malloc源码分析---3
malloc源码分析—_int_malloc
上一章分析了_int_malloc的前面一小部分，本章继续往下看，
_int_malloc — fastbin
static void * _int_malloc(mstate av, size_t bytes) {
...
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),
av);
return NULL;
}check_remalloced_chunk (av, victim, nb);
void *p = chunk2mem(victim);
alloc_perturb(p, bytes);
return p;
}
}
...
}get_max_fast返回fastbin可以存储内存的最大值，它在ptmalloc的初始化函数malloc_init_state中定义，后面会分析这个函数。
如果需要分配的内存大小nb落在fastbin的范围内，首先调用fastbin_index获得chunk大小nb对应的fastbin索引。
#define fastbin_index(sz) \
((((unsigned int) (sz)) >> (SIZE_SZ == 8 ? 4 : 3)) - 2)减2是根据fastbin存储的内存最小值计算的，本章假设SIZE_SZ=4，因此改写后idx = nb/8-2。
获得索引idx后，就通过fastbin取出空闲chunk链表指针，mfastbinptr其实就是malloc_chunk指针，
#define fastbin(ar_ptr, idx) ((ar_ptr)->fastbinsY[idx])下面的do、while循环又是一个CAS操作，其作用是从刚刚得到的空闲chunk链表指针中取出第一个空闲的chunk(victim)，并将链表头设置为该空闲chunk的下一个chunk(victim->fd)。这里注意，fastbin中使用的是单链表，而后面smallbin使用的是双链表。
获得空闲chunk后，需要转换为可以存储的内存指针，chunk2mem上一章分析过了，就是返回malloc_chunk结构中fd所在的位置，因为当一个chunk被使用时，malloc_chunk结构中fd、bk包括后面的变量都没有用了。最后调用alloc_perturb对用户使用的内存进行初始化，然后就返回该内存的指针了。
假设fastbin中没有找到空闲chunk，或者fastbin根本没有初始化，或者其他原因，就进入下一步，从smallbin中获取内存，因此继续往下看.
_int_malloc — smallbin & largebin
static void * _int_malloc(mstate av, size_t bytes) {
...
if (in_smallbin_range(nb)) {
idx = smallbin_index(nb);
bin = bin_at (av, idx);
if ((victim = last(bin)) != bin) {
if (victim == 0)
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;
}
}
}else {
idx = largebin_index(nb);
if (have_fastchunks(av))
malloc_consolidate(av);
}
...
}首先
#define in_smallbin_range(sz) \
((unsigned long) (sz) < (unsigned long) MIN_LARGE_SIZE)基于本章假设，MIN_LARGE_SIZE经过换算后为512字节，因此低于512字节大小的内存块都归smallbin管理。
接下来通过bin_at获得smallbin空闲chunk链表指针，
#define bin_at(m, i) \
(mbinptr) (((char *) &((m)->bins[((i) - 1) * 2])) \
- offsetof (struct malloc_chunk, fd))这里乘2，并且减去fd相对于malloc_chunk中的位置是因为smallbin中存储的是fd和bk指针。
last定义为
#define last(b) ((b)->bk)该函数获得chunk的前一个chunk，由因为该chunk是smallbin的链表头，因此获得的是最后一个chunk，如果两者相等，表示对应的链表为空，什么都不做。
这里假设不相等，接下来有两种情况，第一种是victim=0，表示smallbin还没有初始化，这里需要特别说明一下这里。smallbin初始化为malloc_chunk指针数组，虽然定义为指针数组，但实际上存储的是fd和bk指针，如下所示
|fd|bk|fd|bk|…|fd|bk|
当smallbin还未初始化时，假设idx=1，根据bin_at取出的bin是一个虚拟的malloc_chunk指针，bin->fd，是第二个fd，因此bin->bk就是对应的bk，其值为0（bin->bk取出的不是地址，而是值）。因此当victim为0时，可以断定smallbin未初始化，此时调用malloc_consolidate进行初始化，
static void malloc_consolidate(mstate av) {
...
if (get_max_fast () != 0) {
...
