| | 计算对齐偏移，align_as_chunk中会有chunk2mem的调用。 | | mstate m = (mstate)(chunk2mem(msp));
| | malloc_state的位置比对块其后的malloc_chunk偏移8个字节(32Bit计算)。
| | （2）大小计算：
| | msp->head = (pad_request(sizeof(structmalloc_state)) | PINUSE_BIT | CINUSE_BIT)
| | malloc_chunk的大小只计算了malloc_state，而不是可用空间的大小，可用空间大小是在
| | malloc_state中设置的
| |
| | m->seg.base = m->least_addr =tbase;
| | m->seg.size = m->footprint =m->max_footprint = tsize;
| |
| | （3）内存块链表的初始化
| | init_bins(m);
| | malloc_state结构中smallbins是一个malloc_chunk的指针数组，特别需要注意它的定义和使
| | 用。
| | smallbins[(NSMALLBINS+1)*2]
| | 这里一共分配了 sizeof(malloc_chunk*) * (NSMALLBINS+1) * 2个字节
| | 在使用的时候是通过smallbin_at来获取对应的指针，这个宏返回的地址实际上是smallbins中
| | 元素的地址，并将这个地址强制转换为malloc_chunk类型变量，也就是说如果通过这个
| | 指针访问/修改变量，实际上修改的是smallbins的内容，而且
| | p = smallbin_at(m, i)得到的p和smallbins对应关系是：
| | p->prev_foot <==>smallbins[i*2]
| | p->head <==>smallbins[i*2 + 1]
| | p->fd <==> smallbins[i*2 + 1 + 1] ==smallbins[(i＋1)*2]， smallbin_at(i+1)的返回值
| | （4）计算下一个malloc_chunk的位置，这个malloc_chunk才是用于维护后面连续的内存块的
| | next_chunk(mem2chunk(m))
| | 初始化空闲内存块的信息
| | init_top(m, mn, (size_t)((tbase + tsize) - (char*)mn) -TOP_FOOT_SIZE)
| | 这个函数做两件事:
| | i、设置malloc_state真正的开始分配位置和可用到小；
| | ii、设置"最后"一个malloc_chunk(末尾的块，不用特殊用途)的大小，这个块的是没有使用的标
| | 志位的。
| |---->分配线程缓存AllocCache(nedpool* p)
| |-->分配新的threadcache结构
| tc=p->caches[n]=(threadcache *)mspace_calloc(p->m[0], 1,sizeof(threadcache))
| mspace_malloc(此函数中的逻辑分支较多，需要结合内存释放来分析，后面我们再详细看)，由于
| threadcache比较小，
| 所以这里大小会调整为MIN_CHUNK_SIZE，并且内存会在malloc_state的top中分配
| size_t rsize = ms->topsize -=nb;
| mchunkptr p = ms->top;
| mchunkptr r = ms->top = chunk_plus_offset(p,nb);
| r->head = rsize | PINUSE_BIT;
| |
| |
| 初始化thread_cache，并设置线程的TLS
| TlsSetValue(p->mycache, (void *)(size_t)(n+1))
| 需要注意的是：这里用的值是n+1，另外tc->mymspace =tc->threadid % end(这里求余实际上是为了减少碰撞)
| (事实上thread_cache结构是用于维护内存申请者内存块信息的中间结构)
如果返回的内存缓存thread_cache结构有效，而且调整后的大小，那么请求的内存从cache中分配threadcache_malloc(p,tc, &size)
| |-->分配内存的时候是按照块对齐的(8,16,20...)字节，所以这里首先计算能满足用户需求的最小的块大小
| (threadcache有一个在使用上和malloc_state的smallbins非常相似的结构设计成员bins,它是threadcacheblk的指
| 针数组，但是在使用上，它们有所不同)
| |
| 获取对应块大小对齐的指针binsptr=&tc->bins[idx*2](这里是对指针数组成员取了地址),如果当前的链表信息为
| 空，或者空间不足，那么检查下一个块，这里只检查下一个大小的块，是为了减少损失的内存使用。如果得
| 到的块非空，那么将当前的块从链表中分离出来返回（这里每个链包含两个指针，应该是首，尾指针）
|
如果从线程各自的缓存中分配失败，那么就从malloc_state中分配
mstatepms = GetMSpace(p, &tc, mymspace,size)
| |->根据myspace获取malloc_state(注意，获取的malloc_state并不一定是当前线程创建的)，
