsigned long) (nb)))
victim = victim->bk_nextsize;
/* Avoid removing the first entry for a size so that the skip
list does not have to be rerouted. */
if (victim != last (bin) && victim->size == victim->fd->size)
victim = victim->fd;
remainder_size = size - nb;
unlink (victim, bck, fwd);
/* Exhaust */
if (remainder_size < MINSIZE)
{
set_inuse_bit_at_offset (victim, size);
if (av != &main_arena)
victim->size |= NON_MAIN_ARENA;
}
/* Split */
else
{
remainder = chunk_at_offset (victim, nb);
/* We cannot assume the unsorted list is empty and therefore
have to perform a complete insert here. */
bck = unsorted_chunks (av);
fwd = bck->fd;
if (__glibc_unlikely (fwd->bk != bck))
{
errstr = "malloc(): corrupted unsorted chunks";
goto errout;
}
remainder->bk = bck;
remainder->fd = fwd;
bck->fd = remainder;
fwd->bk = remainder;
if (!in_smallbin_range (remainder_size))
{
remainder->fd_nextsize = NULL;
remainder->bk_nextsize = NULL;
}
set_head (victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
set_head (remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
set_foot (remainder, remainder_size);
}
check_malloced_chunk (av, victim, nb);
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
}
这里的话就是要从largebin中取出chunk了，一样的，用idx获得索引，用索引获得对应的链表指针，看这个if的判断条件，first的宏定义
#define first(b) ((b)->fd)
判断这里的是否为空，或者最大的chunk都不能满足请求的size，那就进入else的部分，而这里的一样的使用了remainder这个chunk，区别就是不能断定此时的unsortedbin里面是否是空的，插入操作需要注意一下。回到if哪里，如果条件可以满足，那就获得最小的那个chunk，然后往前遍历，找到size大于nb的第一个chunk，同样，避免修改堆头的指针，找到以后，因为不是恰好满足，所以需要分割，第一部分返回给用户，第二部分分两种情况，如果size小于MINSIZE，就不能当做最小的chunk了，那就一整个的返回给用户，如果可以，那就把剩余的部分当做remainder插入进去unsortedbin中。再继续往下看
++idx;
bin = bin_at( av, idx );
block = idx2block( idx );
map = av->binmap[block];
bit = idx2bit( idx );
for (;; )
{
/* Skip rest of block if there are no more set bits in this block. */
if ( bit > map || bit == 0 )
{
do
{
if ( ++block >= BINMAPSIZE ) /* out of bins */
goto use_top;
}
while ( (map = av->binmap[block]) == 0 );
bin = bin_at( av, (block << BINMAPSHIFT) );
bit = 1;
}
/* Advance to bin with set bit. There must be one. */
while ( (bit & map) == 0 )
{
bin = next_bin( bin );
bit <<= 1;
assert( bit != 0 );
}
/* Inspect the bin. It is likely to be non-empty */
victim = last( bin );
if ( victim == bin )
{
av->binmap[block] = map &= ~bit; /* Write through */
bin = next_bin( bin );
bit <<= 1;
}else {
size = chunksize( victim );
/* We know the first chunk in this bin is big enough to use. */
assert( (unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb) );
remainder_size = size - nb;
/* unlink */
unlink( victim, bck, fwd );
/* Exhaust */
if ( remainder_size < MINSIZE )
{
set_inuse_bit_at_offset( victim, size );
if ( av != &main_arena )
victim->size |= NON_MAIN_ARENA;
}
/* Split */
else{
remainder = chunk_at_offset( victim, nb );
/* We cannot assume the unsorted list is empty and therefore
