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wzjs 2025/8/26 18:35:25

青海企业网站开发定制,郑州网站开发公司,自己开店,深圳高端网站制作费用前言：经过前3期的攻坚，我们已完整实现了内存动态申请的核心模块。接下来将进入关键阶段——内存释放机制的理解与实现，这是构建完整高并发内存池的最后一块技术拼图。该模块完成后，项目主体架构将基本成型（达90%&…

前言：经过前3期的攻坚，我们已完整实现了内存动态申请的核心模块。接下来将进入关键阶段——内存释放机制的理解与实现，这是构建完整高并发内存池的最后一块技术拼图。该模块完成后，项目主体架构将基本成型（达90%），后续主要聚焦于边界测试和性能调优。欢迎关注本专栏的开发者们持续追踪代码演进，共同探讨高并发内存池的工程实践优化方案。

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一、ThreadCache内存释放

二、CentralCache内存回收

三、PageCache内存回收

四、源码

一、ThreadCache内存释放

在ThreadCache层我们探讨过这样一个问题，某一时段某个线程可能需要大量内存，不断向span桶中申请。而用完后这些内存就被放回它自己的自由链表桶了，导致后续线程再需要向span桶申请内存时资源不足，大部分内存都堆积在这个线程自由链表桶。

为了解决这样的问题，我们需要将部分内存归还给CentralCache。那么，自由链表达到多长时需要放回span桶呢？

之前在设计应该从span桶取多少内存块比较合适时我们也有过类似的困扰，当时设计了一个慢增长算法，每个自由链表中存了一个_maxSize，这里我们就做简单一点，用_maxSize来判断，即当一个自由链表长度超过一个批量（_maxSize）应该申请的内存时，我们把自由链表的_maxSize个节点还回span桶。

首先在class ThreadCache中声明一个函数，用来把要释放的内存截下来送入CentralCache层。

作用是把list中自由链表的_maxSize个节点截下来，然后送入CentralCache层，因为需要找到对应的哈希桶，所以传入内存块大小。

然后在Deallocate函数（释放内存）中检查是否满足归还span桶的条件，如下：

void ThreadCache::Deallocate(void* obj, size_t bytes)
{int index = SizeClass::Index(bytes);_freelists[index].Push(obj);if (_freelists[index].Size() >= _freelists[index].MaxSize()){size_t size = SizeClass::RoundUp(bytes);ListTooLong(_freelists[index], size);}
}

注：Size用来获取链表长度，这里就不展示了，可以用这两种方法之一：

直接遍历链表并计数。
添加并维护_size成员函数，Size()中直接返回_size。

因为每次使用Size函数都遍历链表会影响效率，所以这里选用添加_size成员的方法。

接下来实现ListTooLong函数：

void ThreadCache::ListTooLong(FreeList& list, size_t size)
{void* start = nullptr;void* end = nullptr;list.PopRange(start, end, list.MaxSize());//交给CentralCacheCentralCache::GetInstance()->ReleaseListToSpans(start, size);
}

同样的使用start和end指针去取内存，在class FreeList里封装一个函数PopRange，如果你看懂了之前内存申请的代码，这里的实现就显得很简单，不在一一讲解。代码示例：

//取一段内存
void PopRange(void* start, void* end, int num)
{assert(num <= _size);start = end = _list_head;for (int i = 0; i < num - 1; i++){end = Nextobj(end);}_list_head = Nextobj(end);Nextobj(end) = nullptr;_size -= num;
}

二、CentralCache内存回收

小节目标：ReleaseListToSpans(start, size)的实现

CentralCache内存回收的主要任务就是把ThreadCache送来的内存连接到span桶中，其次，同样的问题，什么时候送到下一层呢？这个问题我们探讨过，就是当span中的所有内存块都回收回来时。

记住：理解为什么要span中的所有内存块回收回来后送入下一层这一点很重要，在下文会讲到。

回收的内存插入到Span的自由链表中

现在有一个问题：内存块要插入到哪个span？我们知道的size仅能找到它所在的哈希桶，也就是一个span链，要具体到某个span节点是一个很让人头疼的问题。

注意：不能粗鲁地把内存块连接到一个随便找的span，这样的话，属于不同页的内存块就混乱在一起，后面的PageCache就没法玩了！

追溯到本质（思考内存块从“出生”到现在的这个过程）：内存块连接到某个span，实际上是要找到内存块属于那个页号，然后连接到这个页号对应的span中。

页号成为了它们之间的脐带，内存块地址除以8KB就是它所在的页，而一个span的信息中也能找到它管理着哪些页，只需要做一个页号到span的映射（即哈希表）就能解决问题。页级别的内存管理是在PageCache，我们把哈希映射在PageCache层创建和维护。

在PageCache中添加成员：

unordered_map<PAGE_ID, Span*> _idSpanMap;

_idSpanMap在哪里填写呢？答：在页分配时。在向系统申请内存和给span分配页前是不能确定页号和span的对应关系的，所以哈希映射是随程序运行的动态填写过程。

将要被连接到CentralCache层的span，需要把它管理的所有页都映射到span中，因为拆开的内存块能获取到的是一个确定的页号。放回PageCache的span只需要它管理的开始页号和尾页号映射到span，用于span合并时对相邻页的查找。

