SGI STL空间配置器allocator/alloc
空间配置器
基本概念
为什么叫allocator空间配置器，而不叫内存配置器？
因为空间不一定是内存，也可能是磁盘或其他辅助存储介质。可以写一个allocator，直接向硬盘取空间。
不过，实际上，我们最常用的就是用于配置内存。
空间配置器的标准接口
allocator标准接口：
allocator::value_type
allocator::pointer
allocator::const_pointer
allocator::reference
allocator::const_reference
allocator::size_type
allocator::difference_type
allocator::rebind
一个嵌套的（nested）class template。class rebind<U> 拥有唯一成员other, 那是一个typedef, 代表allocator<U>.
allocator::allocator()
default constructor
allocator::allocator(const allocator&)
copy constructor
template<class U> allocator::allocator(const allocator<U>&)
泛化的copy constructor
allocator::~allocator()
default constructor
pointer allocator::address(reference x) const
返回某个对象的地址. 算式a.address(x)等同于&x
const_pointer allocator::address(const_reference x) const
返回某个const对象的地址. 算式a.address(x)等同于&x
pointer allocator::allocate(size_type n, const void* = 0)
配置空间, 足以存储n个T对象. 第二参数是个提示. 实现上可能会利用它来增进区域性(locality), 或完全忽略之
void allocator::deallocate(pointer p, size_type n)
归还先前配置的空间
size_type allocator::max_size() const
返回可成功配置的最大量
void allocator::construct(pointer p, const T& x)
等同于 new ((const void*)p) T(x)
void allocator::destroy(pointer p)
等同于p->~T()
两种空间配置器
SGI STL有2个种空间配置器：
1）std::allocator，符合STL标准，但很少使用，也不建议使用。因为只是把::operator new和::operator delete做了一层薄薄封装，效率差。
2）std::alloc，SGI特殊空间配置器，将配置器分为两级，兼顾了效率与内存碎片问题，效率高。推荐使用。
下面主要讲的也是std::alloc。
空间配置器的职责
通常，我们习惯用new、delete对C++ 内存配置进行申请、释放操作。比如，
class Foo {...}
Foo* pf = new Foo;
delete pf;
其中，new操作内含2阶段操作：
1）调用::operator new配置内存。
2）调用Foo::Foo()构造对象。
delete操作也内含2阶操作：
1）调用Foo::~Foo()析构对象；
2）调用::operator delete释放内存；
而STL的allocator（空间配置器）把这两阶段操作分开了。其中，内存配置（申请）由alloc::allocate()负责，内存释放由alloc::deallocate()负责；对象构造由全局::construct()负责，对象析构由全局::destroy()负责。
配置器allocator文件说明
STL标准规定，配置器定义于<memory>，而SGI <memory>内含3个与配置器相关的文件：
1）<stl_construct.h> 定义了全局函数construct(), destroy(), 负责对象的构造和析构。隶属于STL标准规范。
2）<stl_alloc.h> 定义了一、二级配置器，彼此合作。配置器名为alloc。
3）<stl_uninitialized.h> 定义一些全局函数，用来填充（fill）或复制（copy）大块内存数据。都属于STL标准规范：
- un_initialized_copy()
- un_initialized_fill()
- un_initialized_fill_n()
3个函数不属于配置器范畴，但与对象初值设置有关。对于容器的大规模元素初值设置很有帮助。这些函数对于效率都有面面俱到的考虑，最差情况下会调用construct()。最佳情况则会使用C标准函数memmove()直接进行内存数据的移动。
构造和析构工具：construct, destroy
全局函数construct(), destroy()在已配置内存的基础上，用于对象的构造和析构。
因此，construct()需要原生内存（native memory）地址和要构造对象类型，可能包含初值（列表）用于构造对象作为参数。
destroy有两种形式：1）析构单个对象，提供对象指针即可；2）析构迭代器区间所有对象，提供迭代器区间[first, last)。
注意：如果是原始类型区间，如char* [start, end)，则不需要析构，因为没有构建对象。
可以得到construct和destroy的模板函数：
// <stl_construct.h>
template <class T>
inline void _Construct(T1* p) {
new ((void*) p) T(); // placement new; 调用T::T()
}
template<class T1, class T2>
inline void construct(T1* p, const T2& value) {
new (p) T1(value); // placement new; 调用T1::T1(value)
}
// destroy()第一个版本, 接受一个指针
template<class T>
inline void destroy(T* pointer) {
pointer->~T(); // 调用dtor ~T()
}
// destroy()第二个版本, 接受两个迭代器. 次函数设法找出元素的数值型别,
// 进而利用__type_traits<>求取最适当措施
template<class ForwardIterator>
