Golang 的内存管理基于 tcmalloc，可以说起点挺高的。但是 Golang 在实现的时候还做了很多优化，我们下面通过源码来看一下 Golang 的内存管理实现。下面的源码分析基于 go1.8rc3。
1.tcmalloc 介绍
关于 tcmalloc 可以参考这篇文章 tcmalloc 介绍，原始论文可以参考 TCMalloc : Thread-Caching Malloc。
2. Golang 内存管理
0. 准备知识
这里先简单介绍一下 Golang 运行调度。在 Golang 里面有三个基本的概念：G, M, P。
G: Goroutine 执行的上下文环境。
M: 操作系统线程。
P: Processer。进程调度的关键，调度器，也可以认为约等于 CPU。
一个 Goroutine 的运行需要 G + P + M 三部分结合起来。好，先简单介绍到这里，更详细的放在后面的文章里面来说。
1. 逃逸分析（escape analysis）
对于手动管理内存的语言，比如 C/C++，我们使用 malloc 或者 new 申请的变量会被分配到堆上。但是 Golang 并不是这样，虽然 Golang 语言里面也有 new。Golang 编译器决定变量应该分配到什么地方时会进行逃逸分析。下面是一个简单的例子。
package main
import ()
func foo() *int {
var x int
return &x
}
func bar() int {
x := new(int)
*x = 1
return *x
}
func main() {} 将上面文件保存为 escape.go，执行下面命令
$ go run -gcflags '-m -l' escape.go
./escape.go:6: moved to heap: x
./escape.go:7: &x escape to heap
./escape.go:11: bar new(int) does not escape 上面的意思是 foo() 中的 x 最后在堆上分配，而 bar() 中的 x 最后分配在了栈上。在官网 (golang.org) FAQ 上有一个关于变量分配的问题如下：
如何得知变量是分配在栈（stack）上还是堆（heap）上？
准确地说，你并不需要知道。Golang 中的变量只要被引用就一直会存活，存储在堆上还是栈上由内部实现决定而和具体的语法没有关系。
知道变量的存储位置确实和效率编程有关系。如果可能，Golang 编译器会将函数的局部变量分配到函数栈帧（stack frame）上。然而，如果编译器不能确保变量在函数 return 之后不再被引用，编译器就会将变量分配到堆上。而且，如果一个局部变量非常大，那么它也应该被分配到堆上而不是栈上。
当前情况下，如果一个变量被取地址，那么它就有可能被分配到堆上。然而，还要对这些变量做逃逸分析，如果函数 return 之后，变量不再被引用，则将其分配到栈上。
2. 关键数据结构
几个关键的地方：
1.mcache: per-P cache，可以认为是 local cache。
2.mcentral: 全局 cache，mcache 不够用的时候向 mcentral 申请。
3.mheap: 当 mcentral 也不够用的时候，通过 mheap 向操作系统申请。
可以将其看成多级内存分配器。
2.1 mcache
我们知道每个 Gorontine 的运行都是绑定到一个 P 上面，mcache 是每个 P 的 cache。这么做的好处是分配内存时不需要加锁。mcache 结构如下。
// Per-thread (in Go, per-P) cache for small objects.
// No locking needed because it is per-thread (per-P).
type mcache struct {
// The following members are accessed on every malloc,
// so they are grouped here for better caching.
next_sample int32 // trigger heap sample after allocating this many bytes
local_scan uintptr // bytes of scannable heap allocated
// 小对象分配器，小于 16 byte 的小对象都会通过 tiny 来分配。
tiny uintptr
tinyoffset uintptr
local_tinyallocs uintptr // number of tiny allocs not counted in other stats
// The rest is not accessed on every malloc.
alloc [_NumSizeClasses]*mspan // spans to allocate from
stackcache [_NumStackOrders]stackfreelist
// Local allocator stats, flushed during GC.
local_nlookup uintptr // number of pointer lookups
local_largefree uintptr // bytes freed for large objects (>maxsmallsize)
local_nlargefree uintptr // number of frees for large objects (>maxsmallsize)
local_nsmallfree [_NumSizeClasses]uintptr // number of frees for small objects (<=maxsmallsize)
} 我们可以暂时只关注 alloc [_NumSizeClasses]*mspan，这是一个大小为 67 的指针（指针指向 mspan ）数组（_NumSizeClasses = 67），每个数组元素用来包含特定大小的块。当要分配内存大小时，为 object 在 alloc 数组中选择合适的元素来分配。67 种块大小为 0，8 byte, 16 byte, … ，这个和 tcmalloc 稍有区别。
//file: sizeclasses.go
var class_to_size = [_NumSizeClasses]uint16{0, 8, 16, 32, 48, 64, 80, 96, 112, 128, 144, 160, 176, 192, 208, 224, 240, 256, 288, 320, 352, 384, 416, 448, 480, 512, 576, 640, 704, 768, 896, 1024, 1152, 1280, 1408, 1536, 1792, 2048, 2304, 2688, 3072, 3200, 3456, 4096, 4864, 5376, 6144, 6528, 6784, 6912, 8192, 9472, 9728, 10240, 10880, 12288, 13568, 14336, 16384, 18432, 19072, 20480, 21760, 24576, 27264, 28672, 32768} 这里仔细想有个小问题，上面的 alloc 类似内存池的 freelist 数组或者链表，正常实现每个数组元素是一个链表，链表由特定大小的块串起来。但是这里统一使用了 mspan 结构，那么只有一种可能，就是 mspan 中记录了需要分配的块大小。我们来看一下 mspan 的结构。
2.2 mspan
span 在 tcmalloc 中作为一种管理内存的基本单位而存在。Golang 的 mspan 的结构如下，省略了部分内容。
type mspan struct {
next *mspan // next span in list, or nil if none
prev *mspan // previous span in list, or nil if none
list *mSpanList // For debugging. TODO: Remove.