} else {
malloc_init_state(av);
check_malloc_state(av);
}
}省略代码的if语句里是将fastbin中的chunk进行合并，然后添加到bins中，这里不分析，因为还未初始化，因此get_max_fast返回0，后面的章节碰到了再分析。进入else部分，check_malloc_state为空函数，malloc_init_state就是主要的初始化函数，
static void malloc_init_state(mstate av) {
int i;
mbinptr bin;
for (i = 1; i < NBINS; ++i) {
bin = bin_at (av, i);
bin->fd = bin->bk = bin;
}
#if MORECORE_CONTIGUOUS
if (av != &main_arena)
#endif
set_noncontiguous(av);
if (av == &main_arena)
set_max_fast(DEFAULT_MXFAST);
av->flags |= FASTCHUNKS_BIT;
av->top = initial_top (av);
}该函数做了四件事情，第一是初始化malloc_state中的bins数组，初始化的结果是对bins数组中的每一个fd和对应的bk，都初始化为fd的地址，即fd=bk=&fd；第二是设置fastbin可管理的内存块的最大值，即global_max_fast，DEFAULT_MXFAST定义为，
#define DEFAULT_MXFAST (64 * SIZE_SZ / 4)本章假设为64，set_max_fast定义为
#define set_max_fast(s) \
global_max_fast = (((s) == 0) \
? SMALLBIN_WIDTH : ((s + SIZE_SZ) & ~MALLOC_ALIGN_MASK))第三是设置一些标志位；第四是初始化分配去中的top chunk，就是一个malloc_chunk指针，fd保存在bins[0]中（smallbin中不使用bins[0]和bins[1]）。
重新回到_int_malloc中，假设victim不为0，下面就从双向链表中取出victim，设置其中的标志位，然后返回用户可分配的内存指针。
假设smallbin中没有空闲chunk可用，下面就要开始寻找largebin了，largebin_index定义为
#define largebin_index(sz) \
(SIZE_SZ == 8 ? largebin_index_64 (sz) \
: MALLOC_ALIGNMENT == 16 ? largebin_index_32_big (sz) \
: largebin_index_32 (sz))根据前面SIZE_SZ的假设，这里largebin_index对应的就是largebin_index_32，定义为
#define largebin_index_32(sz) \
(((((unsigned long) (sz)) >> 6) <= 38) ? 56 + (((unsigned long) (sz)) >> 6) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 9) <= 20) ? 91 + (((unsigned long) (sz)) >> 9) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 12) <= 10) ? 110 + (((unsigned long) (sz)) >> 12) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 15) <= 4) ? 119 + (((unsigned long) (sz)) >> 15) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 18) <= 2) ? 124 + (((unsigned long) (sz)) >> 18) :\
126)这里就不多解释了，如果需要知道sz和索引的对应关系，可以自己计算一下。
再接下来have_fastchunks根据标志位判断fastbin中是否有空闲chunk，如果有，就调用malloc_consolidate将这些chunk和并，然后加入到unsortedbin中。
_int_malloc — 合并fastbin
下面重新看一下malloc_consolidate函数。
static void malloc_consolidate(mstate av) {
mfastbinptr* fb;
mfastbinptr* maxfb;
mchunkptr p;
mchunkptr nextp;
mchunkptr unsorted_bin;
mchunkptr first_unsorted;
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;
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(av, p, bck, fwd);
}
if (nextchunk != av->top) {
nextinuse = inuse_bit_at_offset(nextchunk, nextsize);
if (!nextinuse) {
size += nextsize;
unlink(av, 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 {
...