* have to perform a complete insert here. */
bck = unsorted_chunks( av );
fwd = bck->fd;
if ( __glibc_unlikely( fwd->bk != bck ) )
{
errstr = "malloc(): corrupted unsorted chunks 2";
goto errout;
}
remainder->bk = bck;
remainder->fd = fwd;
bck->fd = remainder;
fwd->bk = remainder;
/* advertise as last remainder */
if ( in_smallbin_range( nb ) )
av->last_remainder = remainder;
if ( !in_smallbin_range( remainder_size ) )
{
remainder->fd_nextsize = NULL;
remainder->bk_nextsize = NULL;
}
set_head( victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0) );
set_head( remainder, remainder_size | PREV_INUSE );
set_foot( remainder, remainder_size );
}
check_malloced_chunk( av, victim, nb );
void *p = chunk2mem( victim );
alloc_perturb( p, bytes );
return(p);
}
}
通过前面的部分，还没有找到满足要求的chunk的话，就改变idx，++idx就是代表着从下一个更大的链表里面进行寻找，之前说过binmap，现在详解说下，一个bit位表示对应位置是否有空闲chunk，1为真，0为假，然后
/* Conservatively use 32 bits per map word, even if on 64bit system */
#define BINMAPSHIFT 5
#define BITSPERMAP (1U << BINMAPSHIFT)
#define BINMAPSIZE (NBINS / BITSPERMAP)//128 100000
#define idx2block(i) ((i) >> BINMAPSHIFT)
#define idx2bit(i) ((1U << ((i) & ((1U << BINMAPSHIFT) - 1))))
#define mark_bin(m, i) ((m)->binmap[idx2block (i)] |= idx2bit (i))
#define unmark_bin(m, i) ((m)->binmap[idx2block (i)] &= ~(idx2bit (i)))
#define get_binmap(m, i) ((m)->binmap[idx2block (i)] & idx2bit (i))
相关的宏定义在这，一共有4个block，也就是4*4个字节，共128个bit管理bin数组，所以这里的计算就是获取所属block，然后获取map，进入循环，如果bit大于map，则说明没有满足的空闲的chunk，所以需要找下一个block。如果找到了，则获得对应的链表指针，并且满足对应链表不为空，就是和上面的largebin一样的操作。此处的话补充一下，bins的长度为127，前面6个为smallbin，后64个为largebin，下标为1的第一个bin为unsortedbin。如果遍历完没有的话，就轮到topchunk了
use_top:
victim = av->top;
size = chunksize (victim);
if ((unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb + MINSIZE))
{
remainder_size = size - nb;
remainder = chunk_at_offset (victim, nb);
av->top = remainder;
set_head (victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
set_head (remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
check_malloced_chunk (av, victim, nb);
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
/* When we are using atomic ops to free fast chunks we can get
here for all block sizes. */
else if (have_fastchunks (av))
{
malloc_consolidate (av);
/* restore original bin index */
if (in_smallbin_range (nb))
idx = smallbin_index (nb);
else
idx = largebin_index (nb);
}
/*
Otherwise, relay to handle system-dependent cases
*/
else
{
void *p = sysmalloc (nb, av);
if (p != NULL)
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
这里的话，首先比较下topchunk的size是否满足nb+MINSIZE，然后 满足的话，就是一样的切割，设置标志位，进行检查，然后返回切割下来的部分给用户。更新topchunk。还没找到合适的chunk，检查fastbin，如果有空闲chunk，进行合并整理，回到for循环。最后没找到，就用sysmalloc函数进行分配。代码里可以看到，在else if的代码里。有malloc_co函数，那么这里就对补上malloc_consolidate的分析
static void malloc_consolidate( mstate av )
{
mfastbinptr* fb; /* current fastbin being consolidated /