startAddr uintptr // address of first byte of span aka s.base()
npages uintptr // number of pages in span
stackfreelist gclinkptr // list of free stacks, avoids overloading freelist
// freeindex is the slot index between 0 and nelems at which to begin scanning
// for the next free object in this span.
freeindex uintptr
// TODO: Look up nelems from sizeclass and remove this field if it
// helps performance.
nelems uintptr // number of object in the span.
...
// 用位图来管理可用的 free object，1 表示可用
allocCache uint64
...
sizeclass uint8 // size class
...
elemsize uintptr // computed from sizeclass or from npages
...
} 从上面的结构可以看出：
1.next, prev: 指针域，因为 mspan 一般都是以链表形式使用。
2.npages: mspan 的大小为 page 大小的整数倍。
3.sizeclass: 0 ~ _NumSizeClasses 之间的一个值，这个解释了我们的疑问。比如，sizeclass = 3，那么这个 mspan 被分割成 32 byte 的块。
4.elemsize: 通过 sizeclass 或者 npages 可以计算出来。比如 sizeclass = 3, elemsize = 32 byte。对于大于 32Kb 的内存分配，都是分配整数页，elemsize = page_size * npages。
5.nelems: span 中包块的总数目。
6.freeindex: 0 ~ nelemes-1，表示分配到第几个块。
2.3 mcentral
上面说到当 mcache 不够用的时候，会从 mcentral 申请。那我们下面就来介绍一下 mcentral。
type mcentral struct {
lock mutex
sizeclass int32
nonempty mSpanList // list of spans with a free object, ie a nonempty free list
empty mSpanList // list of spans with no free objects (or cached in an mcache)
}
type mSpanList struct {
first *mspan
last *mspan
} mcentral 分析：
1.sizeclass: 也有成员 sizeclass，那么 mcentral 是不是也有 67 个呢？是的。
2.lock: 因为会有多个 P 过来竞争。
3.nonempty: mspan 的双向链表，当前 mcentral 中可用的 mspan list。
4.empty: 已经被使用的，可以认为是一种对所有 mspan 的 track。
问题来了，mcentral 存在于什么地方？虽然在上面我们将 mcentral 和 mheap 作为两个部分来讲，但是作为全局的结构，这两部分是可以定义在一起的。实际上也是这样，mcentral 包含在 mheap 中。
2.4 mheap
Golang 中的 mheap 结构定义如下。
type mheap struct {
lock mutex
free [_MaxMHeapList]mSpanList // free lists of given length
freelarge mSpanList // free lists length >= _MaxMHeapList
busy [_MaxMHeapList]mSpanList // busy lists of large objects of given length
busylarge mSpanList // busy lists of large objects length >= _MaxMHeapList
sweepgen uint32 // sweep generation, see comment in mspan
sweepdone uint32 // all spans are swept
// allspans is a slice of all mspans ever created. Each mspan
// appears exactly once.
//
// The memory for allspans is manually managed and can be
// reallocated and move as the heap grows.
//
// In general, allspans is protected by mheap_.lock, which
// prevents concurrent access as well as freeing the backing
// store. Accesses during STW might not hold the lock, but
// must ensure that allocation cannot happen around the
// access (since that may free the backing store).
allspans []*mspan // all spans out there
// spans is a lookup table to map virtual address page IDs to *mspan.
// For allocated spans, their pages map to the span itself.
// For free spans, only the lowest and highest pages map to the span itself.
// Internal pages map to an arbitrary span.
// For pages that have never been allocated, spans entries are nil.
//
// This is backed by a reserved region of the address space so
// it can grow without moving. The memory up to len(spans) is
// mapped. cap(spans) indicates the total reserved memory.
spans []*mspan
// sweepSpans contains two mspan stacks: one of swept in-use
// spans, and one of unswept in-use spans. These two trade
// roles on each GC cycle. Since the sweepgen increases by 2
// on each cycle, this means the swept spans are in
// sweepSpans[sweepgen/2%2] and the unswept spans are in
// sweepSpans[1-sweepgen/2%2]. Sweeping pops spans from the
// unswept stack and pushes spans that are still in-use on the
// swept stack. Likewise, allocating an in-use span pushes it
// on the swept stack.
sweepSpans [2]gcSweepBuf
_ uint32 // align uint64 fields on 32-bit for atomics
// Proportional sweep
pagesInUse uint64 // pages of spans in stats _MSpanInUse; R/W with mheap.lock
spanBytesAlloc uint64 // bytes of spans allocated this cycle; updated atomically
pagesSwept uint64 // pages swept this cycle; updated atomically
sweepPagesPerByte float64 // proportional sweep ratio; written with lock, read without
// TODO(austin): pagesInUse should be a uintptr, but the 386
// compiler can't 8-byte align fields.
