本章主要讨论关于内存空闲空间管理的一些问题。如果需要管理的内存空间被划分为固定大小的单元，空闲空间管理就很容易。在这种情况下，只需要维护这些大小固定的单元的列表，如果有内存分配请求，就返回列表中的第一项。但是，如果空闲空间由大小不同的单元构成，管理就变得比较困难。这种情况出现在用户级的内存分配库（如malloc()和free()），或者操作系统用分段的方式实现虚拟内存。在这两种情况下，出现了外部碎片的问题，即空闲空间被分割成不同大小的碎片，后续的请求可能失败，因为没有一块足够大的连续空闲空间，即使这时总的空闲空间超出了请求的大小。所以，本章需要解决的问题是，要满足变长内存分配请求，应该使用什么策略管理空闲空间？
假设
我们假定基本的接口就像malloc()和free()提供的那样。具体来说，void* malloc(siz_t size)需要一个参数size，它是应用程序请求的字节数。函数返回一个void类型的指针，指向这样大小（或较大一点）的一块空间。对应的函数void free(void *ptr)函数接受一个指针，释放对应的内存块。注意在释放空间时，用户不需告知库这块空间的大小。因此，在只传入一个指针的情况下，库必须能够弄清楚这块内存的大小。该库管理的空间由于历史原因被称为堆，在堆上管理空闲空间的数据结构通常称为空闲列表，它包含了管理内存区域中所有空闲块的引用。当然，这种数据结构不一定真的是列表，而只是某种可以追踪空闲空间的数据结构。
进一步假设我们主要关心外部碎片问题。当然，分配程序也可能有内部碎片的问题。如果分配程序给出的内存块超出请求的大小，在这种块中超出请求而未使用的空间就是内部碎片（因为浪费发生在已分配单元的内部），这是另一种形式的空间浪费。简单起见，这里主要讨论外部碎片。
我们还假设，内存一旦被分配给客户，就不可以被重定位到其他位置。例如，一个程序调用malloc()，并获得一个指向堆中一块空间的指针，这块区域就“属于”这个程序了，库不再能够移动，直到程序调用相应的free()函数将它归还。这意味着操作系统不会为了减少内存碎片而进行紧凑空闲空间的操作。但是，操作系统层在实现分段时，却可以通过紧凑来减少碎片（正如第16章讨论的那样）。
最后我们假设，分配程序所管理的是连续的一块字节区域。某些情况下，分配程序可以要求这块区域增长。例如，一个用户级的内存分配库在空间快用完时，可以向内核申请增加堆空间（通过sbrk这样的系统调用）。但是，简单起见，我们假设这块区域在其整个生命周期内大小固定。
底层机制
在深入策略细节之前，我们先来介绍大多数分配程序采用的通用机制。首先，探讨空间分割与合并的基本知识。其次，看看如何快速并相对轻松地追踪已分配的空间。最后，讨论如何利用空闲区域的内部空间维护一个简单的列表，来追踪空闲和已分配的空间。
分割与合并
空闲列表包含一组元素，记录了堆中的哪些空间还没有分配。假设有下面的30字节的堆：
这个堆对应的空闲列表会有两个元素，一个描述第一个10字节的空闲区域（字节0～9），一个描述另一个空闲区域（字节20～29）：
通过上面的介绍可以看出，由于没有足够的连续可用空间，任何大于10字节的分配请求都会失败。而恰好10字节的需求可以由两个空闲块中的任何一个满足。如果申请小于10字节空间,分配程序会执行所谓的分割操作：它找到一块可以满足请求的空闲空间，将其分割，第一块返回给用户，第二块留在空闲列表中。假设遇到申请一个字节的请求，分配程序选择对第二块空闲空间进行分割，对malloc()的调用会返回20（1字节分配区域的地址），空闲列表会变成这样：
从上面可以看出，空闲列表基本没有变化，只是第二个空闲区域的起始位置由20变成21，长度由10变为9了。因此，如果请求的空间大小小于某块空闲块，分配程序通常会进行分割。
对于这个堆，如果应用程序调用free(10)归还堆中间的空间，会发生什么？如果只是简单地将这块空闲空间加入空闲列表，可能得到如下的结果：
现在问题来了，尽管整个堆现在完全空闲，但它似乎被分割成了3个10字节的区域。如果用户此时请求20字节的空间，简单遍历空闲列表会找不到这样的空闲块，因此返回失败。为了避免这个问题，分配程序会在释放一块内存时合并可用空间。在用户归还一块空闲内存时，分配程序仔细查看要归还的内存块的地址以及邻近的空闲空间块。如果新归还的空间与原有空闲块相邻，就将它们合并为一个较大的空闲块。通过合并，最后空闲列表应该像这样：
实际上，这就是堆的空闲列表最初的样子。通过合并，分配程序可以更好地确保大块的空闲空间能提供给应用程序。
追踪已分配空间的大小