如下：

Span* PageCache::NewSpan(size_t k)
{assert(k > 0 && k < NPAGES);if (!_spanLists[k].Empty()){return _spanLists[k].PopFront();}for (int i = k + 1; i < NPAGES; i++){//切割页（即页分配）if (!_spanLists[i].Empty()){Span* nSpan = _spanLists[i].PopFront();Span* kSpan = new Span;kSpan->_n = k;//页数nSpan->_n -= k;//填写页号kSpan->_pageId = nSpan->_pageId;nSpan->_pageId += k;//建立映射_idSpanMap[nSpan->_pageId] = nSpan;_idSpanMap[nSpan->_pageId + nSpan->_n - 1] = nSpan;for (PAGE_ID i = 0; i < kSpan->_n; i++){_idSpanMap[kSpan->_pageId + i] = kSpan;}_spanLists[nSpan->_n].PushFront(nSpan);kSpan->_isUse = true;//表示span被CentralCache使用，在下文会讲到。return kSpan;}}//向系统申请内存Span* span = new Span;void* ptr = SystemAlloc(NPAGES - 1);span->_pageId = (PAGE_ID)ptr>>PAGE_SHIFT;span->_n = NPAGES - 1;_spanLists[span->_n].PushFront(span);return NewSpan(k);
}

对于使用内存块查找span我们封装一个函数，如：

Span* PageCache::MapObjectToSpan(void* obj)
{PAGE_ID index = (PAGE_ID)obj >> PAGE_SHIFT;auto ret = _idSpanMap.find(index);if (ret == _idSpanMap.end()){assert(false);return nullptr;}else{return ret->second;}
}

接下来我们来实现ReleaseListToSpans(start, size)，它的核心工作：

找到每个内存块对应的span。
把内存块连接到span的自由链表中。
判断内存块是否全部回收，如果是，就将span送入PageCache中。

注意：找到哈希桶后需要加桶锁。

对于第3点，在把span送入PageCache之前，需要把span从CentralCache移除，并把span前后指针指向空，自由链表指向空。其次走到这一步意味着程序将离开CentralCache层进入PageCache层，在此之前把桶锁解了，方便让其他线程使用，然后加锁执行PageCache的内存回收函数，解锁，然后再次申请桶锁。

代码示例：

void CentralCache::ReleaseListToSpans(void* start, size_t size)
{void* p  = start;//找到每个p所在Span并连接到自由链表//加桶锁int index = SizeClass::Index(size);_spanLists[index]._mtx.lock();while (p){void* next = Nextobj(p);Span* span = PageCache::GetInstance()->MapObjectToSpan(p);Nextobj(p) = span->_freeList;span->_freeList = p;span->_useCount--;if (span->_useCount == 0){//移出Span链表_spanLists->Erase(span);span->_freeList = nullptr;span->_next = span->_prev = nullptr;//交给PageCache回收_spanLists[index]._mtx.unlock();PageCache::GetInstance()->_pageMtx.lock();PageCache::GetInstance()->ReleaseSpanToPageCache(span);PageCache::GetInstance()->_pageMtx.unlock();_spanLists[index]._mtx.lock();}p = next;}_spanLists[index]._mtx.unlock();
}

内存块全部回收后送入PageCache的作用：

内存块回收到span后，它在自由链表中的排布已经不像初次从PageCache取出那样是有序的，而是混乱的。等span全部内存块回收后，就可以把它们看做一个整体，尽管内存块的排布是混乱的也没关系，这只是逻辑上的混乱，回到PageCache层后它就是一个大块页。等PageCache再次分页时，内存块次序恢复和虚拟地址一样，增加高速缓存命中率。

三、PageCache内存回收

小节目标：ReleaseSpanToPageCache(span)的实现。

当PageCache拿到span后不要直接连接到哈希桶里，而把它前后能合并的页都合并在一起组成一个大块的页，然后再连接到哈希桶，这样可以缓解内存外碎片。

注意是把它前后的页的span合并在一起，只有连续页的span才能合并，而不是前后桶的span，前后页的span也无法依据桶来找，要找到管理它前后页的span需要用哈希映射。

但又会带来一些问题，哈希映射得到的span可能是在CentralCache中，也有可能是在PageCache中，因为我们用的是同一个哈希映射，而合并span，指的是PageCache中的span，要如何解决？

这里我们选择在span中添加成员变量_isUse来判断span是否分配给了CentralCache，这样就可以把它们区分开。先暂时这样写，后期再做优化。比如一个span的_isUse初始状态为false，分配给CentralCache后设为true，PageCache的回收处理后设为false。

合并条件：

它相邻的页在哈希映射中。
该页不被_CentralCache使用。
两个span的页数相加不超过128。

合并过程：

用来储存合并后结果的span：页号更新为两个span中较小的页号，页数更新为两者的页数和。
另一个span：从PageCache的哈希桶中移除，delete删除，释放空间。

合并结果处理：

按上面逻辑把前后页合并得到的span，_isUse设为false，将其连接到PageCache的哈希桶，然后做页到span的哈希映射。

代码示例：

void PageCache::ReleaseSpanToPageCache(Span* span)
{PAGE_ID n = span->_pageId;//向前合并while (true){PAGE_ID prev = span->_pageId - 1;auto ret = _idSpanMap.find(prev);if (ret != _idSpanMap.end()&&!ret->second->_isUse){if (span->_n + ret->second->_n >= NPAGES)break;span->_pageId = ret->second->_pageId;span->_n += ret->second->_n;_spanLists->Erase(ret->second);delete ret->second;}else break;}//向后合并while (true){PAGE_ID prev = span->_pageId + 1;auto ret = _idSpanMap.find(prev);if (ret != _idSpanMap.end() && !ret->second->_isUse){if (span->_n + ret->second->_n >= NPAGES)break;span->_n += ret->second->_n;_spanLists->Erase(ret->second);delete ret->second;}else break;}span->_isUse = false;_spanLists->PushFront(span);_idSpanMap[span->_pageId] = span;_idSpanMap[span->_pageId + span->_n - 1] = span;
}