// Malloc stats.
largefree uint64 // bytes freed for large objects (>maxsmallsize)
nlargefree uint64 // number of frees for large objects (>maxsmallsize)
nsmallfree [_NumSizeClasses]uint64 // number of frees for small objects (<=maxsmallsize)
// range of addresses we might see in the heap
bitmap uintptr // Points to one byte past the end of the bitmap
bitmap_mapped uintptr
arena_start uintptr
arena_used uintptr // always mHeap_Map{Bits,Spans} before updating
arena_end uintptr
arena_reserved bool
// central free lists for small size classes.
// the padding makes sure that the MCentrals are
// spaced CacheLineSize bytes apart, so that each MCentral.lock
// gets its own cache line.
central [_NumSizeClasses]struct {
mcentral mcentral
pad [sys.CacheLineSize]byte
}
spanalloc fixalloc // allocator for span*
cachealloc fixalloc // allocator for mcache*
specialfinalizeralloc fixalloc // allocator for specialfinalizer*
specialprofilealloc fixalloc // allocator for specialprofile*
speciallock mutex // lock for special record allocators.
} var mheap_ mheap
mheap_ 是一个全局变量，会在系统初始化的时候初始化（在函数 mallocinit() 中）。我们先看一下 mheap 具体结构。
1. allspans []*mspan: 所有的 spans 都是通过 mheap_ 申请，所有申请过的 mspan 都会记录在 allspans。结构体中的 lock 就是用来保证并发安全的。注释中有关于 STW 的说明，这个之后会在 Golang 的 GC 文章中细说。
2.c entral [_NumSizeClasses]…: 这个就是之前介绍的 mcentral ，每种大小的块对应一个 mcentral。mcentral 上面介绍过了。pad 可以认为是一个字节填充，为了避免伪共享（false sharing）问题的。False Sharing 可以参考 False Sharing – wikipedia，这里就不细说了。
3. sweepgen, sweepdone: GC 相关。（Golang 的 GC 策略是 Mark & Sweep, 这里是用来表示 sweep 的，这里就不再深入了。）
4.fr ee [_MaxMHeapList]mSpanList: 这是一个 SpanList 数组，每个 SpanList 里面的 mspan 由 1 ~ 127 (_MaxMHeapList – 1) 个 page 组成。比如 free[3] 是由包含 3 个 page 的 mspan 组成的链表。free 表示的是 free list，也就是未分配的。对应的还有 busy list。
5.f reelarge mSpanList: mspan 组成的链表，每个元素（也就是 mspan）的 page 个数大于 127。对应的还有 busylarge。
6. spans []*mspan: 记录 arena 区域页号（page number）和 mspan 的映射关系。
7. arena_start, arena_end, arena_used: 要解释这几个变量之前要解释一下 arena。arena 是 Golang 中用于分配内存的连续虚拟地址区域。由 mheap 管理，堆上申请的所有内存都来自 arena。那么如何标志内存可用呢？操作系统的常见做法用两种：一种是用链表将所有的可用内存都串起来；另一种是使用位图来标志内存块是否可用。结合上面一条 spans，内存的布局是下面这样的。
8.s panalloc, cachealloc fixalloc: fixalloc 是 free-list，用来分配特定大小的块。
9.剩 下的是一些统计信息和 GC 相关的信息，这里暂且按住不表，以后专门拿出来说。
3. 初始化
在系统初始化阶段，上面介绍的几个结构会被进行初始化，我们直接看一下初始化代码：mallocinit()。
func mallocinit() {
//一些系统检测代码，略去
var p, bitmapSize, spansSize, pSize, limit uintptr
var reserved bool
// limit = runtime.memlimit();
// See
// TODO(rsc): Fix after 1.1.
limit = 0
//系统指针大小 PtrSize = 8，表示这是一个 64 位系统。
if sys.PtrSize == 8 && (limit == 0 || limit > 1<<30) {
//这里的 arenaSize, bitmapSize, spansSize 分别对应 mheap 那一小节里面提到 arena 区大小，bitmap 区大小，spans 区大小。
arenaSize := round(_MaxMem, _PageSize)
bitmapSize = arenaSize / (sys.PtrSize * 8 / 2)
spansSize = arenaSize / _PageSize * sys.PtrSize
spansSize = round(spansSize, _PageSize)
//尝试从不同地址开始申请
for i := 0; i <= 0x7f; i++ {
switch {
case GOARCH == "arm64" && GOOS == "darwin":
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0x0013<<28)
case GOARCH == "arm64":
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0x0040<<32)
default:
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0x00c0<<32)
}
pSize = bitmapSize + spansSize + arenaSize + _PageSize
//向 OS 申请大小为 pSize 的连续的虚拟地址空间
p = uintptr(sysReserve(unsafe.Pointer(p), pSize, &reserved))
if p != 0 {
break
}
}
} //这里是 32 位系统代码对应的操作，略去。
...
p1 := round(p, _PageSize)
spansStart := p1
mheap_.bitmap = p1 + spansSize + bitmapSize
if sys.PtrSize == 4 {
// Set arena_start such that we can accept memory
// reservations located anywhere in the 4GB virtual space.