inline void destroy(ForwardIterator first, ForwardIterator last) {
__destroy(first, last, value_type(first));
}
// 判断元素的数值型别(value type)是否有trivial destructor
template<class ForwardIterator, class T>
inline void __destroy(ForwardIterator first, ForwardIterator last, T*) {
typedef typename __type_traits<T>::has_trivial_destructor trivial_destructor;
__destroy_aux(first, last, trivial_destructor());
}
// 如果元素的数值型别(value type)有non-trivial destructor, 则派送(dispatch)到这里
template<class ForwardIterator>
inline void __destroy_aux(ForwardIterator first, ForwardIterator last, __false_type) {
for (; first < last; ++first)
destroy(&*first);
}
// 如果元素的数值型别(value type)有trivial destructor, 则派送(dispatch)到这里
template<class ForwardIterator>
inline void __destroy_aux(ForwardIterator first, ForwardIterator last, __true_type) {
}
// destroy() 第二版针对迭代器为char*和wchar_t*的特化版
// 原生指针区间不需要析构, 因为没有对象, 类似地，还有int*, long*, float*, double*，这里省略
inline void destroy(char*, char*) { }
inline void destroy(wchar_t*, wchar_t*) { }
代码中一组__destroy()是辅助实现destroy()的，编译器会在编译期根据萃取出参数的类型（value type）。接着萃取出trivial_destructor特性，判断是否支持trivial_destructor（平凡的析构函数，说明没有申请动态内存），如果支持（特性为__true_type），就不需要专门调用析构函数；如果不支持（特性为__false_type），就需要针对迭代器区间每个元素，逐个调用析构函数。
如果迭代器区间包含元素较多，这能节省不少时间。
空间配置与释放，std::alloc
std::alloc 负责内存的配置和释放。对象构造前的空间配置和对象析构后的空间释放，由<stl_alloc.h>负责，SGI对此设计哲学：
- 向system heap要求空间。
- 考虑多线程（multi-threads）状态。
- 考虑内存不足时的应变措施。
- 考虑过多“小型区块”可能造成的内存碎片（fragment）问题。
本文为控制问题复杂度，以下讨论及源码，皆排除多线程。
C++的内存配置基本操作::operator new()，内存释放基本操作 ::operator delete()。这2全局函数相当于C的malloc()和free()。SGI正是以malloc()和free()完成内存的配置与释放的，但SGI STL的std::alloc不能使用operator new/delete，因为new/delete会直接构造/析构对象，而这不符合std::alloc职责。
std::alloc设计基本思想
为避免小型区块可能造成的内存碎片问题，SGI STL设计了双层级配置器：
1）第一级配置器，直接使用malloc(), free()；
2）第二级配置器，视情况采用不同策略：
当配置区块 > 128bytes时，视为“足够大”，便调用第一级配置器；
当配置区块 <= 128bytes时，视为“过小”，交给memory pool（内存池）来管理，不再求助于第一级配置器。
设计可以只开放第一级配置器，可以同时开启。取决于__USE_MALLOC是否被定义（SGI STL并未定义__USE_MALLOC）。
SGI STL的两级配置器：__malloc_alloc_template是第一级配置器，__default_alloc_template是第二级配置器。alloc不接受任何template型别参数。并且，SGI还在此基础上，用simple_alloc包装了一个接口，对用户屏蔽内部细节，使之符合STL规格。
// <stl_alloc.h>
// 内部4个成员函数都是单纯的转发调用
template<class T, class Alloc>
class simple_alloc { // simple_alloc包装第一级配置器和第二级配置器, 用户传入模板参数给Alloc即可
public:
static T* allocate(size_t n) { // 配置n个单位T类型对象的原始空间
return 0 == n ? 0 : (T*)Alloc::allocate(n * sizeof(T));
}
static T* allocate(void) { // 配置1个单位T类型对象的原始空间
return (T*)Alloc::allocate(sizeof(T));
}
static void deallocate(T* p, size_t n) { // 释放n个单位T类型对象的原始空间
if (0 != n) Alloc::deallocate(p, n * sizeof(T));
}
static void deallocate(T* p) { // 释放1个单位T类型对象的原始空间
Alloc::deallocate(p, sizeof(T));
}
};
除了转发调用，simple_alloc包装配置器还将接口的配置单位，由byte转换成了元素的大小（sizeof(T)）。SGI STL容器全部使用这个simple_alloc接口。
例如，vector的专属空间配置器data_allocator，就是simple_alloc<value_type, Alloc>，当然Alloc取决于我们传入vector的配置器类型（一级或二级），缺省是std::alloc。
template<class T, class Alloc = alloc> // 使用缺省alloc为配置器
class vector {
...
