malloc_chunk边界标记法和空间复用

边界标记法

    ptmalloc分配的空间统一用了malloc_chunk结构来管理，malloc_chunk的结构初看比较奇葩，看了注释，分析了一段时间的代码，发现这种边界标记的设计，在malloc_chunk虚拟地址都是彼此相邻的情况下，是十分高效的。

malloc_chunk结构：

struct malloc_chunk {

  INTERNAL_SIZE_T      prev_size;  /* Size of previous chunk (if free).  */
  INTERNAL_SIZE_T      size;       /* Size in bytes, including overhead. */ //整个结构体的大小，包括结构体数据和后面可用的空间的大小

  struct malloc_chunk* fd;         /* double links -- used only if free. */
  struct malloc_chunk* bk;

  /* Only used for large blocks: pointer to next larger size.  */ //后面用large bin再考虑
  struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if free. */
  struct malloc_chunk* bk_nextsize;
};

    首先我们要清楚，malloc_chunk都是虚拟地址相连的，这样我们需要知道一个chunk相邻chunk的地址。每个malloc_chunk都包括自身的size，又包括虚拟地址前面的那个malloc_chunk，这里不需要记录后面malloc_chunk的size，因为后面的首地址就是当前malloc_chunk的首地址+size,prev_size在前面的chunk如果是空闲的时候才是可用的。如果前面的chunk是正在被使用的，那么这个prev_size的空间则被前面的chunk所征用。如果当前chunk是使用中的，那么fd，bk，fd_nextsize,bk_nextsize,都是无效的，它们都是关于空闲链表的指针，那么这些指针的空间全部被认为是空闲空间。 ptmalloc中的注释画出了空闲malloc_chunk和已分配的malloc_chunk的结构。

空闲chunk的结构：

    上图中是空闲chunk的结构示意图，从图中可以看出当前malloc_chunk的指针是chunk指针，如果想得到地址相邻前面的指针，只需要chunk-prev_size即可。得到地址相邻后面的指针，chunk+size。其中fd，bk指针是bin中的空闲双向链表。这种通过prev_size可以使malloc_chunk的合并过程非常迅速。

    从代码中看下空闲chunk的合并过程，还是malloc_consolidate里面函数的片段：

//合并前面的
      if (!prev_inuse(p)) {
        prevsize = p->prev_size;
        size += prevsize;
        p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));
        unlink(p, bck, fwd);
      }
//合并后面的
      if (nextchunk != av->top) {
        nextinuse = inuse_bit_at_offset(nextchunk, nextsize);
        if (!nextinuse) {
          size += nextsize;
          unlink(nextchunk, bck, fwd);

    从代码中可以看出来，合并前面的malloc_chunk过程中，可以看到不用获得前面malloc_chunk的指针,合并的过程大概就是当前的chunk指针挪动到前面的位置，同时更新size，把chunk指针从相应的bin双向链表中干掉；从合并过程中可以看到，我们只是用到了prev_size,并没有用前面的chunk的指针，如果有前面chunk的指针，那么合并过程肯定还是需要这个chunk的size的。所以这里只用到prev_size加快合并的速度。向prev方向合并需要更新size和chunk指针，向next方向合并，只要更新size就行。

空间复用

    malloc_chunk来说size是必须的，标志了这个chunk的大小，来决定是否满足malloc的要求，那么对于空闲的malloc_chunk来说fd，bk，fd_nextsize，bk_nextsize是必须的，bin中的空闲双链表；对于非空闲的malloc_chunk来说，fd,bk,fd_nextsize，bk_nextsize是没有用的，所以这部分空间被作为了可用的空间。那么prev_size就比较复杂了，它的状态取决于虚拟地址相邻前面的chunk的状态，如果前面的chunk是使用状态，那么这个chunk的prev_size就没有意义了，也没有合并的必要了，所以就不需要知道前面chunk指针的位置了，所以这个变量的空间被前面的chunk征用了。

使用状态的chunk

    malloc请求的size，要加上结构体的数据大小才和malloc_chunk的size有可比性。

 #define request2size(req)                                       
  (((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK < MINSIZE)  ?           
   MINSIZE :                                                    
   ((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK)
 

    从上面的宏可以看出实际请求的大小是req再加上size_t然后对齐，这里prev_size和size不是应该2*size_t么，但是还要计算上next chunk赠送的prev_size的size_t。

总结

从上面的分析可以看出malloc_chunk设计是巧妙的，prev_size字段可以通过它来找到地址相邻空闲的上一个chunk,使得合并空闲的chunk十分方便，同时如果当前chunk的前一个chunk是使用中的，prev_size的空间可以借给上一个chunk作为可用空间。