mheap_.arena_start = 0
} else {
mheap_.arena_start = p1 + (spansSize + bitmapSize)
}
mheap_.arena_end = p + pSize
mheap_.arena_used = p1 + (spansSize + bitmapSize)
mheap_.arena_reserved = reserved
if mheap_.arena_start&(_PageSize-1) != 0 {
println("bad pagesize", hex(p), hex(p1), hex(spansSize), hex(bitmapSize), hex(_PageSize), "start", hex(mheap_.arena_start))
throw("misrounded allocation in mallocinit")
}
// Initialize the rest of the allocator.
mheap_.init(spansStart, spansSize)
_g_ := getg()
_g_.m.mcache = allocmcache()
} 上面对代码做了简单的注释，下面详细解说其中的部分功能函数。
3.1 arena 相关
arena 相关地址的大小初始化代码如下。
arenaSize := round(_MaxMem, _PageSize)
bitmapSize = arenaSize / (sys.PtrSize * 8 / 2)
spansSize = arenaSize / _PageSize * sys.PtrSize
spansSize = round(spansSize, _PageSize)
_MaxMem = uintptr(1<<_MHeapMap_TotalBits - 1) 首先解释一下变量 _MaxMem ，里面还有一个变量就不再列出来了。简单来说 _MaxMem 就是系统为 arena 区分配的大小：64 位系统分配 512 G；对于 Windows 64 位系统，arena 区分配 32 G。round 是一个对齐操作，向上取 _PageSize 的倍数。实现也很有意思，代码如下。
// round n up to a multiple of a. a must be a power of 2.
func round(n, a uintptr) uintptr {
return (n + a - 1) &^ (a - 1)
} bitmap 用两个 bit 表示一个字的可用状态，那么算下来 bitmap 的大小为 16 G。读过 Golang 源码的同学会发现其实这段代码的注释里写的 bitmap 的大小为 32 G。其实是这段注释很久没有更新了，之前是用 4 个 bit 来表示一个字的可用状态，这真是一个悲伤的故事啊。
spans 记录的 arena 区的块页号和对应的 mspan 指针的对应关系。比如 arena 区内存地址 x，对应的页号就是 page_num = (x – arena_start) / page_size，那么 spans 就会记录 spans[page_num] = x。如果 arena 为 512 G的话，spans 区的大小为 512 G / 8K * 8 = 512 M。这里值得注意的是 Golang 的内存管理虚拟地址页大小为 8k。
_PageSize = 1 << _PageShift
_PageShift = 13 所以这一段连续的的虚拟内存布局（64 位）如下：
3.2 虚拟地址申请
主要是下面这段代码。
//尝试从不同地址开始申请
for i := 0; i <= 0x7f; i++ {
switch {
case GOARCH == "arm64" && GOOS == "darwin":
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0x0013<<28)
case GOARCH == "arm64":
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0x0040<<32)
default:
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0x00c0<<32)
}
pSize = bitmapSize + spansSize + arenaSize + _PageSize
//向 OS 申请大小为 pSize 的连续的虚拟地址空间
p = uintptr(sysReserve(unsafe.Pointer(p), pSize, &reserved))
if p != 0 {
break
}
} 初始化的时候，Golang 向操作系统申请一段连续的地址空间，就是上面的 spans + bitmap + arena。p 就是这段连续地址空间的开始地址，不同平台的 p 取值不一样。像 OS 申请的时候视不同的 OS 版本，调用不同的系统调用，比如 Unix 系统调用 mmap (mmap 想操作系统内核申请新的虚拟地址区间，可指定起始地址和长度)，Windows 系统调用 VirtualAlloc （类似 mmap）。
//bsd
func sysReserve(v unsafe.Pointer, n uintptr, reserved *bool) unsafe.Pointer {
if sys.PtrSize == 8 && uint64(n) > 1<<32 || sys.GoosNacl != 0 {
*reserved = false
return v
}
p := mmap(v, n, _PROT_NONE, _MAP_ANON|_MAP_PRIVATE, -1, 0)
if uintptr(p) < 4096 {
return nil
}
*reserved = true
return p
}
//darwin
func sysReserve(v unsafe.Pointer, n uintptr, reserved *bool) unsafe.Pointer {
*reserved = true
p := mmap(v, n, _PROT_NONE, _MAP_ANON|_MAP_PRIVATE, -1, 0)
if uintptr(p) < 4096 {
return nil
}
return p
}
//linux
func sysReserve(v unsafe.Pointer, n uintptr, reserved *bool) unsafe.Pointer {
...
p := mmap(v, n, _PROT_NONE, _MAP_ANON|_MAP_PRIVATE, -1, 0)
if uintptr(p) < 4096 {
return nil
}
*reserved = true
return p
}
//windows
func sysReserve(v unsafe.Pointer, n uintptr, reserved *bool) unsafe.Pointer {
*reserved = true
// v is just a hint.