protected:
// 专属空间配置器, 每次配置一个元素大小
typedef simple_alloc<value_type, Alloc> data_allocator;
void reserve(size_t n) {
if (...)
data_allocator::deallocate(start, end_of_storage - start);
}
// ...
};
第一级配置器：__malloc_alloc_template
- allocate() 直接使用malloc(), deallocate() 直接使用free()；
- 模拟C++的set_new_handler()以处理内存不足的状况。
set_new_handler只有针对placement new申请内存时，才有效；用malloc申请时，无效。需要借助malloc返回值为空，进行申请内存失败判断。
如何选择使用哪个配置器？
定义或取消宏__USE_MALLOC，就能决定alloc的实际类型（一级配置器 or 二级配置器）。SGI STL并未定义__USE_MALLOC，因此SGI默认使用的二级配置器。
# ifdef __USE_MALLOC
typedef malloc_alloc alloc;
typedef malloc_alloc single_client_alloc;
# else
...
typedef __default_alloc_template<__NODE_ALLOCATOR_THREADS, 0> alloc;
typedef __default_alloc_template<false, 0> single_client_alloc;
...
#endif
一级配置器实现
用malloc(), free(), realloc()等C函数执行实际的内存配置、释放、重新配置，并模拟实现类似于C++ new-handler异常处理机制。不能直接使用new-handler机制，因为并没有用::operator new配置内存，而是用的malloc。
C++ new handler机制是什么？
指你可以要求系统在内存配置需求无法被满足时，调用一个你指定的函数，来进行异常处理。i.e. 一旦::operator new无法完成任务，在抛出std::bad_alloc异常前，会先调用由客户端指定的处理例程。 (见《Effective C++》条款49）
谁负责注册、设计“内存不足处理例程”？
设计“内存不足处理例程”是客户端的责任，注册“内存不足处理例程”也是客户端的责任。也就是，客户负责调用set_malloc_handler()注册内存不足处理例程，并定义传入实参（内存不足如何处理）。
// <stl_alloc.h>
// 第一级配置器
// 用于异常处理
#ifndef __THROW_BAD_ALLOC
# if defined(__STL_NO_BAD_ALLOC) || !defined(__STL_USE_EXCEPTIONS)
# include <stdio.h>
# include <stdlib.h>
# define __THROW_BAD_ALLOC fprintf(stderr, "out of memory\n"); exit(1)
# else /* Standard conforming out-of-memory handling */
# include <new>
# define __THROW_BAD_ALLOC throw std::bad_alloc()
# endif
#endif
// malloc-based allocator 通常比default alloc速度慢
// 一般而言是thread-safe, 并且对空间的运用比较高效(efficient)
// 以下是第一级配置
// 注意， 无"template型别参数". 至于"非型别参数"inst, 则完全没派上用场
template<int inst>
class __malloc_alloc_template {
private:
// 以下都是函数指针, 所代表的函数将用来处理内存不足的情况
// oom: out of memory.
