【C++内存管理】14_SBH行为分析-分配+释放之连续动做图解

时间  2021-06-12 标签 cookie 函数 spa 操作系统 debug 指针 code 索引 进程 内存

第一次，分配

image.png

知识点补充 
LPVOID VirtualAlloc{
    LPVOID lpAddress,       // 要分配的内存区域的地址 （当实参为0时，由操做系统指定地址）
    DWORD dwSize,           // 分配的大小
    DWORD flAllocationType, // 分配的类型
    DWORD flProtect         // 该内存的初始保护属性
};

1. virtualAlloc 是一个 Window API 函数，该函数的功能是在调用进程的虚拟地址空间预约或者提交一部分页
2. flAllocationType ：
    MEM_RESERVE 保留分配地址，不分配物理内存。这样能够阻止其它分配函数 malloc 和 LocalAlloc 等再使用已保留的内存范围，直到它被释放
    MEM_COMMIT 为指定地址空间提交物理内存。这个函数初始化内在为零
typedef struct tagGroup {
    int cntEntries;
    struct tagListHead listHead[64];
}GROUP, *PGROUP;

1. int cntEntries， 累计量,内存分配时+1，内存释放时-1。当 cntEntries 为 0 ，表示 8 page 所有收回，就能够将此内存块归还给操做系统
typedef unsigned int BITVEC;

typedef struct tagRegion {
    int indGroupUes;
    ......
    BITVEC bitvGroupHi[32];
    BITVEC bitvGroupLo[32];
    struct tagGroup grtHeadList[32];
}

1. indGroupUes, 定位当前正在使用的 Group 索引
2. 32 组 GROUP 对应 32 * 64 bit，当 bitvGroup[i][j] （第 i 个 GROUP 中的第 j 条双向链表）的 bit 位为 1 表示链表有可用内存块， 为 0 表示链![image.png](/img/bVcSzQZ)
typedef struct tagEntry
{
    int sizeFront;
    struct tagEntry *pEntryNext;
    struct tagEntry *pEntryPrev;
}ENTRY, *PENTRY;

1. pEntryNext、pEntryPrev 为嵌入式指针，在内存块分配先后分配后有不一样的解释
流程描述 
1. 由 ioinit.c, line#18 申请 100h，区块大小 130h （debugheader、cookie、16字节对齐调整）
2. 使用 Group[indGroupUes] => Group[0] ; 
        bitvGroup[indGroupUes] [130h = 304 * 16 - 1] => bitvGroup[0] [18] bit 为 0，代表对应 Group[0][18] （listHead[18]）链表中无可用区块，因而继续向右查找，Group[0][63] 最后一条链表有可用区块
3. 进行内存切割（参见上节文章流程）

第二次，分配

__crtGetEnvironmentStringsA() 发起

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第三次，分配

image.png

第十五次，释放

环境变量处理完成后的内存归还（main之气） 240H

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流程描述 
1. 当前操做仍为 Group[0]
2. 修改 cntEnteries 由 14 为 13
3. 240h / 16 - 1 = 576 / 16 - 1 = 35 => listHead[35], 归还的内存块挂接（嵌入式指针完成）到 35 号链表
4. 修改  bitvGroup[0] [35] 为 1
5. 修改 cookie 最后一位为 0

第十六次，分配

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流程描述 【申请 b0h】 
1. 修改 cntEnteries 由 13 为 14
2. b0h / 16 - 1 = 10 => bitvGroup[0][0] 为 0， 表示无可用区块
3. 查找临近可用区块， bitvGroup[0][35] 为 1， 在 listHead[35] 链表管理的内存块中进行切割
4. 240h - b0h = 190h， 190h / 16 - 1 = 24 切割后的内存块从新调整挂在到 listHead[24]
5. 修改 bitvGroup[0][35] 为 0，bitvGroup[0][24] 为 1

第 n 次， 分配

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流程描述【申请 230h】 
1. 通过不断的内存分配，Group[0] 管理的 page[1-8] （32KB） 已没法知足 230h
2. Group[indGroupUes] => indGroupUes[1] 开始新的故事

区块合并

free-list 内的合并

为了尽可能减小内存空间的碎片化以知足后期较大内存块的申请需求，将相邻空闲的区块进行合并时 SBH 进行碎片整理的思路。（分为向下合并、向上合并）

image.png

[最左侧图]
1. 应用程序归还上图蓝色箭头所指向内存地址[0x00000304]（修改上下 cookie 最后 1 bit 为 0）
2. 0x00000304 向上加 4bytes， 定位到上 cookie 地址 0x00000300，获取到当前内存块长度 0x300
3. 上 cookie 地址加 0x300 定位到下 cookie
 
[最中间图]
4. 下 cookie 加 4 bytes, 定位到下块内存块的上 cookie，检查最后bit为0，代表此块内存空闲，两内存块进行合并【下内存块须要调整对应的 listHead 和 bitvGroup】
 
[最右侧图]
5. 上 cookie 减 4 bytes， 定位到上内存块的下 cookie, 检查最后bit为0， 代表此内存块空间，接上步骤内存块进行合并【上内存块须要调整对应的 listHead 和 bitvGroup】

6. 0x300 + 0x300 + 0x300 = 0x900 大于 1 KB， 调整挂载到最后一条链表 list[63]，设置对应的 bitvGroup 位

free(p) 索引定位

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p 落在哪一个 Header 内 
1. 已知 Header 首地址、 Header 数量、Header 大小
2. Header 内成员 pHeapData 指向 1MB 内存空间
3. 遍历全部 Header， 查看 p 落在哪一个 Header 的 [pHeapData， pHeapData+1MB] 内
p 落在哪一个 Group 内 
(p - pHeapData) / 32 - 1
p 落在哪一个 free-list 内 
1. 上 cookie 地址 = p - 4
2. 从上 cookie 得到要释放的内存块大小 size
3. index = (size / 16) - 1

内存分段管理的妙处

分段管理之妙，利于归还 O.S（当 cntEntries 为 0 时进行“全回收”）

SBH 作分段的管理（每次申请1MB虚拟空间 -> 每次申请32KB物理内存 -> 分为8Page -> 64条链表）cookie

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内存的延迟归还

为了内存分配的高效性，对内存的回收使用了 Defering 机制

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当归还完全部的内存块

当归还完全部内存块， SBH 将恢复到初始状态

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VC malloc + GCC allocator

  • malloc 和 allocator 的访问速度都很快，绝大多数状况下不须要咱们从新实现
  • allocator 目的是为了减小 cookie， 缺点是不会向操做系统归还内存

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叠屋架床

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叠屋架床，层层封装是一种浪费吗？
是，但有必要。由于每个上层调用都没法保证下层是否有合适的内存管理
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