// First try at v.
v = unsafe.Pointer(stdcall4(_VirtualAlloc, uintptr(v), n, _MEM_RESERVE, _PAGE_READWRITE))
if v != nil {
return v
}
// Next let the kernel choose the address.
return unsafe.Pointer(stdcall4(_VirtualAlloc, 0, n, _MEM_RESERVE, _PAGE_READWRITE))
} 3.3 mheap 初始化
我们上面介绍 mheap 结构的时候知道 spans, bitmap, arena 都是存在于 mheap 中的，从操作系统申请完地址之后就是初始化 mheap 了。
func mallocinit() {
...
p1 := round(p, _PageSize)
spansStart := p1
mheap_.bitmap = p1 + spansSize + bitmapSize
if sys.PtrSize == 4 {
// Set arena_start such that we can accept memory
// reservations located anywhere in the 4GB virtual space.
mheap_.arena_start = 0
} else {
mheap_.arena_start = p1 + (spansSize + bitmapSize)
}
mheap_.arena_end = p + pSize
mheap_.arena_used = p1 + (spansSize + bitmapSize)
mheap_.arena_reserved = reserved
if mheap_.arena_start&(_PageSize-1) != 0 {
println("bad pagesize", hex(p), hex(p1), hex(spansSize), hex(bitmapSize), hex(_PageSize), "start", hex(mheap_.arena_start))
throw("misrounded allocation in mallocinit")
}
// Initialize the rest of the allocator.
mheap_.init(spansStart, spansSize)
//获取当前 G
_g_ := getg()
// 获取 G 上绑定的 M 的 mcache
_g_.m.mcache = allocmcache()
} p 是从连续虚拟地址的起始地址，先进行对齐，然后初始化 arena，bitmap，spans 地址。mheap_.init()会初始化 fixalloc 等相关的成员，还有 mcentral 的初始化。
func (h *mheap) init(spansStart, spansBytes uintptr) {
h.spanalloc.init(unsafe.Sizeof(mspan{}), recordspan, unsafe.Pointer(h), &memstats.mspan_sys)
h.cachealloc.init(unsafe.Sizeof(mcache{}), nil, nil, &memstats.mcache_sys)
h.specialfinalizeralloc.init(unsafe.Sizeof(specialfinalizer{}), nil, nil, &memstats.other_sys)
h.specialprofilealloc.init(unsafe.Sizeof(specialprofile{}), nil, nil, &memstats.other_sys)
h.spanalloc.zero = false
// h->mapcache needs no init
for i := range h.free {
h.free[i].init()
h.busy[i].init()
}
h.freelarge.init()
h.busylarge.init()
for i := range h.central {
h.central[i].mcentral.init(int32(i))
}
sp := (*slice)(unsafe.Pointer(&h.spans))
sp.array = unsafe.Pointer(spansStart)
sp.len = 0
sp.cap = int(spansBytes / sys.PtrSize)
} mheap 初始化之后，对当前的线程也就是 M 进行初始化。
//获取当前 G
_g_ := getg()
// 获取 G 上绑定的 M 的 mcache
_g_.m.mcache = allocmcache()
3.4 per-P mcache 初始化
上面好像并没有说到针对 P 的 mcache 初始化，因为这个时候还没有初始化 P。我们看一下 bootstrap 的代码。
func schedinit() {
...
mallocinit()
...
if procs > _MaxGomaxprocs {
procs = _MaxGomaxprocs
}
if procresize(procs) != nil {
...
}
} 其中 mallocinit() 上面说过了。对 P 的初始化在函数 procresize() 中执行，我们下面只看内存相关的部分。
func procresize(nprocs int32) *p {
...
// initialize new P's
for i := int32(0); i < nprocs; i++ {
pp := allp[i]
if pp == nil {
pp = new(p)
pp.id = i
pp.status = _Pgcstop
pp.sudogcache = pp.sudogbuf[:0]
for i := range pp.deferpool {
pp.deferpool[i] = pp.deferpoolbuf[i][:0]
}
atomicstorep(unsafe.Pointer(&allp[i]), unsafe.Pointer(pp))
}
// P mcache 初始化
if pp.mcache == nil {
if old == 0 && i == 0 {
if getg().m.mcache == nil {
throw("missing mcache?")
}
// P[0] 分配给主 Goroutine
pp.mcache = getg().m.mcache // bootstrap
} else {
// P[0] 之外的 P 申请 mcache
pp.mcache = allocmcache()
}
}
...
}
...