static void *oom_malloc(size_t); // 模拟C++ placement new, 不断尝试配置内存, 调用客户注册的处理例程或抛出异常
static void *oom_realloc(void*, size_t); // 模拟C++ placement new, 不断尝试重新配置内存, 调用客户注册的处理例程或抛出异常
static void(*__malloc_alloc_oom_handler)(); // 保存客户注册的 内存不足处理例程
public:
static void *allocate(size_t n) {
void *result = malloc(n); // 第一级配置器直接使用malloc()
// 以下无法满足需求时, 改用oom_malloc()
if (0 == result) result = oom_malloc(n);
return result;
}
static void deallocate(void* p, size_t /*n*/) {
free(p); // 第一级配置器直接使用free()
}
static void *reallocate(void* p, size_t /* old_sz */, size_t new_sz) {
void *result = realloc(p, new_sz); // 第一级配置器直接使用realloc()
// 以下无法满足需求时, 改用oom_realloc()
if (0 == result) result = oom_realloc(p, new_sz);
return result;
}
// 以下仿真C++的set_new_handler(). 换句话说， 你可以通过它指定自己的out-of-memory handler
// 注册 内存不足处理例程
static void(*set_malloc_handler(void(*f)()))() {
void(*old)() = __malloc_alloc_oom_handler;
__malloc_alloc_oom_handler = f;
return old;
}
};
// malloc_alloc out-of-memory handling
// 初值0, 有待客户端设定
template<int inst>
void(*__malloc_alloc_template<inst>::__malloc_alloc_oom_handler)() = 0;
template<int inst>
void* __malloc_alloc_template<inst>::oom_malloc(size_t n) {
void(*my_malloc_handler)();
void* result;
for (; ;) { // 循环尝试配置内存
my_malloc_handler = __malloc_alloc_oom_handler;
if (0 == my_malloc_handler) {
__THROW_BAD_ALLOC;
}
(*my_malloc_handler)(); // 调用客户注册的处理例程, 企图释放内存
result = malloc(n); // 再次尝试配置内存
if (result) return result;
}
}
template<int inst>
void* __malloc_alloc_template<inst>::oom_realloc(void* p, size_t n) {
void(*my_malloc_handler)();
void* result;
for (; ;) { // 循环不断尝试释放、配置 ...
my_malloc_handler = __malloc_alloc_oom_handler;
if (0 == my_malloc_handler) { // 如果客户没有设置my_malloc_handler, 就抛出异常
__THROW_BAD_ALLOC;
}
(*my_malloc_handler)(); // 调用客户注册的处理例程, 企图释放内存
result = reallocate(p, n); // 尝试重新配置内存
if (result) {
return result;
}
}
}
// 注意, 以下直接将参数inst指定为0
typedef __malloc_alloc_template<0> malloc_alloc;
第二级配置器：__default_alloc_template
与第一级配置器区别：为避免太多小额区块造成内存碎片，多了一些机制。
SGI第二级配置做法：如果区块够大，> 128bytes，移交给第一级配置器处理；当区块 < 128bytes，则以内存池（memory pool）管理。
这种方法称为次配置（sub-allocation）：每次配置一大块内存，并维护对应自由链表（free-list）。下次再有相同大小内存需求时，就直接从free-lists中取出。如果客户端归还小额区块，就由配置器回收到free-lists中。
简而言之，二级配置器负责内存配置、回收，会根据区块大小，选择自行配置，还是移交给一级配置器处理。
因此，可以知道二级配置器多了自由链表和内存池两个机制，专门为处理 <= 128bytes的内存申请而生。
自由链表 free-lists
二级配置器的核心之一就是free-lists（自由链表），每个free-list代表一类空闲区块，大小从8，16，24，...，到128 （bytes），共16个。16个free-list的头结点，用一个数组free_list[16]表示，下文称之为槽位。每个槽位指向的区块是一个链表，而该区块就是链表的第一个空闲块。
