鸿蒙内核源码分析 (TLFS 算法篇)

鸿蒙内核源码分析 (TLFS 算法篇) | 图表解读 TLFS 原理

本篇开始说一个耳朵听起老茧的概念 动态分配，将分成上下两篇，本篇为上篇，看完能快速理解下篇鸿蒙内核源码对动态内存的具体实现。

鸿蒙内核源码分析(TLFS算法) 结合图表从理论视角说清楚 TLFS 算法
鸿蒙内核源码分析(内存池管理) 结合源码说清楚鸿蒙内核动态内存池实现过程，个人认为这部分代码很精彩，简洁高效，尤其对空闲节点和已使用节点的实现令人称奇。

TLSF(Two-Level Segregate Fit) 是一种用于实时操作系统的内存分配算法，用两级结构对空闲块按大小进行划分，采用两级链表/索引的方式来加快查找。

把上图看懂基本能明白 TLFS 的原理，请尝试自己先理解一遍再看本篇。

解读

右边为第一级链表 First List (简称fl)。将空闲内存块的大小根据2的幂进行分类，如（32、64、128、…），这跟伙伴算法很类似，伙伴算法是物理内存的分配算法，这样做的好处是防止外部碎片化，是否空闲用位图标识 FL_bitmap | 一维数组，0011代表 [32-64]、[64-128]这个区间有内存可以申请，例如： malloc(37) 时，查到在区间[32-64]中，为 1代表本次可能可以申请到内存，但具体行不行得进入第二级查看。
中间为第二级链表 Second List (简称sl)。第二层链表在第一层的基础上，按照一定的间隔，线性分段，图中将其分成 8等份，对于[32-64]来说 1/8为4，对于[64 - 128]来说 1/8为8，可以确定的是等份也是2的倍数，同样是否空闲用位图标识SL_bitmaps[] | 二维数组 ，每个bit代表是否空闲，图中代表 [36 - 39]有内存可供分配，再查看其空闲链表发现真正可供分配的空间有两块，38 和 36，自然将 38 给 malloc(37) 返回，此时空闲链表中还剩36节点，所以一二级位图数据不会有任何的变化。
左边为空闲链表块，上面挂fl，sl都为1时的空闲内存块，块大小为区间范围值，图中有两个空闲块 38b --> 36b，109b --> 104b，在实际运行过程往往出现同样大小的内存块例如38b --> 36b--> 36b

用二次申请说明详细过程

malloc(37) ，发现值在区间[32-64]并对应fl的位图为1，说明sl中肯定会有一个1，但并不能保证能申请到。得细看第二步sl发现区间[36 - 39]的位图为1，说明空闲链表中肯定会有一块内存，，但也不能保证大小适合37。再看最后一步，发现有两块内存38b --> 36b，只有38b符合，于是 malloc(37) 的结果是获得了一块大小38b的内存块，相差的一个 1b称为内部碎片，这种碎片无法避免。将(表一)更新为(表二)

malloc(50)，同样落在[32-64]查看fl的位图为1，查看第二步sl只有[36 - 39]的位图为1，而 50 > 39，不能满足所以没必要看第三步，得返回第一步往上走发现[64-128]的fl的位图为1，50 < 64 说明 malloc(50) 这次肯定能申请到内存了，查看[64-128]对应的sl发现[104-111]的位图为1，到第三步发现有109b --> 104b两块，选择其中更小104b的块切割成50，54两小块，此时要对54处理挂入空闲链表，54处于fl = [32-64]， sl = [52-55]区间，地址为: 0x6838+50=0x686A 。所以将[52-55]区间位图置为1，并挂入空闲链表。将(表二)更新为(表三)

注意此时[32-64]的二级位图变成了 00100010 有两个1

同样用二次释放说明详细过程

free(0x3457) 从地址可知正是上面的 malloc(37)的内存，与分配切割相对应的是释放有合并的步骤，但malloc(37)虽然申请是37，但其实内核记录的内存块大小是38，所以会找寻地址为 0x3457 + 38 = 0x348F 的地址是否也处于空闲，如果是则合并，由表三可知并没有 0x348F的空闲块将，而38位于fl = [32-64]，sl = [36-39]区间，所以挂回该空闲链表等待后续再分配使用，由此(表三)更新为(表四)

free(0x5610) 这里假设内核记录该内存块大小为 0x15，归还的同时会找寻0x5610 + 0x15 = 0x5625 是否有空闲块，发现sl = [104-111]有一块109b空闲块，两块合成一块大小为 109 + 0x15 = 109 + 21 = 130，位于fl = [128-255]，sl = [128-143]区间，由此(表四)再更新为(表五)