} 所有的 P 都存放在一个全局数组 allp 中，procresize() 的目的就是将 allp 中用到的 P 进行初始化，同时对多余 P 的资源剥离。
4. 内存分配
先说一下给对象 object 分配内存的主要流程：
1.object size > 32K，则使用 mheap 直接分配。
2.object size < 16 byte，使用 mcache 的小对象分配器 tiny 直接分配。 （其实 tiny 就是一个指针，暂且这么说吧。）
3.object size > 16 byte && size <=32K byte 时，先使用 mcache 中对应的 size class 分配。
4.如果 mcache 对应的 size class 的 span 已经没有可用的块，则向 mcentral 请求。
5.如果 mcentral 也没有可用的块，则向 mheap 申请，并切分。
6.如果 mheap 也没有合适的 span，则想操作系统申请。
我们看一下在堆上，也就是 arena 区分配内存的相关函数。
package main
func foo() *int {
x := 1
return &x
}
func main() {
x := foo()
println(*x)
} 根据之前介绍的逃逸分析，foo() 中的 x 会被分配到堆上。把上面代码保存为 test1.go 看一下汇编代码。
$ go build -gcflags '-l' -o test1 test1.go
$ go tool objdump -s "main\.foo" test1
TEXT main.foo(SB) /Users/didi/code/go/malloc_example/test2.go
test2.go:3 0x2040 65488b0c25a0080000 GS MOVQ GS:0x8a0, CX
test2.go:3 0x2049 483b6110 CMPQ 0x10(CX), SP
test2.go:3 0x204d 762a JBE 0x2079
test2.go:3 0x204f 4883ec10 SUBQ $0x10, SP
test2.go:4 0x2053 488d1d66460500 LEAQ 0x54666(IP), BX
test2.go:4 0x205a 48891c24 MOVQ BX, 0(SP)
test2.go:4 0x205e e82d8f0000 CALL runtime.newobject(SB)
test2.go:4 0x2063 488b442408 MOVQ 0x8(SP), AX
test2.go:4 0x2068 48c70001000000 MOVQ $0x1, 0(AX)
test2.go:5 0x206f 4889442418 MOVQ AX, 0x18(SP)
test2.go:5 0x2074 4883c410 ADDQ $0x10, SP
test2.go:5 0x2078 c3 RET
test2.go:3 0x2079 e8a28d0400 CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
test2.go:3 0x207e ebc0 JMP main.foo(SB) 堆上内存分配调用了 runtime 包的 newobject 函数。
func newobject(typ *_type) unsafe.Pointer {
return mallocgc(typ.size, typ, true)
}
func mallocgc(size uintptr, typ *_type, needzero bool) unsafe.Pointer {
...
c := gomcache()
var x unsafe.Pointer
noscan := typ == nil || typ.kind&kindNoPointers != 0
if size <= maxSmallSize {
// object size <= 32K
if noscan && size < maxTinySize {
// 小于 16 byte 的小对象分配
off := c.tinyoffset
// Align tiny pointer for required (conservative) alignment.
if size&7 == 0 {
off = round(off, 8)
} else if size&3 == 0 {
off = round(off, 4)
} else if size&1 == 0 {
off = round(off, 2)
}
if off+size <= maxTinySize && c.tiny != 0 {
// The object fits into existing tiny block.
x = unsafe.Pointer(c.tiny + off)
c.tinyoffset = off + size
c.local_tinyallocs++
mp.mallocing = 0
releasem(mp)
return x
}
// Allocate a new maxTinySize block.
span := c.alloc[tinySizeClass]
v := nextFreeFast(span)
if v == 0 {
v, _, shouldhelpgc = c.nextFree(tinySizeClass)
}
x = unsafe.Pointer(v)
(*[2]uint64)(x)[0] = 0
(*[2]uint64)(x)[1] = 0
// See if we need to replace the existing tiny block with the new one
// based on amount of remaining free space.
if size < c.tinyoffset || c.tiny == 0 {
c.tiny = uintptr(x)
c.tinyoffset = size
}
size = maxTinySize
} else {
// object size >= 16 byte && object size <= 32K byte
var sizeclass uint8
if size <= smallSizeMax-8 {
sizeclass = size_to_class8[(size+smallSizeDiv-1)/smallSizeDiv]
} else {
sizeclass = size_to_class128[(size-smallSizeMax+largeSizeDiv-1)/largeSizeDiv]
}
size = uintptr(class_to_size[sizeclass])
span := c.alloc[sizeclass]
v := nextFreeFast(span)
if v == 0 {
v, span, shouldhelpgc = c.nextFree(sizeclass)
}
x = unsafe.Pointer(v)
if needzero && span.needzero != 0 {
memclrNoHeapPointers(unsafe.Pointer(v), size)
}
}
} else {
//object size > 32K byte
var s *mspan
shouldhelpgc = true
systemstack(func() {
s = largeAlloc(size, needzero)
})
s.freeindex = 1
s.allocCount = 1
x = unsafe.Pointer(s.base())
size = s.elemsize
}
} 整个分配过程可以根据 object size 拆解成三部分：size < 16 byte, 16 byte <= size <= 32 K byte, size > 32 K byte。
4.1 size 小于 16 byte
对于小于 16 byte 的内存块，mcache 有个专门的内存区域 tiny 用来分配，tiny 是指针，指向开始地址。
func mallocgc(...) {
...
off := c.tinyoffset
// 地址对齐
if size&7 == 0 {
off = round(off, 8)
} else if size&3 == 0 {
off = round(off, 4)
} else if size&1 == 0 {
off = round(off, 2)
}
// 分配
if off+size <= maxTinySize && c.tiny != 0 {
// The object fits into existing tiny block.
x = unsafe.Pointer(c.tiny + off)
c.tinyoffset = off + size
c.local_tinyallocs++
mp.mallocing = 0
releasem(mp)
return x
}
// tiny 不够了，为其重新分配一个 16 byte 内存块
span := c.alloc[tinySizeClass]
v := nextFreeFast(span)
if v == 0 {
v, _, shouldhelpgc = c.nextFree(tinySizeClass)
}
x = unsafe.Pointer(v)
//将申请的内存块全置为 0
(*[2]uint64)(x)[0] = 0
(*[2]uint64)(x)[1] = 0
// See if we need to replace the existing tiny block with the new one
// based on amount of remaining free space.