free-list的精髓就是联合体obj：
// free-lists节点结构
union obj {
union obj* free_list_link;
char client_data[1]; /* The client sees this. */
};
一般情况下，我们用next 和 data的struct来描述链表节点，而obj用obj*的union，这是为什么？*
因为这样可以节省维护链表的指针空间。一个区块，在分配给客户端之前，首部大小为obj那部分可以看作一个指针free_list_link，用来串成链表；而分配给客户端之后，这部分无需当做指针，可以被客户按需使用；待客户归还区块时，首部大小为obj那部分又会被当做指针，用来串成链表，加入free list。
free_list_link所指向的内存区块大小，由链表头结点，即槽位所在free_list[]中的索引决定。而归还时，调用者会记录区块大小。因此，obj不需要额外存储区块大小。
为什么free-list区块最小尺寸是8byte，而不是4byte？
因为64位系统上，指针尺寸8byte；32位系统上，指针尺寸4byte。为了兼容32位、64位系统，取较大值8。
下图是以96byte区块为例，描述free-lists结构：
__default_alloc_template 的数据结构
SGI STL中，__default_alloc_template 的数据结构签名如下：
// 第二级配置器的部分实现内容
enum { __ALIGN = 8 }; // 小型区块上调边界
enum { __MAX_BYTES = 128 }; // 小型区块的上限
enum { __NFREELTISTS = __MAX_BYTES / __ALIGN }; // free-lists个数
// 以下是第二级配置器
// 注意, 无"template型别参数", 且第二参数完全没派上用场
// 第一参数用于多线程环境. 本书不讨论多线程环境
template<bool threads, int inst>
class __default_alloc_template {
private:
// ROUND_UP() 将bytes上调至8的倍数
static size_t ROUND_UP(size_t bytes);
private:
// free-lists节点结构
union obj {
union obj* free_list_link;
char client_data[1]; /* The client sees this. */
};
private:
// 16个free-lists
static obj* volatile free_list[__NFREELTISTS];
// 以下函数根据区块大小, 决定使用第n号free-lists. n从1起算
// 根据要申请的内存空间大小(bytes), 找到free list中不小于bytes的区块, 返回其位于free_list[]的编号
// e.g. 1) bytes = 96, return = (96 + 8 - 1) / 8 - 1 = 11
// 2) bytes = 95, return = (95 + 8 - 1) / 8 - 1 = 11
// 3) bytes = 97, return = (97 + 8 - 1) / 8 - 1 = 12
static size_t FREELIST_INDEX(size_t bytes);
static void *refill(size_t n);
// 配置一大块空间, 可容纳nobjs个大小为"size"的区块
// 如果配置nobjs个区块有所不便, nobjs可能会降低
static char* chunk_alloc(size_t size, int &nobjs);
// Chunk allocation state
static char* start_free; // 内存池起始位置. 只在chunk_alloc()中变化
static char* end_free; // 内存池结束位置. 只在chunk_alloc()中变化
static size_t heap_size;
public:
static void* allocate(size_t n) { /* 详述于后*/ }
static void deallocate(void* p , size_t n) { /* 详述于后*/ }
static void* reallocate(void* p, size_t old_sz, size_t new_sz);
};
关于free-lists，有两个重要操作：
1）ROUND_UP() 将参数bytes上调至8的倍数，确保所有操作都是8byte对齐；
2）FREELIST_INDEX() 根据参数bytes，在free_list[]中找到合适的槽位：确保区块大小 >= bytes。
ROUND_UP() 向上调对齐
ROUND_UP()实现如下：
// ROUND_UP() 将bytes上调至8的倍数
static size_t ROUND_UP(size_t bytes) {
return (((bytes)+__ALIGN - 1) & ~(__ALIGN - 1));
}
FREELIST_INDEX() 找合适槽位
FREELIST_INDEX()实现如下:
// 以下函数根据区块大小, 决定使用第n号free-lists.
