glibc中malloc()的空间overhead

在linux下调用malloc()分配内存的时候，实际占用的内存与请求的内存尺寸的关系是什么呢，这个需要研究一下glibc中malloc()的实现。现在常见linux发行版中带的glibc中采用的都是Doug Lea的实现，下面的分析取自他的2..4版本的malloc.c。

glibc对内存的管理是以chunk为单位的，未分配的chunk之间用双向链表连接成一个环，遍历的时候用指针遍历，已分配的chunk在其首部有chunk的大小，并以此字节数做遍历。每个chunk的首部要放置一个叫做malloc_chunk的struct，故每个chunk的大小至少是这个struct的大小，如果分配的空间或者free的空间大于这个大小，则struct的后面是raw的数据或者是空白空间。chunk的定义如下所示：
    struct malloc_chunk {
      size_t               prev_foot;  /* Size of previous chunk (if free).  */
      size_t               head;       /* Size and inuse bits. */
      struct malloc_chunk* fd;         /* double links -- used only if free. */
      struct malloc_chunk* bk;
    };

对于已分配的和未分配的chunk，使用的都这个结构，只是用到的成员不一样。对于这两种情况，head变量存放的都是本chunk的尺寸，由于chunk的大小有对齐的规定（见下文），所以head变量的最后三位一定是0的，用不到，所以这三位被做为三个标志位使用，其实本文涉及的是最低位P，它表示当前chunk紧跟着的上一个chunk是不是一个free的chunk，以及倒数第三位A，它表明当前chunk是否被使用中。如果上一个chunk是free的，prev_foot变量就是有用的，它表明了上一个chunk的尺寸，如果上一个chunk也是分配了的，prev_foot变量就是不使用的（在内存上直接和前一个chunk重叠起来，见下文的图示）。如果当前chunk是个空chunk，那么fd和bk两个指针就会分别指向空闲chunk环中的上一个和下一个，如果当前chunk已经分配了，fd和bk所在的内存存放的就是用户实际申请到的数据空间了。

Doug Lea在malloc.c的源代码中画了图来描述实际分配中的内存使用情况，首先是对于已分配的chunk：
    chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            | Size of previous chunk (if P = )                             |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            | Size of this chunk                                     || |P|+
      mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |                                                               |
            +-                                                             -+
            |                                                               |
            +-                                                             -+
            |                                                               :
            +-      size - sizeof(size_t) available payload bytes          -+
            :                                                               |
    chunk-> +-                                                             -+
            |                                                               |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            | Size of next chunk (may or may not be in use)              ||+
      mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+

图中，chunk箭头所指的位置是malloc_chunk struct的起始位置，mem箭头所指的位置是malloc()等函数返回给用户的指针的位置，也就是实际数据的位置，mem和chunk箭头之前的2*size_t字节的空间可认为是overhead。但是注意第二个chunk，它的上一个chunk也就是第一个chunk是已经分配的，所以它的head字段的P标志位为1，并且它的prev_foot字段其实是不存在的，因为它和第一个chunk的payload数据的最后size_t个字节是重叠的。如果第二个chunk也被分配了的话，它的overhead就是第二个mem箭头上面的那一条当前chunk尺寸（也就是head变量）的那size_t字节的空间。

对于空闲的chuck是这样的：
    chunk-> +-                                                             -+
            | User payload (must be in use, or we would have merged!)       |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            | Size of this chunk                                     || |P|+
      mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            | Next pointer                                                  |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            | Prev pointer                                                  |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |                                                               :
            +-      size - sizeof(struct chunk) unused bytes               -+
            :                                                               |
    chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            | Size of this chunk                                            |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            | Size of next chunk (must be in use, or we would have merged||+
      mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |                                                               :
            +- User payload                                                -+
            :                                                               |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+

如图中注释所说，两个free的chunk如果是相邻的，会被合并，所以不会存在两个free的chunk相连的情况。（对于较小的刚刚被free的chunk，glibc中存在一种调度算法，把这种小free chunk加入一个叫fastbins的队列管理，这时尽管被free，它们的A标志位会保持为1，因此就算相邻也不会被合并）。