// 如果申请的内存块用不完，则将剩下的给 tiny，用 tinyoffset 记录分配了多少。
if size < c.tinyoffset || c.tiny == 0 {
c.tiny = uintptr(x)
c.tinyoffset = size
}
size = maxTinySize
} 如上所示，tinyoffset 表示 tiny 当前分配到什么地址了，之后的分配根据 tinyoffset 寻址。先根据要分配的对象大小进行地址对齐，比如 size 是 8 的倍数，tinyoffset 和 8 对齐。然后就是进行分配。如果 tiny 剩余的空间不够用，则重新申请一个 16 byte 的内存块，并分配给 object。如果有结余，则记录在 tiny 上。
4.2 size 大于 32 K byte
对于大于 32 Kb 的内存分配，直接跳过 mcache 和 mcentral，通过 mheap 分配。
func mallocgc(...) {
} else {
var s *mspan
shouldhelpgc = true
systemstack(func() {
s = largeAlloc(size, needzero)
})
s.freeindex = 1
s.allocCount = 1
x = unsafe.Pointer(s.base())
size = s.elemsize
}
...
}
func largeAlloc(size uintptr, needzero bool) *mspan {
...
npages := size >> _PageShift
if size&_PageMask != 0 {
npages++
}
...
s := mheap_.alloc(npages, 0, true, needzero)
if s == nil {
throw("out of memory")
}
s.limit = s.base() + size
heapBitsForSpan(s.base()).initSpan(s)
return s
} 对于大于 32 K 的内存分配都是分配整数页，先右移然后低位与计算需要的页数。
4.3 size 介于 16 和 32K
对于 size 介于 16 ~ 32K byte 的内存分配先计算应该分配的 sizeclass，然后去 mcache 里面 alloc[sizeclass] 申请，如果 mcache.alloc[sizeclass] 不足以申请，则 mcache 向 mcentral 申请，然后再分配。mcentral 给 mcache 分配完之后会判断自己需不需要扩充，如果需要则想 mheap 申请。
func mallocgc(...) {
...
} else {
var sizeclass uint8
//计算 sizeclass
if size <= smallSizeMax-8 {
sizeclass = size_to_class8[(size+smallSizeDiv-1)/smallSizeDiv]
} else {
sizeclass = size_to_class128[(size-smallSizeMax+largeSizeDiv- 1)/largeSizeDiv]
}
size = uintptr(class_to_size[sizeclass])
span := c.alloc[sizeclass]
//从对应的 span 里面分配一个 object
v := nextFreeFast(span)
if v == 0 {
v, span, shouldhelpgc = c.nextFree(sizeclass)
}
x = unsafe.Pointer(v)
if needzero && span.needzero != 0 {
memclrNoHeapPointers(unsafe.Pointer(v), size)
}
}
} 我们首先看一下如何计算 sizeclass 的，预先定义了两个数组：size_to_class8 和 size_to_class128。 数组 size_to_class8，其第 i 个值表示地址区间 ( (i-1)*8, i*8 ] (smallSizeDiv = 8) 对应的 sizeclass，size_to_class128 类似。小于 1024 – 8 = 1016 （smallSizeMax=1024），使用 size_to_class8，否则使用数组 size_to_class128。看一下数组具体的值：0, 1, 2, 3, 3, 4, 4…。举个例子，比如要分配 17 byte 的内存 （16 byte 以下的使用 mcache.tiny 分配），sizeclass = size_to_calss8[(17+7)/8] = size_to_class8[3] = 3。不得不说这种用空间换时间的策略确实提高了运行效率。
计算出 sizeclass，那么就可以去 mcache.alloc[sizeclass] 分配了，注意这是一个 mspan 指针，真正的分配函数是 nextFreeFast() 函数。如下。
// nextFreeFast returns the next free object if one is quickly available.
// Otherwise it returns 0.
func nextFreeFast(s *mspan) gclinkptr {
theBit := sys.Ctz64(s.allocCache) // Is there a free object in the allocCache?
if theBit < 64 {
result := s.freeindex + uintptr(theBit)
if result < s.nelems {
freeidx := result + 1
if freeidx%64 == 0 && freeidx != s.nelems {
return 0
}
s.allocCache >>= (theBit + 1)
s.freeindex = freeidx
v := gclinkptr(result*s.elemsize + s.base())
s.allocCount++
return v
}
}
return 0
} allocCache 这里是用位图表示内存是否可用，1 表示可用。然后通过 span 里面的 freeindex 和 elemsize 来计算地址即可。
如果 mcache.alloc[sizeclass] 已经不够用了，则从 mcentral 申请内存到 mcache。
// nextFree returns the next free object from the cached span if one is available.
// Otherwise it refills the cache with a span with an available object and
// returns that object along with a flag indicating that this was a heavy
// weight allocation. If it is a heavy weight allocation the caller must
// determine whether a new GC cycle needs to be started or if the GC is active
// whether this goroutine needs to assist the GC.
func (c *mcache) nextFree(sizeclass uint8) (v gclinkptr, s *mspan, shouldhelpgc bool) {
s = c.alloc[sizeclass]
shouldhelpgc = false
freeIndex := s.nextFreeIndex()
if freeIndex == s.nelems {
// The span is full.
if uintptr(s.allocCount) != s.nelems {
println("runtime: s.allocCount=", s.allocCount, "s.nelems=", s.nelems)
throw("s.allocCount != s.nelems && freeIndex == s.nelems")
}
systemstack(func() {
// 这个地方 mcache 向 mcentral 申请
c.refill(int32(sizeclass))
})
shouldhelpgc = true
s = c.alloc[sizeclass]
// mcache 向 mcentral 申请完之后，再次从 mcache 申请
freeIndex = s.nextFreeIndex()
}
...