// 根据要申请的内存空间大小(bytes), 找到free list中不小于bytes的区块, 返回其位于free_list[]的编号
// e.g. 1) bytes = 96, return = (96 + 8 - 1) / 8 - 1 = 11
// 2) bytes = 95, return = (95 + 8 - 1) / 8 - 1 = 11
// 3) bytes = 97, return = (97 + 8 - 1) / 8 - 1 = 12
static size_t FREELIST_INDEX(size_t bytes) {
return (((bytes)+__ALIGN - 1) / __ALIGN - 1);
}
allocate() 空间配置
作为一个配置器，最核心的功能莫过于分配内存、回收内存。allocate()负责分配内存，deallocate()负责回收内存。
利用allocate()申请n bytes内存流程：
有3个关键点：
1）申请内存空间n > 128bytes时，交给一级配置器处理。而一级配置器的__malloc_alloc_template<>::allocate()在前面已讲过，这里不再遨述。
2）n <= 128bytes，在free_list[]数组会找一个适当的区块链表free list，并且该free list有可用空间时，需要将free list链表的第一个空闲数据块交给客户，而自身的指针也同样需要更新。
3）在2）的基础上，free list并没有可用空间时，就会调用refill()重新填充该free list。这部分放到下面的refill()函数部分讲解，而内部涉及到memory pool（内存池）的部分，放到下面memory pool部分专门讲解。
什么时候表示free list有空闲区块？
free_list[i]（i=0,1,..15）的free_list_link所指向的下一个链表节点如果非空（非0），代表有空闲区块。而二级指针my_free_list指向free_list[i]（某个槽位）。
针对情形2），当free list由空闲区块时，拔出第一个空闲区块给客户
二级配置器的allocate()源码：
// n must be > 0
static void * allocate(size_t n) {
obj* volatile* my_free_list;
obj* result;
// >128, 调用第一级配置器
if (n > (size_t)__MAX_BYTES) {
return (malloc_alloc::allocate(n)); // malloc_alloc即一级配置器 __malloc_alloc_template<0>
}
// 寻找16个free lists中适当的一个
my_free_list = free_list + FREELIST_INDEX(n);
result = *my_free_list;
if (result == 0) {
// 没找到可用的free list, 准备重新填充free list
void *r = refill(ROUND_UP(n)); /* 后面详述 */
return r;
}
// 调整free list
*my_free_list = result->free_list_link;
return (result);
}
deallocate() 空间释放
空间释放与空间配置的逆过程，由deallocate()处理，负责回收分配出去的内存空间。总的原则是谁配置的空间，由谁来负责回收。
不过，与allocate()分配空间不同，deallocate()只有2个关键点，因为不存在内存空间不够的情况。
2个关键点：
1）回收的空间 n > 128byte时，交给第一级配置器处理；
2）n <= 128bytes时，找到适当的free list，然后调整free list，将回收空间加入其中。
二级配置器回收空间流程：
二级配置器回收空间结构变化示意图：
二级配置器deallocate()源码：
// p 不可以是0
static void deallocate(void* p , size_t n) {
obj* q = (obj*)p;
obj* volatile *my_free_list;
// > 128调用第一级配置器
if (n > (size_t)__MAX_BYTES) {
malloc_alloc::deallocate(p, n);
return;
}
// 寻找对应free list
my_free_list = free_list + FREELIST_INDEX(n);
// 调整free list, 回收区块
q->free_list_link = *my_free_list;
*my_free_list = q;
}
可以看到，当 归还空间大小 <= 128时，deallocate并没有将空间归还给系统，而是交给了free list，方便下次申请。这样可以有效避免内存碎片问题。
refill() 重新填充free list
在allocate()中，当发现合适的free list中并没有可用的空闲块时，就会调用refill()为free list重新填充空闲空间。新空间由chunk_alloc()完成，默认取自内存池。
refill() 默认向chunk_alloc()申请nobjs=20个大小为n（假定n已经调整为8倍数）的（连续）内存空间，当然实际成功申请到多少个，需要根据实际情况决定，可通过nobjs传出值判断。可以肯定的是，如果有返回值（没有出现异常终止程序），那么至少会有一个大小为n的对象。
refill()会得到一个连续空间，而把第一个大小n的对象返回给客户；至于剩余的空间，在按尺寸n找到合适的free list后，将剩余空间按链表形式加入free list。