| 如果该malloc_state不能锁定，那么历遍其他的malloc_state看能否锁定，如果失败，只要没有超过内
| 存池允许的上限， 那么创建一个。这里有个细节
| if(tc)
| tc->mymspace=n;
| else
| {
| if(TLSSET(p->mycache, (void *)(size_t)(-(n+1))))abort();
| }
| 如果在首次初始化线程缓存thread_cache的时候失败，TLS的值将会是-1,而后面会到达GetMSpace，假
| 设这时候创建成功，那么TLS会变成-2,这样在下次GetThreadCache的时候会重新myspace为1，这样它
| 不会进行Allocache的调用;如果这时创建失败，那么会等待上一次使用的malloc_state空闲，这是TLS会
| 保持-1, 最后会将myspace设置为0。
在获取的malloc_state上分配空间mspace_malloc(pms, size)
2、内存释放流程
nedpfree(nedpool *p, void* mem)
|
计算当前线程使用的cache信息
GetThreadCache(&p, &tc,&mymspace,0)(线程对应的cache确定(分配成功)后是不会改变的)
|
如果内存块比较小，而且thread_cache成功，那么将内存块放到cache中
threadcache_free(p, tc, mymspace, mem, memsize)
|->将mem转变为threadcacheblk*,并根据mem对应内存块的实际大小（申请者使用的部分只是
真实内存块的一部分）链入到thread_cache的bin成员中（有需要的话调整首尾指针）
如果cache中的内存块总大小超过特定上限时将cache中的内存返回到malloc_state中
ReleaseFreeInCache->根据加入到cache的先后顺序将threadcacheblk释放到malloc_state
|
RemoveCacheEntries->从cache的尾指针开始历遍threadcacheblk链，将"时间"过长的块释放
mspace_free(0, f)
|--->获取malloc_state
这里需要先描述一下malloc_trunk结构的含义：
struct malloc_chunk {
size_t prev_foot;
size_t head;
struct malloc_chunk*fd;
struct malloc_chunk* bk;
};
如果当前malloc_chunk被使用，那么下一个malloc_chunk的head的pinuse位会被置位，而且它（下一个
chunk）的prev_foot = malloc_state ^ mparams.magic.如果当前块未被使用，那么它（当前块）的
prev_foot是上一个块的大小，而且下一个块的pinuse不会被置位，而且它（下一个chunk）的prev_foot表
示上一块的大小。
（prev_foot的最低位是用于表示该块是否为操作系统的真正分配的内存）
根据malloc_chunk的状态进行不同的"释放"处理:
i.如果当前块是从操作系统中分配，那么返还给操作系统HeapFree
ii.[向前合并]如果当前块的前一块空闲，那么将这两块（不可能同时出现3块同时空闲，而且但前块在最
后一块"FFN"）一起处理
a.如果首块地址不同于malloc_state的dv(它的作用是保存连续空间中中间释放的连续块，对于先申请
先释放的应用来说，这种处理方式会有好处，因为在分配的时候会先检查dv是否能满足需求),那么
根据块的大小分别是"存放"到不同的地方等待复用unlink_chunk
b.如果下一块正在被使用，那么修改下一块的prev_foot和pinuse标志位
iii.[向后合并]如果下一个块空闲，那么将当前块和下一块合并处理
a.如果下一个块已经是top(末尾的空闲块)，那么更新top的指向（扩容）
b.如果下一个块是dv，那么将当前块合并到dv中
c.如果都不是，那么简单地释放下一个块，并修改下一块地prev_foot,pinuse
unlink_chunk(fm, next, nsize);
set_size_and_pinuse_of_free_chunk(p, psize);
iv.如果下一块正在使用，那么简单修改下一块的标志set_free_with_pinuse(p, psize,next)
对于没有合并到"空闲"空间中的块，根据块的大小，挂接到不同的链表(树)中
if (is_small(psize)) {
insert_small_chunk(fm, p, psize);
}
else {
tchunkptr tp = (tchunkptr)p;
insert_large_chunk(fm, tp, psize);
}
这里需要补充一下malloc_state的smallbins成员的使用：
所有"释放"到malloc_state的空闲内存块会连成双向链表，而smallbins中pref_foot和head是不直接使用
的，smallbins的大小是为了访问fd和bk两个指针而设计的。smallbins实际上是将链表中按照内存块的的
大小分段保存链表的指针，方便在分配时查找。
(理解了这个，那么insert_small_chunk的处理流程就比较简单了)
现在看看比较大的内存块的处理思想：
"大块"内存的"释放"是放到"树中的，树的结构根据内存块的大小(256为单位)按照类似"哈夫曼"编码的的