}
// nextFreeIndex returns the index of the next free object in s at
// or after s.freeindex.
// There are hardware instructions that can be used to make this
// faster if profiling warrants it.
// 这个函数和 nextFreeFast 有点冗余了
func (s *mspan) nextFreeIndex() uintptr {
...
}
mcache 向 mcentral，如果 mcentral 不够，则向 mheap 申请。
func (c *mcache) refill(sizeclass int32) *mspan {
...
// 向 mcentral 申请
s = mheap_.central[sizeclass].mcentral.cacheSpan()
...
return s
}
// Allocate a span to use in an MCache.
func (c *mcentral) cacheSpan() *mspan {
...
// Replenish central list if empty.
s = c.grow()
}
func (c *mcentral) grow() *mspan {
npages := uintptr(class_to_allocnpages[c.sizeclass])
size := uintptr(class_to_size[c.sizeclass])
n := (npages << _PageShift) / size
//这里想 mheap 申请
s := mheap_.alloc(npages, c.sizeclass, false, true)
...
return s
}
如果 mheap 不足，则想 OS 申请。接上面的代码 mheap_.alloc()
func (h *mheap) alloc(npage uintptr, sizeclass int32, large bool, needzero bool) *mspan {
...
var s *mspan
systemstack(func() {
s = h.alloc_m(npage, sizeclass, large)
})
...
}
func (h *mheap) alloc_m(npage uintptr, sizeclass int32, large bool) *mspan {
...
s := h.allocSpanLocked(npage)
...
}
func (h *mheap) allocSpanLocked(npage uintptr) *mspan {
...
s = h.allocLarge(npage)
if s == nil {
if !h.grow(npage) {
return nil
}
s = h.allocLarge(npage)
if s == nil {
return nil
}
}
...
}
func (h *mheap) grow(npage uintptr) bool {
// Ask for a big chunk, to reduce the number of mappings
// the operating system needs to track; also amortizes
// the overhead of an operating system mapping.
// Allocate a multiple of 64kB.
npage = round(npage, (64<<10)/_PageSize)
ask := npage << _PageShift
if ask < _HeapAllocChunk {
ask = _HeapAllocChunk
}
v := h.sysAlloc(ask)
...
} 整个函数调用链如上所示，最后 sysAlloc 会调用系统调用（mmap 或者 VirtualAlloc，和初始化那部分有点类似）去向操作系统申请。
5. 内存回收
这里只会介绍一些简单的内存回收，更详细的垃圾回收之后会单独写一篇文章来讲。
5.1 mcache 回收
mcache 回收可以分两部分：第一部分是将 alloc 中未用完的内存归还给对应的 mcentral。
func freemcache(c *mcache) {
systemstack(func() {
c.releaseAll()
...
lock(&mheap_.lock)
purgecachedstats(c)
mheap_.cachealloc.free(unsafe.Pointer(c))
unlock(&mheap_.lock)
})
}
func (c *mcache) releaseAll() {
for i := 0; i < _NumSizeClasses; i++ {
s := c.alloc[i]
if s != &emptymspan {
mheap_.central[i].mcentral.uncacheSpan(s)
c.alloc[i] = &emptymspan
}
}
// Clear tinyalloc pool.
c.tiny = 0
c.tinyoffset = 0
} 函数 releaseAll() 负责将 mcache.alloc 中各个 sizeclass 中的 mspan 归还给 mcentral。这里需要注意的是归还给 mcentral 的时候需要加锁，因为 mcentral 是全局的。除此之外将剩下的 mcache （基本是个空壳）归还给 mheap.cachealloc，其实就是把 mcache 插入 free list 表头。
func (f *fixalloc) free(p unsafe.Pointer) {
f.inuse -= f.size
v := (*mlink)(p)
v.next = f.list
f.list = v
} 5.2 mcentral 回收
当 mspan 没有 free object 的时候，将 mspan 归还给 mheap。
func (c *mcentral) freeSpan(s *mspan, preserve bool, wasempty bool) bool {
...
lock(&c.lock)
...
if s.allocCount != 0 {
unlock(&c.lock)
return false
}
c.nonempty.remove(s)
unlock(&c.lock)
mheap_.freeSpan(s, 0)
return true
} 5.3 mheap
mheap 并不会定时向操作系统归还，但是会对 span 做一些操作，比如合并相邻的 span。
6. 总结
tcmalloc 是一种理论，运用到实践中还要考虑工程实现的问题。学习 Golang 源码的过程中，除了知道它是如何工作的之外，还可以学习到很多有趣的知识，比如使用变量填充 CacheLine 避免 False Sharing，利用 debruijn 序列求解 Trailing Zero（在函数中 sys.Ctz64 使用）等等。我想这就是读源码的意义所在吧。