refill() 重新填充free list流程：
refill()源码：
// 返回一个大小为n的对象, 并且有时候会为适当的free list增加节点
// 假设n已经适当上调至8的倍数
template<bool threads, int inst>
void* __default_alloc_template<threads, inst>::refill(size_t n) {
int nobjs = 20;
// 调用chunk_alloc(), 尝试取得nobjs个区块作为free list的新节点
// 注意参数nobjs是pass by reference
char* chunk = chunk_alloc(n, nobjs); // 下节详述
obj* volatile *my_free_list; // 2级指针, 指向free list链表头结点, 也位于free_list[]槽位上
obj* result;
obj *current_obj, *next_obj;
int i;
// 如果只获得一个区块, 这个区块就分配给调用者, free list无新节点
if (1 == nobjs) return (chunk);
// 否则准备调整free list, 纳入新节点
my_free_list = free_list + FREELIST_INDEX(n);
// 以下在chunk空间内建立free list
result = (obj*)chunk; // 首部这一块准备返回给客户端
// 以下引导free list指向新配置的空间(取自内存池)
*my_free_list = next_obj = (obj*)(chunk + n);
// 以下在chunk剩余空间(除去返回给客户的首部)上, 将free list的各节点串起来
for (i = 1; ; ++i) { // 从1开始, 因为第0个将返回给客户端
current_obj = next_obj;
next_obj = (obj*)((char*)next_obj + n);
if (nobjs - 1 == i) {
current_obj->free_list_link = 0;
break;
}
else {
current_obj->free_list_link = next_obj;
}
}
return (result);
}
memory pool 内存池
二级配置器的另一个核心就是memory pool（内存池）。它的作用就是，每次refill() free list的时候，会把多申请的空间（默认申请20个大小n对象空间，而只给客户1个对象）交给内存池管理。
那么，内存池是如何管理这些内存的呢？
内存池管理内存的核心在于，通过chunk_alloc()向客户提供内存配置。chunk_alloc()需要2个参数：一个对象的大小为size（bytes，假设已经调整至8的倍数），一个需要申请的对象个数nobjs（注意这是个引用类型，是个结果参数）。
内存池自身通过两个指针边界管理，start_free ~ end_free；而heap_size，表示总的向OS成功申请到的内存总量。
需求的内存总量 total_bytes为size * nobjs，内存池剩余空间bytes_left为 end_free - start_free。
由于这块比较复杂，我们分情况讨论。
1）当内存池剩余空间 >= 需求内存总量时，直接从内存池划扣（移动start_free 边界）。
2）当内存池剩余空间不能完全满足需求量，但足够供应一个（含）以上的区块需求。
我们知道，客户（refill()）通过chunk_alloc()申请内存的时候，实际上只需要一个区块，但会默认申请20个区块。也就是说，实际上最少只供应一个也能满足需求。但我们还是让内存池尽量满足客户需求，分配尽量多的区块数nobjs = bytes_left / size。这样，实际供应的总量为size*nobjs。
同样地，从内存池划扣空间需要移动start_free边界。
3）当内存池剩余空间连一个区块都不能满足时，可能需要向OS申请内存（调用malloc()）。
3.1）向OS申请内存时，申请空间bytes_to_get为2 * total_bytes + ROUND_UP(heap_size >> 4)，而并不是直接只申请total_bytes，这样做的目的，是为了让内存池拥有多余的、与本次申请内存总量和所有申请内存总量 相当的内存量，可用于管理；否则，这次申请后，会全部交给客户，下次客户申请（等量）内存时，很可能又要向系统申请。
注意：此时尚未求助于其他free list。
不过，在向OS申请前，要先把内存池的残余空间（不满足1个大小为n的区块，肯定 < 128bytes），加入某个合适的free list。
为什么要把内存池残余空间加入free list？
因为内存池只通过一对指针（start_free, end_free）来管理一块线性空间，向OS申请新内存后，无法再维护原来的内存空间，因此需要将原来空间的控制权交出去。
3.2）向OS申请内存，如果成功，直接更新内存池边界等信息，然后重新根据客户请求分配空间。
3.3）向OS申请内存，如果OS的heap空间不够，可能出现异常（malloc()返回空）。此时，需要进行异常处理。
A）先尝试在比size大的free list遍历查找，是否有可用而且足够大的区块。如果有，就直接取出该free list的第一个可用区块，交给内存池管理（此时内存池已经为空了），然后重新根据客户请求分配空间。因为找到的新区块 > 请求对象大小size，因此，至少能满足1个对象需求。