}
}因为ptmalloc前面已经初始化过了，这里直接进入if内部，首先通过clear_fastchunks设置标志位表示fastbin中存在空闲chunk，
#define clear_fastchunks(M) catomic_or (&(M)->flags, FASTCHUNKS_BIT)然后通过unsorted_chunks获得bins数组中unsortedbin对应的malloc_chunk指针（其fd和bk指针对应bins[0]和bins[1]）。
#define unsorted_chunks(M) (bin_at (M, 1))再往下，将fastbin中的最大和最小的chunk对应的malloc_chunk指针赋值给maxfb和fb，然后通过do，while循环遍历fastbin中的每个chunk链表，atomic_exchange_acq又是一个CAS操作，该函数取出fb指针，并将原来的chunk链表头指针的值设为0，表示chunk链表空闲了。然后开始进入内层的循环，这里遍历的是每个chunk链表中的每个malloc_chunk指针。
接下来首先去除chunk中的PREV_INUSE和NON_MAIN_ARENA标志，为了获得chunk的大小（size中的最低三位被用来作为标志位，并且fastbin中chunk的标志位IS_MMAPPED默认为0）。然后通过chunk_at_offset和chunksize获得下一个chunk以及其大小，
#define chunk_at_offset(p, s) ((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))
#define SIZE_BITS (PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
#define chunksize(p) ((p)->size & ~(SIZE_BITS))再往下，如果chunk的前一个chunk没在使用中，就合并该chunk与前一个chunk，主要是重新计算malloc_chunk的指针，并调用unlink将前一个chunk从bins数组中删除，
#define unlink(AV, P, BK, FD) { \
FD = P->fd; \
BK = P->bk; \
if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0)) \
malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P, AV); \
else { \
FD->bk = BK; \
BK->fd = FD; \
if (!in_smallbin_range (P->size) \
&& __builtin_expect (P->fd_nextsize != NULL, 0)) { \
if (__builtin_expect (P->fd_nextsize->bk_nextsize != P, 0) \
|| __builtin_expect (P->bk_nextsize->fd_nextsize != P, 0)) \
malloc_printerr (check_action, \
"corrupted double-linked list (not small)", \
P, AV); \
if (FD->fd_nextsize == NULL) { \
if (P->fd_nextsize == P) \
FD->fd_nextsize = FD->bk_nextsize = FD; \
else { \
FD->fd_nextsize = P->fd_nextsize; \
FD->bk_nextsize = P->bk_nextsize; \
P->fd_nextsize->bk_nextsize = FD; \
P->bk_nextsize->fd_nextsize = FD; \
} \
} else { \
P->fd_nextsize->bk_nextsize = P->bk_nextsize; \
P->bk_nextsize->fd_nextsize = P->fd_nextsize; \
} \
} \
} \
}简单来说，该宏定义就是将前一个chunk从两个双线链表中删除，fd和bk指针构成的双向链表存在于smallbin和largebin中，fd_nextsize和bk_nextsize指针构成的双向链表只存在于largebin中。
再往下，如果相邻的下一个chunk不是top chunk，并且下一个chunk不在使用中，就继续合并，否则，就清除下一个chunk的PREV_INUSE，表示该chunk已经空闲了。
然后将刚刚合并完的chunk添加进unsorted_bin中，unsorted_bin也是一个双向链表。
如果合并完的chunk属于smallbin的大小，则需要清除fd_nextsize和bk_nextsize，因为smallbin中的chunk不会使用这两个指针。并且通过setHead保证不会有相邻的两个chunk都空闲，并且通过setFoot设置下一个chunk的prev_size。
如果相邻的下一个chunk是top chunk，则将合并完的chunk继续合并到top chunk中。
至此，malloc_consolidate就分析完了，总结一下，malloc_consolidate就是遍历fastbin中每个chunk链表的每个malloc_chunk指针，合并前一个不在使用中的chunk，如果后一个chunk是top chunk，则直接合并到top chunk中，如果后一个chunk不是top chunk，则合并后一个chunk并添加进unsorted_bin中。
下一章继续往下分析_int_malloc函数。