go-記憶體 Clerk

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整合兩個文章，FixAlloc 和 MSpan。

記憶體模型如下：

FixAlloc

FixAlloc稱不上是核心組件，輔助實現整個記憶體 Clerk核心的一個基礎工具。引入FixAlloc的目的只是用來分配MCache和MSpan兩個特定的對象，所以記憶體 Clerk中有spanalloc和cachealloc兩個組件。MCache和MSpan兩個結構在malloc.h中有定義。

定義在malloc.h檔案中的FixAlloc結構如下，比較關鍵的三個欄位是alloc、list和chunk，其他的欄位主要都是用來統計一些狀態資料的，比如分配了多少記憶體之類。

struct FixAlloc{uintptr size;void *(*alloc)(uintptr);void (*first)(void *arg, byte *p);// called first time p is returnedvoid *arg;MLink *list;byte *chunk;uint32 nchunk;uintptr inuse;// in-use bytes nowuintptr sys;// bytes obtained from system};

FixAlloc的記憶體結構圖，一看就很簡單，簡單到沒有出現本文的必要了。

list指標上掛的一個鏈表，這個鏈表的每個節點是一個固定大小的記憶體塊，cachealloc中的list儲存的記憶體塊大小為sizeof(MCache)，而spanalloc中的list儲存的記憶體塊大小為sizeof(MSpan)。chunk指標始終掛載的是一個128k大的記憶體塊。

FixAlloc提供了三個API，分別是runtime·FixAlloc_Init、runtime·FixAlloc_Alloc和runtime·FixAlloc_Free。

分配一個mcache和mspan的虛擬碼：

MCache *mcache;mcache = (MCache *) runtime·FixAlloc_Alloc(cachealloc);MSpan *mspan;mspan = (MSpan *) runtime·FixAlloc_Alloc(spanalloc);

這段虛擬碼展示的是分配一個MCache和MSpan對象，記憶體 Clerk並不是直接使用malloc類函數向系統申請，而是走了FixAlloc。使用FixAlloc分配MCache和MSpan對象的時候，首先是尋找FixAlloc的list鏈表，如果list不為空白，就直接拿一個記憶體塊返回使用; 如果list為空白，就把焦點轉移到chunk上去，如果128k的chunk記憶體中有足夠的空間，就切割一塊記憶體出來返回使用，如果chunk記憶體沒有剩餘記憶體的話，就從作業系統再申請128k記憶體替代老的chunk。FixAlloc的固定對象分配邏輯就這麼簡單，相反釋放邏輯更簡單了，釋放的對象就是直接放到list中，並不會返回給作業系統。當然mcache的個數基本是穩定的，也就是底層線程個數，但span對象就不一定那麼穩定了，所以FixAlloc的記憶體可能增長的因素就是span的對象太多。

MSpan

MSpan和FixAlloc一樣，都是記憶體 Clerk的基礎工具組件，但和FixAlloc沒太大的交集，各自發揮功效而已。span(MSpan簡稱span)是用來管理一組組page對象，先解釋一下page，page就是一個4k大小的記憶體塊而已。span就是將這一個個連續的page給管理起來，注意是連續的page，不是東一個西一個的亂擺設的page。

MSpan結構定義在malloc.h標頭檔中，代碼如下：

struct MSpan{MSpan*next;// in a span linked listMSpan*prev;// in a span linked listPageIDstart;// starting page numberuintptrnpages;// number of pages in spanMLink*freelist;// list of free objectsuint32ref;// number of allocated objects in this spanint32sizeclass;// size classuintptrelemsize;// computed from sizeclass or from npagesuint32state;// MSpanInUse etcint64   unusedsince;// First time spotted by GC in MSpanFree stateuintptr npreleased;// number of pages released to the OSbyte*limit;// end of data in spanMTypestypes;// types of allocated objects in this span};

span結構比較重要的欄位，都出現在上面的結構圖中。span的結構中有pre/next兩個指標，是用來構造雙向鏈表的。span可能會用在分配小對象（小於等於32k）的過程中，也可能會用於分配大對象(大於32k)，在分配不同類型對象的時候，span管理的中繼資料也大不相同。

npages表示是此span儲存的page的個數（比如：中就畫了3個page），start可以看作一個page指標，指向第一個page，有了第一個page當然就可以算出後面的任何一個page的起始地址了，因為span管理的始終是連續的一組page。這裡需要注意start的類型是PageID，由此可以看出這個start儲存的並不是第一個page的起始地址，而是第一個page的id值。這個id值是如何算出來的呢？其實給每個page算一個id，是非常簡單的事情，只要將這個page的的地址除以4096取整(虛擬碼：page_addr>>20)即可，當然前提是已經保證好了每個page按4k對齊。這樣一來每個page都有一個整數id了，並且任何一個記憶體位址都可以通過移位算出這個地址屬於哪個page。

start是span最重要的一個欄位，它維護好了所有的page。sizeclass如果是0的話，就代表這個span是用來分配大對象的，其他值是分配小對象。在分配小對象的時候，start欄位維護的所有page，最後將會被切分成一個一個的連續記憶體塊，記憶體塊大小是小對象的大小，這些切分出來的記憶體塊將被連結成為一個鏈表掛在freelist欄位上。分配大對象的時候，freelist就沒什麼用了。

span乾的活，也就這麼一點，反正就是管理一組連續的page。記憶體 Clerk中的每個page都會屬於一個span，page永遠不會獨立存在。span相關的API有：

// 初始化一個span結構，將分配的page放入到這個span中。voidruntime·MSpan_Init(MSpan *span, PageID start, uintptr npages);// 下面這些都是操作span構成的雙向鏈表了。voidruntime·MSpanList_Init(MSpan *list);boolruntime·MSpanList_IsEmpty(MSpan *list);voidruntime·MSpanList_Insert(MSpan *list, MSpan *span);voidruntime·MSpanList_Remove(MSpan *span);

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