STL空间配置器（一）

             STL空间适配器（一）

Author：胡建
Time：2016/4/5
这是STL学习的第一部分，空间适配器，所谓空间适配器，就是用来管理内存的一个器具。对于STL来说，空间适配器是它可以正常工作的基础，也为它可以高效工作提供了动力。对于使用STL来说，它是不和用户直接打交道的，而是隐藏在一切STL组建之后，默默为各种内存申请提供支持的。
对于c++用户来说，new和delete很熟悉，这两个函数可以分别完成内存的申请和释放，和c里面的malloc和free如出一辙，SGI 有一个标准空间适配器，同时还有一个特殊空间适配器，标准空间适配器为：std::allocator，者个适配器只是对new和delete的浅层包装，所以没有什么技术含量，所以在SGI中从没使用过这个标准适配器。另一个空间适配器是std:alloc，这是一个具有次分配能力的特殊空间适配器，它具有一级和二级适配器，它们协调工作。
Std::alloc的主要思想是：定义一个空间大小阈值，128bytes，如果申请的空间大于128bytes，那么就调用第一级空间适配器来完成分配工作，如果小于128bytes，那么久调用第二级空间适配器来完成。对于第一级适配器，直接调用malloc和free来完成分配与释放内存的工作（没有调用new和delete），最为重要的是，第一级适配器具有new-handle机制，用户可以指定当出现out-of-memory时的处理函数，在SGI里面，当第一级alloc失败时，会接着调用oom_alloc函数来尝试分配内存，如果oom发现没有指定new-handler函数的话，那就无能为力了！会抛出__THROW_BAD_ALLOC这个异常，下面是第一级适配器的主要流程（对于alloc来讲，其他如realloc一样）：
1、空间分配器的“分线器”

static void * allocate(size_t n){    void *result = malloc(n);//直接使用第一级分配器，直接使用malloc    if (0 == result) result = oom_malloc(n);//第一级分配器失效了，那就使 用第二级分配器，oom(out of memeory)    return result;//将分配的空间以void*的方式返回，用户可以随意转化为需要的类型}

n为我们想要申请的内存，如果malloc可以满足要求的话，直接返回，否则交由oom_malloc()来处理。
2、具有new-handler的oom_malloc

template <int inst>void * __malloc_alloc_template<inst>::oom_malloc(size_t n){    void (* my_malloc_handler)();    void *result;    for (;;) {//这个循环将不断尝试释放、配置、再释放、再配置        my_malloc_handler = __malloc_alloc_oom_handler;        if (0 == my_malloc_handler) { __THROW_BAD_ALLOC; }        (*my_malloc_handler)();//这个函数将试图释放内存        result = malloc(n);//分配内存        if (result) return(result);//如果内存已经得到满足的话，那么就可以返回了，如果不满足，那么        //就继续释放，分配....    }}

其中的__malloc_alloc_oom_handler就是由用户设定的new-handler，我们可以通过下面的函数来设定这个句柄：

static void (* set_malloc_handler(void (*f)()))(){    void (* old)() = __malloc_alloc_oom_handler;//old handler of outing of memory    __malloc_alloc_oom_handler = f;//new handler for hander the out of memory    return(old);}

是不是看起来oom_malloc也没做什么事情，就是一直在循环申请内存？在一个循环里oom_handler->malloc….就等着某一个时刻成功申请到内存了，就可以返回交差了！！