形式划分到二叉树中，树的每个节点是一个双向链表，保存了大小相同的块的指针。（思路清楚了，加
入、删除节点的代码比较容易理解，这里不再展开）需要注意的是这里malloc_stat的treebins成员保存的是
树（块区域大小）的开始指针（很简单的使用方式），它的用法和smallbins的"似结构体非结构体"的特殊用
法不同。
3、扩展分配nedprealloc函数
这个函数是nedpmalloc -> memcpy ->nedpfree的组合，这里不展开了，需要注意的是，如果新申请的空间比原来的空间小，那么是直接返回原来的空间的。
现在，我们再看看内存分配最终的入口mspace_malloc的实现（对着mspace_free来看，比较容易理解）
4、内存分配逻辑
mspace_malloc
|
i.如果请求的块小于MAX_SMALL_REQUEST，首先尝试在smallbins中分配
b = smallbin_at(ms, idx);
p = b->fd;
unlink_first_small_chunk(ms, b, p, idx);
set_inuse_and_pinuse(ms, p,small_index2size(idx));
注意，为了提高重用成功率，这里允许使用使用比实际请求大小大一阶（下一个块对齐大小）的块
|(如果分配不成功)
如果请求的块大于malloc_state的dvsize（上一个空洞块留下的空隙）:
i.smallbin非空，那么在smallbin中分配后检查是否可以替换原来的dv块
if (SIZE_T_SIZE != 4 && rsize< MIN_CHUNK_SIZE){...}
else{... replace_dv(ms, r, rsize);}
ii.从treebin中分配tmalloc_small()
|
根据请求大小计算树的根(开始查找最小匹配块的根)
compute_bit2idx(leastbit, i);
v = t = *treebin_at(m, i);
|
查找最小的匹配块while ((t = leftmost_child(t)) != 0){...}
并将分配后留下的空闲块设置到dv中
unlink_large_chunk(m, v);
replace_dv(m, r, rsize);
ii.如果申请大小大于MAX_REQUEST,实际上会失败
iii.计算块对齐大小pad_request(bytes)，并从树中分配
tmalloc_large(ms, nb)
|
tmalloc_large和tmalloc_small的主要不同是：
a.tmalloc_large首先根据大小计算"最接近"的节点，并从该节点开始计算"最小的"满足需求的节点
b.如果"最接近节点"为空，tmalloc_large允许扩展一阶大小来寻找"最小的"满足需求大的节点
(结合malloc_tree_chunk和块的组织方式，代码比较容易理解)
iv.如果请求大小小于dvsize，那么从dv中分配
mchunkptr p = ms->dv;
mchunkptr r = ms->dv = chunk_plus_offset(p,nb);
ms->dvsize = rsize;
v.如果请求大小小于topsize，那么从malloc_state的top块中分配
vi.从系统空间中分配sys_alloc(ms, nb);
sys_alloc兼容了多个平台分配机制，通过不同宏来开关对应的代码段，对于Win32来说，最终会调用HeapAlloc
sys_alloc流程：
按照块对齐和附加内存管理结构（如malloc_state）计算内存块的大小
-->不同平台下使用不同的系统函数分配"物理内存"(系统内存)，并将得到的内存
|(这里主要不同宏控制的代码，比较简单，不展开了)
|
如果malloc_state不含有真正的可用内存（top为空），那么初始化它init_bins,init_top
如果malloc_state已经初始化，那么检查是否可以将top中剩下的空间合并到新分配的空间中（只有在可连续分配扩展的
情况下才有效），并重新初始化init_top, 这里合并分了两种情况：
a.新分配的块在某个分快后，并和前一个分块在地址空间上相连，而且前一分块空间包含top
while (sp != 0 && tbase !=sp->base + sp->size)
sp = (NO_SEGMENT_TRAVERSAL) ? 0 :sp->next;
segment_holds(sp, m->top)
b.某一个现有的分快紧接着新分配的块，这时需要将原来的块合并到新分配的块prepend_alloc
c.a和b都不满足的情况下，将新块加入到块链表add_segment(m, tbase, tsize,mmap_flag)，并重新设置top
|
|
从top中分配内存
好了，现在我们对nedmalloc的处理思想和算法实现都比较清楚了(在*nix平台下还有一些细节这里没有列处理，可以查看代码),下面概括一下：
1、使用连续的内存分段思想管理大片的连续内存
2、从1的内存块中以块对齐方式分配内存，小的内存分块放到线程的TLS指定的cache双向链表中，大的分块放到树结构中
3、树结构是以类似哈夫曼编码的方式组织的（以块大小编码），每个内部节点是一个双向链表
4、外部内存申请：threadcache->线程公用内存池;释放：线程cache链表->内存节点树
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