GoLang之堆内存系列二(堆内存分配mallocgc)

GoLang之堆内存系列二(堆内存分配mallocgc)

注：本文基于Windos系统上Go SDK v1.16进行讲解

1.堆内存分配mallocgc介绍

mallocgc是负责堆分配的关键函数，runtime中的new系列和make系列函数都依赖它。它的主要逻辑可以分成四个部分：

2.第一部分：辅助GC

如果程序申请堆内存时正处于GC标记阶段，那么，当下已分配的堆内存还没标记完，你这边又要分配新的堆内存。万一内存申请的速度超过了GC标记的速度，那就不妙了~
所以，申请一字节内存空间需要做多少扫描工作，或者说，完成一字节扫描工作后，可以分配多大的内存空间，那都是根据GC扫描的进度更新计算的，绝对合理！

不过既然都开始辅助GC了，也不能白折腾一场，切换来切换去的好麻烦~
所以每次执行辅助GC，最少要扫描64KB。
先不要替那些申请小块内存的协程感到不公平，因为协程每次执行辅助GC，多出来的部分会作为信用存储到当前G中，就像信用卡的额度一样，后续再执行mallocgc()时，只要信用额度用不完，就不用执行辅助GC了~

此外，还有一种偷懒的办法来逃避辅助GC的责任，那就是：窃取信用
后台的GC mark worker执行扫描任务，会在全局gcController的bgScanCredit这里积累信用。如果能够窃取足够多的信用值来抵消当前协程背负的债务，那也就不用执行辅助GC了~

过了辅助GC这一关，就进入到"第二部分：空间分配"

3.第二部分：空间分配

这里就需要根据要分配的空间大小，以及是否为noscan型空间来选择不同的分配策略了。先来看一下是如何选择策略的：
maxSmallSize是32KB，maxTinySize等于16B。也就是说：
（1）小于16字节，而且是noscan类型的内存分配请求，会使用tiny allocator；
（2）大于32KB的内存分配，包括noscan和scannable类型，都会采用大块内存分配器；
（3）剩下的，大于等于16B且小于等于32KB的noscan类型；以及小与等于32KB的scannable类型的分配请求，都会直接匹配预置的大小规格来分配。

if size <= maxSmallSize {
  if noscan && size < maxTinySize {
    // 使用tiny allocator分配
  } else {
    // 使用mcache.alloc中对应的mspan分配
  }
} else {
  // 直接根据需要的页面数，分配大的mspan
}

大于32KB的大块内存额外处理，这很好理解。因为预置的内存规格最大才32KB，所以会直接根据需要的页面数分配一个新的span。
而对于小于16字节的内存分配，也不直接匹配预置内存规格，主要是为了减少浪费~
如果需要连续分配16次1字节的内存，每次分配时匹配预置的内存规格8字节（这是最小的了），那么每次都会浪费7字节：

而tiny allocator能够将几个小块的内存分配请求合并，所以16次1字节的内存分配请求可以合并到一个16字节的内存块中：
诸如此类，可以提高内存利用率~

那tiny allocator从哪里分配内存呢？
每个P的mcache这里有专门用于tiny allocator的内存（mcache.tiny），这是一个16字节大小的内存单元，mcache.tinyoffset记录这段内存已经用到哪里了：

type mcache struct {
  nextSample uintptr
  scanAlloc  uintptr
  tiny       uintptr
  tinyoffset uintptr
  tinyAllocs uintptr
  alloc      [numSpanClasses]*mspan
  stackcache [_NumStackOrders]stackfreelist
  flushGen   uint32
}

如果tiny allocator要分配size大小的内存空间，而mcache中的tinyoffset经对齐后还够分配size大小的内存，就在tiny内存块中直接分配：

如果剩余的空间不够了，就从当前P的mcache中找到对应的mspan，重新拿一个16字节大小的内存块过来用；
如果本地缓存中相应规格的mspan也没有空间了，就会从mcentral中拿一个新的mspan过来。分配完以后，如果新拿来的内存块的剩余空间比旧内存块的剩余空间大，那就用新的内存块把旧的tiny替换掉。

这就是tiny allocator的大致工作过程。
至于最后一种，直接通过本地mcache与全局mcentral配合工作，获取规格匹配的mspan即可~
空间分配好了还没完，总要记录下哪些内存已分配，哪些数据需要GC扫描，才好继续内存管理工作吧？

4.第三部分：位图标记

我们已经介绍过堆内存管理中主要的位图标记，不过，要标记一个内存块，就要先找到它对应的位图标记在哪儿。所以，这一次我们需要梳理一下：
通过一个堆内存地址，如何找到对应的heapArena和mspan~
让我们来做几道数学题！

第一题：

已知：一个堆内存地址p，arena区域起始地址为arenaBaseOffset，每个arena大小为heapArenaBytes。
求：p处在第几个arena中？
答案：arena编号= (p - arenaBaseOffset) / heapArenaBytes

第二题：

已知：amd64架构的Linux环境下，一个arena大小和对齐边界都是64M（26位），而虚拟地址空间中的线性地址有48位，那48位的线性地址可以寻址的虚拟地址空间，就是2的48次方这么大。
求：这么大空间可以划分成多少个arena？
答案：4M个(22位)

如果我们直接把所有heapArena的地址放到一个数组中，并用arena编号作为索引来定位heapArena，那这个数组得有32MB，似乎 还可以接受~

但是在amd64架构的Windows环境下，一个arena大小只有4M，那么整个虚拟地址空间一共可以划分为64M个arena（26位）。
若是仍然采用arena编号来索引，那这个数组得有512MB，这就有点儿接受无能了！
所以，Go的开发者把heapArena的地址存到了一个二维数组里：

寻址heapArena时，也不能直接使用arena的编号了。而是根据arena编号计算出一个arenaIdx(其实就是arenIndex简写了)，它本质上是个uint，只不过分两部分，分别作为两个维度的索引：

在amd64架构的Windows环境下：
（1）arenas数组第一维有64个元素，所以arenaIdx第一维索引占6位；
（2）第二维数组长度为1M(20位)，所以arenaIdx中低20位用作第二维的索引。
注：2＾20＊2＾6＝2＾26

但在amd64架构的Linux环境下：
这个arenas数组第一维只有一个元素，第二维有4M个元素，arenaIdx的低22位都用做第二维的索引，本质上和直接用arena编号是一样的~

到这里，总算是能够根据内存地址找到对应的heapArena了~
剩下的就是找mspan了！

让我们来看最后一题：

已知：arena中每个page大小为pageSize，每个arena中有pagesPerArena个page。
求：p处在这个arena中第几个page?
答案：page编号= (p / pageSize) % pagesPerArena
确定了page的索引，就能在heapArena.spans数组中找到对应的mspan了~

不过标记完了也还不能结束…

5.第四部分：收尾工作

这包括多个操作，我们只提要点：
（1）判断如果处在GC的标记阶段就标记新分配的对象；
（2）在memory profile开启的情况下，每分配nextSample字节内存以后，就进行一次采样；
（3）在分配的过程中，size可能是向上对齐过的，所以可能会变大。而dataSize保存了原来真实的size值，所以要从分配内存的goroutine的gcAssistBytes中减去因size对齐而额外多分配的大小；
（4）最后检测如果达到了GC的触发条件，就发起GC。

6.总结

这一次我们了解了负责分配内存的mallocgc()函数的主要逻辑，期间介绍了：
（1）辅助GC；
（2）三种内存分配策略；
（3）从内存地址定位到heapArena和mspan的过程。
希望能帮助大家get到堆内存分配的大致框架~