我们重点来看看第二级配置器，这才是SGI的经典（个人），我们需要再次知道第二级分配器是怎么“被”工作的，当用户申请的内存大小小于128bytes时，SGI配置器“分线器”就会将这个工作交由第二级分配器来完成。此时，第二级分配器就要开始工作了。第二级分配器的原理较为简单，就是向内存池中申请一大块内存空间，然后按照大小分为16组，（8，16…..128）,每一个大小都对应于一个free_list链表，这个链表上面的节点就是可以使用的内存空间，需要注意的是，配置器只能分配8的倍数的内存，如果用户申请的内存大小不足8的倍数，配置器将自作主张的为用户上调到8的倍数，所以有时候你明明超出边界了但是系统却没有阻止你的行为的时候，你应该知道是SGI空间配置器救了你。
当然，第二级配置器的原理远没有这么简单，上面我们说到第二级配置器如何管理内存，现在，我们要开始为用户分配内存和回收内存了。
当用户申请一个内存后，第二级配置器首先将这个空间大小上调到8的倍数，然后找到对应的free_list链表，如果链表尚有空闲节点，那么就直接取下一个节点分配给用户，如果对应链表为空，那么就需要重新申请这个链表的节点，默认为20个此大小的节点。如果内存池已经不足以支付20个此大小的节点，但是足以支付一个或者更多的该节点大小的内存时，返回可完成的节点个数。如果已经没有办法满足该大小的一个节点时，就需要重新申请内存池了！所申请的内存池大小为：2*total_bytes+ROUND_UP(heap_size>>4),total_bytes是所申请的内存大小，SGI将申请2倍还要多的内存。为了避免内存碎片问题，需要将原来内存池中剩余的内存分配给free_list链表。如果内存池申请内存失败了，也就是heap_size不足以支付要求时，SGI的次级配置器将使用最后的绝招–>查看free_list数组，查看是否有足够大的没有被使用的内存，如果这些办法都没有办法满足要求时，只能调用第一级配置器了，我们需要注意，第一级配置器虽然是用malloc来分配内存，但是有new-handler机制（out-of-memory），如果无法成功，只能抛出bad_alloc异常而结束分配。
上面说到的配置器“分线器”，其实就是次级配置器的入口，如果次级配置器发现所需要分配的内存大于128bytes时，就会交由第一级配置器去完成，否则由自己完成。
下面，我们就来看看这个次级配置器是怎么实现的：

  enum {__ALIGN = 8};//小型区域的上调边界，用户如果申请30bytes大小内存，系统将返回32bytes给用户   enum {__MAX_BYTES = 128};//小型区域的上限，超过这个大小将直接由第一级配置器直接配置内存   enum {__NFREELISTS = __MAX_BYTES/__ALIGN};//free-list链表的个数，从8一直到128，总共需要16个链表维护每个级别大小的链表

我相信不需要说什么就可以明白，上面的代码是在定义最小河最大的空间大小，和需要的链表的个数，为什么要定义这个呢？
也就是说，如果你觉得SGI STL的配置器过于频繁的调用次级配置器，那么你可以修改进入次级配置器的条件，比如可以修改成16-128，或者32-256等等。我们需要明白的事情是，虽然次级配置器解决了内存碎片的问题，但是给内存管理带来了额外的负担，有可能需要不断去调整free_list，甚至去反过来调用第一级配置器，所以如果你觉得进入配置器的区间不够合理的话，可以自己调整！（但别玩死了！）。

  static size_t ROUND_UP(size_t bytes) {        return (((bytes) + __ALIGN-1) & ~(__ALIGN - 1));  }

上面这个函数返回离bytes最近的可以被8整除的整数，取上。

下面我们看看free_list的节点的数据结构：

  union obj {        union obj * free_list_link;        char client_data[1];    /* The client sees this.        */  };

如此巧妙地运用union来管理节点，如果还没有被分配，那么free_list_link有效，如果已经分配给用户，那么client_data[1]有效。不会造成多余的浪费！
下面这个定义就是我们所说的free_list链表数组，每一个数组元素都将对应一个链表：

static obj * __VOLATILE free_list[]; 

下面这个函数将找到所申请的内存所对应的空闲链表，注意，SGI将用户的内存申请大小上调至8的倍数：

  static  size_t FREELIST_INDEX(size_t bytes) {        return (((bytes) + __ALIGN-1)/__ALIGN - 1);  }