在使用free(void *ptr)释放已申请的内存空间时，我们会发现该接口没有块大小的参数。因此它假定对于给定的指针，内存分配库可以很快确定要释放空间的大小，从而将它放回空闲列表。要完成这个任务，大多数分配程序都会在头块（存在于返回的内存块之前）中保存一些额外的信息。在下面这个例子中，我们调用int *ptr = malloc(20)申请20字节的空间，并将结果保存在ptr中：
该头块中至少包含所分配空间的大小，也可能包含一些额外的指针来加速空间释放，包含一个幻数来提供完整性检查，以及其他的一些信息。我们假定一个简单的头块包含了分配空间的大小和一个幻数：
typedef struct header_t {
int size;
int magic;
} header_t;
用户调用free(ptr)时，库会通过简单的指针运算得到头块的位置：
void free(void *ptr) {
header_t *hptr = (header_t *)ptr - 1;
assert（hptr->magic == 1234567);
}
获得头块的指针后，库可以很容易地确定幻数是否符合预期的值，并简单计算要释放的空间大小（即头块的大小加区域长度）。注意，内存分配库实际释放的是头块大小加上分配给用户的空间的大小。因此，如果用户请求N字节的内存，库会寻找N加上头块大小的空闲块。
嵌入空闲列表
到目前为止，这个简单的空闲列表还只是一个概念上的存在，它就是一个列表，描述了堆中的空闲内存块。但如何在空闲内存自己内部建立这样一个列表呢？在更典型的列表中，如果要分配新节点，你会调用malloc()来获取该节点所需的空间。遗憾的是，在内存分配库内我们无法这么做，我们的目的是在空闲空间本身中建立空闲空间列表。
假设我们需要管理一个4096字节的内存块（即堆是4KB）。为了将它作为一个空闲空间列表来管理，首先要初始化这个列表。初始时列表中只有一个条目，记录了大小为4096的空间（减去头块的大小）。下面是该列表中一个节点描述：
typedef struct node_t {
int size;
struct node_t *next;
} node_t;
现在，有一些代码用来初始化堆，并将空闲列表的第一个元素放在该空间中。假设堆构建在某块空闲空间上，这块空间通过系统调用mmap()获得。这不是构建这种堆的唯一选择，但在这个例子中很合适。
// mmap() returns a pointer to a chunk of free space
node_t *head = mmap(NULL, 4096, PROT_READ | PROT_WRITE,
MAP_ANON | MAP_PRIVATE, -1, 0);
head->size = 4096 - sizeof(node_t);
head->next = NULL;
执行这段代码之后，列表的状态是它只有一个条目，记录大小为4088。head指针指向这块区域的起始地址，这里假设是16KB。堆看起来如下所示。
现在，假设有一个100字节的内存请求。为了满足这个请求，库首先要找到一个足够大小的块。因为只有一个4088字节的块，所以选中这个块。然后，这个块被分割为两块，一块足够满足请求（以及头块，如前所述），一块是剩余的空闲块。假设头块大小为8个字节（两个整数，分别记录大小和幻数），那么现在堆中的空间如图所示。
至此，对于100字节的请求，库从原有的一个空闲块中分配了108字节，返回指向它的一个指针（在上图中用ptr表示），并在其之前连续的8字节中记录头块信息，以供未来的free()函数使用。同时将列表中的空闲节点缩小为3980字节。现在再来看该堆，其中有3个已分配区域，每个100（加上头块是108）字节。
可以看出，堆的前324字节已经分配，因此该空间中有3个头块，以及3个100字节的用户使用空间。空闲列表只有一个由head指向的节点，但在3次分割后，大小只有3764字节。但如果用户程序通过free()归还一些内存，会发生什么？在这个例子中，应用程序调用free(16500)，归还了中间的一块已分配空间。内存库会计算出这块要释放空间的大小，并将空闲块加回空闲列表。假设我们将它插入到空闲列表的头位置，那么整个空间就如下所示。
现在，空闲空间被分割成两段，空闲列表包括一个100字节的小空闲块和一个3764字节的大空闲块。假设剩余的两块已分配的空间也被释放。如果没有合并，那么空闲列表将非常破碎。虽然整个内存空间是空闲的，但却被分成了多个小段，因此形成了碎片化的内存空间。解决方案非常简单：遍历列表，然后合并相邻块。完成之后，堆又成了一个整体。
让堆增长