注意图中的第二个chunk，它是一个被分配了的chunk，它的第一个字段prev_foot表示的是第一个free的chunk的大小。其实这个prev_foot变量也是位于上一个chunk的尾部。真正属于第二个chunk的空间还是从“size of the next chunk”开始的，它距离用户数据的空间mem是size_t字节。

综合上面两个例子可以看出，对于一个已分配了的chunk，如果它的上一个chunk也是分配了的，它的prev_foot就是完全被前一个chunk覆盖的；如果它的上一个chunk是未分配的，它的prev_foot存的是该空间chunk的大小，且prev_foot变量位于前一个chunk的最后size_t个字节。这样看来，已分配的chunk的第一个成员prev_foot总是位于别的chunk内的，所以overhead就是head一个变量的大小，即site_t字节。这样一种chunk之间重叠的设计，使得prev_foot与其说是当前chunk的第一个变量，不如说是上一个chunk结尾尺寸标记（从它的名字foot就可以看出这一点）。这使得对于一个空闲chunk来说，其头（自身的header变量）和尾（下一个chunk的prev_foot）都是此空闲chunk的尺寸，这使得从正向两个方向按字节数遍历都很容易，是个不错的设计。

除了上面讨论的overhead以外，chunk的存储还涉及对齐的问题，glibc中规定chunk的以size_t的两倍大小对齐。与此相关的一些代码如下：
    #define MALLOC_ALIGNMENT       (2 * SIZE_SZ)  //在我下载的malloc.c中不是这样定义的，而是分情况讨论的
    #define CHUNK_ALIGN_MASK    (MALLOC_ALIGNMENT - SIZE_T_ONE)

    #define CHUNK_OVERHEAD      (SIZE_T_SIZE)

    #define MCHUNK_SIZE         (sizeof(mchunk))

    /* The smallest size we can malloc is an aligned minimal chunk */
    #define MIN_CHUNK_SIZE\
      ((MCHUNK_SIZE + CHUNK_ALIGN_MASK) & ~CHUNK_ALIGN_MASK)

    /* pad request bytes into a usable size */
    #define pad_request(req) \
       (((req) + CHUNK_OVERHEAD + CHUNK_ALIGN_MASK) & ~CHUNK_ALIGN_MASK)

    /* pad request, checking for minimum (but not maximum) */
    #define request2size(req) \
      (((req) < MIN_REQUEST)? MIN_CHUNK_SIZE : pad_request(req))

request2size这个宏汇合了上文的各个因素，给出一个要申请的空间大小，它返回的就是实际分配的内存大小。只申请1个字节的时候，实际至少也要分配malloc_chunk的大小那么多空间，当申请的字节更多直到一个malloc_chunk的空间放不下后，实际空间会以2倍的size_t为步长增长。

这里写了一个程序验证：
    #include <stdio.h>
    #include <stdlib.h>
    #include <malloc.h>

    #define N 1

    int main() {
        int i = ;
        char *p;
        char *p0, *p1;

        size_t *psize;

        for (i = ; i < ; i++) {
            p = (char*) malloc(N);
            if (i == ) p0 = p;
            if (i == ) p1 = p;
        }
        printf("%d\n", p1 - p0);    //看两个chunk的mem指针相差多少

        psize = (size_t*)(p1 - sizeof(size_t));
        printf("%d\n", (*psize) & ~);    //看head变量的值，& ~7的作用是把后三个标志位过滤掉

        getchar();
        return ;

    }

在32系统下，size_t和指针均为4字节，当N为1至12时，程序的内存占用为16M，当N为13时，程序占用内存涨到24M。
在64系统下，size_t和指针均为8字节，当N为1至24时，程序的内存占用为32M，当N为25时，程序占用内存涨到48M。

上述程序在centos .3下，gcc 4.1.2下测试通过。另外，由于C++的new操作底层调用的也是malloc，所以上述讨论对new同样适用。

最后附上本文主要的参考材料，一个讲述glibc的pdf和malloc.c源代码。

http://blog.loudly.me/2010/02/glibc_malloc_memory_overhead/