次级配置器将会使用内存池，所以下面给出内存池的区间。

  static char *start_free; //内存池的开始位置  static char *end_free;//内存池的结束位置

下面就是激动人心的内存分配函数了，该函数将首先判断区间大小，如果大于128bytes，就调用第一级配置器，小于128bytes就寻找对应的free_list链表，如果有可用的，直接拿，如果没有，则调用函数refill来重新分配节点（20个）。

  /* n must be > 0      */  static void * allocate(size_t n)  {    obj * __VOLATILE * my_free_list;    obj * __RESTRICT result;    //如果空间大于128bytes，直接调用第一级空间配置器    if (n > (size_t) __MAX_BYTES) {        return(malloc_alloc::allocate(n));    }    //找到相应的free_list的链表    my_free_list = free_list + FREELIST_INDEX(n);    // Acquire the lock here with a constructor call.    // This ensures that it is released in exit or during stack    // unwinding.#       ifndef _NOTHREADS        /*REFERENCED*/        lock lock_instance;#       endif    result = *my_free_list;    //如果该链表已经没有可以使用的节点了，那么久重新分配节点    if (result == 0) {        //refill函数用来为该链表重新分配节点（20个）        void *r = refill(ROUND_UP(n));        return r;    }    //修改free_list链表，拿掉一个    *my_free_list = result -> free_list_link;    return (result);  };

有申请就需要回收内存，下面就是次级配置器的空间释放函数，该函数将判断区间大小，大于128bytes直接调用第一级配置器来回收内存，小于128bytes则回收到相应的free_list链表中，较为简单。

  /* p may not be 0 */  static void deallocate(void *p, size_t n)  {    obj *q = (obj *)p;    obj * __VOLATILE * my_free_list;    //大于128bytes，交由第一级配置器完成回收    if (n > (size_t) __MAX_BYTES) {        malloc_alloc::deallocate(p, n);        return;    }    //找到对应的链表    my_free_list = free_list + FREELIST_INDEX(n);    // acquire lock#       ifndef _NOTHREADS        /*REFERENCED*/        lock lock_instance;#       endif /* _NOTHREADS */        //将这个节点加到这个链表里面去    q -> free_list_link = *my_free_list;    *my_free_list = q;    // lock is released here  }

下面我们来看看refill函数，这个函数完成重新给链表分配节点的工作。新的空间将从内存池中取到，（内存池由chunk_alloc管理），缺省的话只取20个新节点，但有可能小于20个节点。

template <bool threads, int inst>void* __default_alloc_template<threads, inst>::refill(size_t n){    int nobjs = 20; //缺省取20个新节点    //向内存池申请20个该链表节点    char * chunk = chunk_alloc(n, nobjs);    obj * __VOLATILE * my_free_list;    obj * result;    obj * current_obj, * next_obj;    int i;    //很不幸但是又很幸运，我们取得了1个节点，那就直接返回吧，不需要更新链表了    if (1 == nobjs) return(chunk);    //否则要开始准备调整free_list链表了，这也是次级配置器内存管理开销的地方    //my_free_list将指向我们的目标链表头    my_free_list = free_list + FREELIST_INDEX(n);    /* Build free list in chunk */      result = (obj *)chunk;//这一块是准备返回给用户的！      //将free_list指向新配置的空间里面去      *my_free_list = next_obj = (obj *)(chunk + n);      //第一块已经返回给用户，从第二块开始把这块空间串起来      for (i = 1; ; i++) {        current_obj = next_obj;        next_obj = (obj *)((char *)next_obj + n);        //已经连接完成了        if (nobjs - 1 == i) {            current_obj -> free_list_link = 0;            break;        } else {//否则还没有连接完成            current_obj -> free_list_link = next_obj;        }      }    return(result);}