B）如果找遍所有free list，都没拿找到更足够大且可用的区块时，也就是说，到处找不到可用的内存，就调用一级配置器的allocate()，借助其out-of-memory机制：不断向申请内存、调用客户注册异常处理例程，或者直接抛出异常并终止程序。
内存池的chunk_alloc()流程：
chunk_alloc()源码：
// 假设size已经适当上调至8的倍数
// 注意参数nobjs是pass by reference
template<bool threads, int inst>
char* __default_alloc_template<threads, inst>::chunk_alloc(size_t size, int &nobjs) {
char* result;
size_t total_bytes = size * nobjs; // 要申请的内存总量
size_t bytes_left = end_free - start_free; // 内存池剩余空间
if (bytes_left >= total_bytes) {
// 内存池剩余空间完全满足需求量, 从内存池直接分配所需量 start_free ~ start_free + total_bytes
result = start_free;
start_free += total_bytes; // 从内存池取出内存后, 移动内存池起始位置
return (result);
}
else if (bytes_left >= size) {
// 内存池剩余空间不能完全满足需求量, 但足够供应一个(含)以上的区块
nobjs = bytes_left / size; // 先分配能满足的块数
total_bytes = size * nobjs; // 从内存池实际能分配的总量
result = start_free;
start_free += total_bytes;
return (result);
}
else {
// 内存池剩余空间连一个区块的大小都无法提供, 就需要向OS重新申请(malloc)内存
// 默认申请 2倍所需量, heap_size 用来调整申请的内存量.
// 注意: 为内存池申请空间, 分配空间时, 需要确保对齐(8byte对齐)
size_t bytes_to_get = 2 * total_bytes + ROUND_UP(heap_size >> 4); // >> 4 <=> /16
// 先试着让内存池的残余零头还有利用价值, 因为不够申请的一个区块大小(size),
// 因此内存池剩余空间肯定 < 128bytes, 可以加入某个区块
if (bytes_left > 0) {
// 内存池还有一些零头, 先分配给恰当的free list, 以备其他客户向free list申请空间
// 首先寻找适当的free list
obj* volatile *my_free_list = free_list + FREELIST_INDEX(bytes_left);
// 将内存池残余空间插入到free list槽位对应链表
// 调整free list, 将内存池中的残余空间编入
((obj*)start_free)->free_list_link = *my_free_list;
*my_free_list = (obj*)start_free;
}
// 向OS heap申请新空间, 用来补充内存池. 此时内存池已经为空, 残余空间已经交给free list.
start_free = (char*)malloc(bytes_to_get);
if (0 == start_free) { // OS heap空间不足, malloc()失败后异常处理
int i;
obj* volatile * my_free_list, *p;
// 试着检查我们手上拥有的东西, 这不会造成伤害. 我们不打算尝试配置较小的区块,
// 因为那在多进程(multi-process)机器上容易导致灾难
// 以下搜寻适当的free list
// 所谓适当是指"尚有未用区块, 且区块够大"之free list
for (i = size; i <= __MAX_BYTES; i += __ALIGN) {
my_free_list = free_list + FREELIST_INDEX(i);
p = *my_free_list;
if (0 != p) { // free list内尚有未用区块
// 调整free list以释放出未用区块
*my_free_list = p->free_list_link;
start_free = (char*)p;
end_free = start_free + i;
// 此时内存池已经有足够大区块. 递归调用自己, 为了修正nobjs
return (chunk_alloc(size, nobjs));
// 注意, 内存池任何残余零头终将被编入适当的free-list中备用
}
}
end_free = 0; // 如果出现意外(到处都没内存可用)
// 调用第一级配置器, 看看out-of-memory机制是否能尽点力
start_free = (char*)malloc_alloc::allocate(bytes_to_get);
// 这会导致抛出异常(exception), 或内存不足的情况获得改善
}
heap_size += bytes_to_get; // 向OS成功申请到内存, 就扩大heap size
end_free = start_free + bytes_to_get; // 更新内存池end_free边界
// 此时内存池有足够空间, 递归调用自己, 为了修正nobjs
return (chunk_alloc(size, nobjs));
}
}
