dlmalloc 2.8.6 源码详解(6)

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原创最新推荐文章于 2026-08-01 14:37:28 发布 2.5k 阅读 AI 写同款· GEO 优化 ›

ICG setup timing violation介绍？门控时钟(clock gating)在RTL级电路设计过程中进行低功耗优化常用方法，能够有效降低动态功耗（翻转功耗）。Clock gating cell 可以由与门，与非门，或门或者或非门构成，但很容易产生Glitch。在实际使用中，一般用ICG（集成门控时钟单元）来完成clock gating。下图展示了glitch的产生原因在CTS时钟树综合的时候，ICG不会被看作sink，通常放置在source点附近，因此就会出现如上图这种结果。上图可以看出，在分析DFF到ICG的setup timing 阅读详情

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3.4 sys_alloc

sys_alloc是dlmalloc中向系统获取内存的主要接口. 由于涉及到mmap, top-most segment, top chunk的交互, 相对要更复杂. 我们同样先介绍主要分配算法, 再详细分析子函数.

3.4.1 核心算法

基本上sys_alloc分为四个步骤,

1. 首先检查请求大小nb是否超出mmap_threshold的阈值. 如果是, 则放弃由分配器管理, 直接在mmap区开辟, 原因前面说过, 不再赘述.

2. 根据mspace设定及当前top space的使用情况, 向系统申请一块适当的内存.

Dlmalloc按照下面的顺序由主到次开辟,

第一, 如果允许MORECORE, 则优先通过MORECORE开辟连续内存空间.

连续空间开辟又分为如下几种情况,

若当前mspace处于诞生阶段, 则直接开辟nb + SYS_ALLOC_PADDING大小的空间.

若当前mspace已存在top, 则部分空间可利用top, 剩余nb – m->topsize + SYS_ALLOC_PADDING大小的空间向系统申请.

若MORECORE返回成功, 但空间不连续, 则会尝试扩展空间esize大小以满足分配需求. 如果空间扩展失败, 则反向MORECORE将之前申请的空间归还给系统.

第二, 如果上一步申请失败, 或不允许MORECORE, 则通过MMAP申请. 注意, 这里的MMAP同sys alloc步骤1的mmap是两码事. 这一步申请的结果是要归入mspace空间的.

第三, 倘若前两步都失败, 且允许非连续(noncontiguous)MORECORE, 则尝试直接在system heap上分配非连续空间. 这有些类似第一步中的扩展空间, 区别是此时已经明确top space不连续, 直接申请目标大小.

3. 根据申请成功的地址与原top space的关系, 对连续空间合并. 如果不能合并, 则新开区段. 申请的地址和大小保存在tbase和tsize临时变量里.

其中, 区段合并又分为两种. 若tbase与top-most区段末尾相毗邻, 则从后面合并. 这种情况适用于大部分MORECORE以及小部分MMAP申请到的空间.

若tbase与top-most区段开始相毗邻, 则从前面合并. 这种情况出现的比较少, 多在MMAP时产生, MORECORE虽然也可能出现该情况, 相对就更少.

4. 最后从已扩展的top space中划分chunk返回给用户. 这样就完成了sys_alloc的全部流程.

详细代码注释如下,

这个代码基本上就是本小节开始时介绍的流程, 相信看懂了前面的算法说明, 这里自然没有什么难度. 需要说明的仅有两点,

一个就是在Line4064和Line4065出现的判断, 先对nb做padding计算得到asize, 再判断其是否小于等于nb. 这里就是溢出检测, 对于两个无符号整数的加法, 这是比较便捷的检验方法. 类似的代码在dlmalloc中到处都是.

另一个参考Line4108, 这里同样是溢出检测. 因为MORECORE的入参在dlmalloc中被认为是有符号的. 而HALF_MAX_SIZE_T是size_t的一半, 以此来判断ssize是否溢出.

3.4.2 mmap_alloc

当nb大于mmap_threshold时, 会调用该函数直接进行mmap分配. 与sys_alloc通过其他途径申请的区别在于, dlmalloc对这类空间倾向于不长期持有, 也不纳入任何分箱或区段中. 可以认为它们是脱离dlmalloc管理的孤立内存区域.

既然是孤立内存, 首尾就不会有毗邻的chunk, 但直接mmap出来的payload地址未必是对齐的, 因此在对齐后会产生内部碎片. dlmalloc就将这些碎片伪装成一个chunk. 这样, 当用户释放这片内存时, 可以根据记录在prev_foot中的size信息找到当初mmap出来的首地址.

上图中, mmap分配的原始地址是mm, 经过对齐后的地址是p. dlmalloc将前面的对齐部分伪装成一个free chunk, 长度记录在p->prev_foot中. 当释放时, 就可以根据payload指针重新计算出mm的地址. 在结尾, 有长度为MMAP_FOOT_PAD的一段区域, 用来放置fake next chunk. 也就是保存magic以及fencepost.

代码注释如下,

3.4.3 prepend_alloc

在3.4.1小节中介绍了从系统申请的扩展内存会根据其首地址和旧区段之间的位置关系做合并. 倘若append到区段后面, 申请内存是比较简单的, 因为扩展地址会直接补充到top中, 只需切割top即可. 但如果prepend到前面情况就相对复杂了, 因为从原区段base到top之间的情况不明, 所以必须分情况讨论. 而prepend_alloc函数就是为此而写的.