下面就是最为重要的也是最难的内存池了。当然，下面这个函数只是从内存池中取出空间给free_list用而已。不过整个过程很曲折，很经典，需要仔细品味，很棒的设计！

char*__default_alloc_template<threads, inst>::chunk_alloc(size_t size, int& nobjs){    char * result;    size_t total_bytes = size * nobjs;    //这个是内存池中剩余的空间，这是一块连续的空间    size_t bytes_left = end_free - start_free;    //如果内存池中的空间足以支付申请，那么只是改变内存池的剩余大小就ok啦    if (bytes_left >= total_bytes) {        result = start_free;        start_free += total_bytes;        return(result);    }    //否则，看看是不是足以支付至少一个节点的空间，如果可以，那么也不要灰心    else if (bytes_left >= size) {        //计算出可以支付的节点个数        nobjs = bytes_left/size;        //调整内存池大小        total_bytes = size * nobjs;        result = start_free;        start_free += total_bytes;        return(result);    }    //这是最惨的，内存池已经没有足够的内存来支付申请了，只好向heap申请空间了    //申请的空间大小是所要求的2倍还要多一点    else {        size_t bytes_to_get = 2 * total_bytes + ROUND_UP(heap_size >> 4);        // Try to make use of the left-over piece.        //将原来内存池中剩下的空间分配给相应的链表，避免内存碎片        if (bytes_left > 0) {            obj * __VOLATILE * my_free_list =                        free_list + FREELIST_INDEX(bytes_left);            ((obj *)start_free) -> free_list_link = *my_free_list;            *my_free_list = (obj *)start_free;        }        //重新之指定内存池区间，就是要malloc！！！        start_free = (char *)malloc(bytes_to_get);        //如果malloc失败        if (0 == start_free) {            int i;            obj * __VOLATILE * my_free_list, *p;            // Try to make do with what we have.  That can't            // hurt.  We do not try smaller requests, since that tends            // to result in disaster on multi-process machines.            //上面说的很明白，去free_list链表里面找            //将没有被使用的内存释放了！！！            for (i = size; i <= __MAX_BYTES; i += __ALIGN) {                my_free_list = free_list + FREELIST_INDEX(i);                p = *my_free_list;                if (0 != p) {                    *my_free_list = p -> free_list_link;                    start_free = (char *)p;                    end_free = start_free + i;                    //每次释放一个free_list节点，就再次调用自己尝试能否成功！                    //这是贪心吗？可能不是，是愚蠢！！！                    return(chunk_alloc(size, nobjs));                    // Any leftover piece will eventually make it to the                    // right free list.                }            }            //哎，已经没有办法了，向第一级配置器求助吧，好歹那里有out-of-memory机制            //可以处理malloc失败的问题，当然前提是需要有合适的new-handler        end_free = 0;   // In case of exception.            start_free = (char *)malloc_alloc::allocate(bytes_to_get);            // This should either throw an            // exception or remedy the situation.  Thus we assume it            // succeeded.        }        //能运行到这里说明已经求助过第一级配置器了，能做的就是调整内存池的大小        //然后再次调用自己来完成原来无法完成的工作！！        heap_size += bytes_to_get;        end_free = start_free + bytes_to_get;        return(chunk_alloc(size, nobjs));    }}

讲完了上面的内容，我们现在应该很清楚次级配置器是怎么工作的了，其实，我们可以看到第一级配置器就是为了配合第二级配置器而存在的，重点在于次级配置器的设计原理。最后我们来走一遍配置器的流程：

 Alloc_bytes is the ask memory.If(Alloc_bytes>128)       First_alloc work start...Else       Second_alloc  work start....In Second_alloc:If(free_list!=NULL)     Get an node of this free list and return itElse Refill function start to work...      Chunk_alloc function start to work..In chunk_alloc:If memory pool’s size bigger wanted,just assignElse if the memory pool’s size can reach more than 1 nodesThen alloc...Else   First allocator start to work...   ...call itself ....

——————–2016/4/5 胡健—————–