* mfastbinptr maxfb; /* last fastbin (for loop control) /
* mchunkptr p; / current chunk being consolidated /
* mchunkptr nextp; / next chunk to consolidate /
* mchunkptr unsorted_bin; / bin header /
* mchunkptr first_unsorted; / chunk to link to */
/* These have same use as in free() */
mchunkptr nextchunk;
INTERNAL_SIZE_T size;
INTERNAL_SIZE_T nextsize;
INTERNAL_SIZE_T prevsize;
int nextinuse;
mchunkptr bck;
mchunkptr fwd;
if ( get_max_fast() != 0 )
{
clear_fastchunks( av );
unsorted_bin = unsorted_chunks( av );
maxfb = &fastbin( av, NFASTBINS - 1 );
fb = &fastbin( av, 0 );
do
{
p = atomic_exchange_acq( fb, 0 );
if ( p != 0 )
{
do
{
check_inuse_chunk( av, p );
nextp = p->fd;
/* Slightly streamlined version of consolidation code in free() */
size = p->size & ~(PREV_INUSE | NON_MAIN_ARENA);
nextchunk = chunk_at_offset( p, size );
nextsize = chunksize( nextchunk );
if ( !prev_inuse( p ) )
{
prevsize = p->prev_size;
size += prevsize;
p = chunk_at_offset( p, -( (long) prevsize) );
unlink( p, bck, fwd );
}
if ( nextchunk != av->top )
{
nextinuse = inuse_bit_at_offset( nextchunk, nextsize );
if ( !nextinuse )
{
size += nextsize;
unlink( nextchunk, bck, fwd );
} else
clear_inuse_bit_at_offset( nextchunk, 0 );
first_unsorted = unsorted_bin->fd;
unsorted_bin->fd = p;
first_unsorted->bk = p;
if ( !in_smallbin_range( size ) )
{
p->fd_nextsize = NULL;
p->bk_nextsize = NULL;
}
set_head( p, size | PREV_INUSE );
p->bk = unsorted_bin;
p->fd = first_unsorted;
set_foot( p, size );
}else {
size += nextsize;
set_head( p, size | PREV_INUSE );
av->top = p;
}
}
while ( (p = nextp) != 0 );
}
}
while ( fb++ != maxfb );
}else {
malloc_init_state( av );
check_malloc_state( av );
}
}
先判断是否进行了初始化，初始化了以后进入到if里面，然后使用clear_fastchunks进行标志位设置，
#define clear_fastchunks(M) catomic_or (&(M)->flags, FASTCHUNKS_BIT)
然后通过unsorted_chunks获得链表指针，获得fastbin中的最大和最小的chunk。进入到do while循环遍历fastbin中的链表。然后将fb指针取出，并且将链表头设置为0，再次进入do while循环，通过fd指针进行该链表的chunk的遍历，清除bit位。首先判断前面的chunk有没有在使用，如果没有，就把她进行合并，并把指针更新，unlink取出前一个chunk。再往下，如果下一个chunk不是topchunk，那就判断下一个chunk，如果下一个chunk也是空闲，一起合并，unlink取出下一个chunk。如果没有空闲，更新prev_inuse位，表示前一个chunk未使用。然后把合并后的chunk放入到unsortedbin里面，如果合并后的chunk的size属于smallbin的话，需要清除fd_nextsize和bk_nextsize；然后设置头部完善双链。设置脚部。如果下一个chunk是topchunk，那就直接并入topchunk中，然后更新topchunk的size和内存指针。
最后，整个流程为
- 先看请求的大小，先判断是否属于fastbin，从fastbin中进行查找。
- 进入到判断smallbin的流程，如果smallbin为空，也就是没有初始化，进行整合初始化；如果是一个largebin大小的请求，并且fastbin里面有chunk，进行整合。
- 遍历unsortedbin中的chunk，一边查找一边将里面的chunk按照大小进行插入。当我们的请求属于smallbin并且unsortedbin中有且只有一个last_remainder的时候，切割last_remainder；或者找到大小刚好适合的chunk返回。
- 整理完unsortedbin后，从largebin中进行查找，此时如果largebin为空或者最大的chunk的size小于请求的大小，切割remainder。
- 从largebin中大于指定的大小的链表进行查找，找到的话，和在largebin中的操作大致一致。
- 从topchunk中进行分配，topchunk不行，如果fastbin中有空闲的chunk的话，合并fastbin中的chunk加入到unsortedbin中，再从3开始进行；如果fastbin中没有，sysmalloc进行分配
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