如果堆中的内存空间耗尽，应该怎么办？最简单的方式就是返回失败。在某些情况下这也是唯一的选择。大多数传统的分配程序会从很小的堆开始，当空间耗尽时，再向操作系统申请更大的空间。通常，这意味着它们进行了某种系统调用（例如，大多数UNIX系统中的sbrk）让堆增长。操作系统在执行sbrk系统调用时，会找到空闲的物理内存页，将它们映射到请求进程的地址空间中去，并返回新的堆的末尾地址。这时，就有了更大的堆，请求就可以成功满足。
基本策略
既然有了这些底层机制，让我们来看看管理空闲空间的一些基本策略。理想的分配程序可以同时保证快速和碎片最小化。遗憾的是，由于分配及释放的请求序列是任意的，任何特定的策略在某组不匹配的输入下都会变得非常差。所以我们不会描述“最好”的策略，而是介绍一些基本的选择，并讨论它们的优缺点。
最优匹配
最优匹配策略首先遍历整个空闲列表，找到和请求大小一样或更大的空闲块，然后返回这组候选者中最小的一块。只需要遍历一次空闲列表，就足以找到正确的块并返回。最优匹配选择最接近用户请求大小的块，从而尽量避免空间浪费。然而，简单的实现在遍历查找正确的空闲块时，要付出较高的性能代价。
最差匹配
最差匹配方法与最优匹配相反，它尝试找最大的空闲块，分割并满足用户需求后，将剩余的块（很大）加入空闲列表。最差匹配尝试在空闲列表中保留较大的块，而不是向最优匹配那样可能剩下很多难以利用的小块。但是，最差匹配同样需要遍历整个空闲列表。更糟糕的是，大多数研究表明它的表现非常差，会导致过量的碎片，同时还有很高的开销。
首次匹配
首次匹配策略就是找到第一个足够大的块，将请求的空间返回给用户。同样，剩余的空闲空间留给后续请求。首次匹配有速度优势，但有时会让空闲列表开头的部分有很多小块。因此，分配程序如何管理空闲列表的顺序就变得很重要。一种方式是基于地址排序，通过保持空闲块按内存地址有序，合并操作会很容易，从而减少了内存碎片。
下次匹配
不同于首次匹配每次都从列表的开始查找，下次匹配算法多维护一个指针，指向上一次查找结束的位置。其想法是将对空闲空间的查找操作扩散到整个列表中去，避免对列表开头频繁的分割。这种策略的性能与首次匹配很接近，同样避免了遍历查找。
一些改进策略
分离空闲列表
有种很有趣的方式叫作分离空闲列表。如果某个应用程序经常申请一种（或几种）大小的内存空间，那就用一个独立的列表，只管理这样大小的对象。其他大小的请求都交给更通用的内存分配程序。这种方法的好处显而易见。通过拿出一部分内存专门满足某种大小的请求，碎片就不再是问题了。而且，由于没有复杂的列表查找过程，这种特定大小的内存分配和释放都很快。
然而，这种方式为系统引入了新的复杂性。例如，应该拿出多少内存来专门为某种大小的请求服务，而将剩余的用来满足一般请求？Solaris系统内核中的厚块分配程序（slab allocator）优雅地处理了这个问题。在内核启动时，它为可能频繁请求的内核对象创建一些对象缓存，如锁和文件系统inode等。这些对象缓存每个分离了特定大小的空闲列表，因此能够很快地响应内存请求和释放。如果某个缓存中的空闲空间快耗尽时，它就向通用内存分配程序申请一些内存厚块（总量是页大小和对象大小的公倍数）。相反，如果给定厚块中对象的引用计数变为0，通用的内存分配程序可以从专门的分配程序中回收这些空间，这通常发生在虚拟内存系统需要更多的空间的时候。
厚块分配程序比大多数分离空闲列表做得更多，它将列表中的空闲对象保持在预初始化的状态。通过将空闲对象保持在初始化状态，厚块分配程序避免了频繁的初始化和销毁，从而显著降低了开销。
伙伴系统
因为合并对分配程序很关键，所以一些研究致力于让合并变得简单，一个例子就是二分伙伴分配程序。在这种系统中，空闲空间首先从概念上被看成大小为(2^N)的大空间。当有一个内存分配请求时，空闲空间被递归地一分为二，直到刚好可以满足请求的大小（再一分为二就无法满足）。这时，请求的块被返回给用户。在下面的例子中，一个64KB大小的空闲空间被切分，以便提供7KB的块：
在这个例子中，最左边的8KB块被分配给用户（如上图中深灰色部分所示）。请注意，这种分配策略只允许分配2的整数次幂大小的空闲块，因此会有内部碎片的麻烦。伙伴系统的漂亮之处在于块被释放时。如果将这个8KB的块归还给空闲列表，分配程序会检查“伙伴”8KB是否空闲。如果是，就合二为一，变成16KB的块。然后会检查这个16KB块的伙伴是否空闲，如果是，就合并这两块。这个递归合并过程继续上溯，直到合并整个内存区域，或者某一个块的伙伴还没有被释放。伙伴系统运转良好的原因，在于很容易确定某个块的伙伴。每对互为伙伴的块只有一位不同，这一位就决定了它们在整个伙伴树中的层次。