posix_memalign函數(shù)()

/*
?* 背景：
?*????? 1）POSIX 1003.1d
?*????? 2）POSIX 標(biāo)明了通過malloc( ), calloc( ), 和 realloc( ) 返回的地址對于
?*????? 任何的C類型來說都是對齊的
?* 功能：由posix_memalign分配的內(nèi)存空間，需要由free釋放。
?* 參數(shù)：
?*????? p?????????? 分配好的內(nèi)存空間的首地址
?*????? alignment?? 對齊邊界，Linux中，32位系統(tǒng)是8字節(jié)，64位系統(tǒng)是16字節(jié)
?*????? size??????? 指定分配size字節(jié)大小的內(nèi)存
?*
?* 要求：
?*????? 1）要求alignment是2的冪，并且是p指針大小的倍數(shù)
?*????? 2）要求size是alignment的倍數(shù)
?* 返回：
?*????? 0?????? 成功
?*????? EINVAL? 參數(shù)不滿足要求
?*????? ENOMEM? 內(nèi)存分配失敗
?* 注意：
?*????? 1）該函數(shù)不影響errno，只能通過返回值判斷
?*
?*/

memalign()函數(shù)與 posix_memalign 的不同是其將分配好的內(nèi)存塊首地址做為返回值

?

封裝 posix_memalign，如果是 Solaris 則封裝 memalign

#if (NGX_HAVE_POSIX_MEMALIGN)void *
ngx_memalign(size_t alignment, size_t size, ngx_log_t *log)
{void  *p;int    err;err = posix_memalign(&p, alignment, size);if (err) {ngx_log_error(NGX_LOG_EMERG, log, err,"posix_memalign(%uz, %uz) failed", alignment, size);p = NULL;}ngx_log_debug3(NGX_LOG_DEBUG_ALLOC, log, 0,"posix_memalign: %p:%uz @%uz", p, size, alignment);return p;
}#elif (NGX_HAVE_MEMALIGN)void *
ngx_memalign(size_t alignment, size_t size, ngx_log_t *log)
{void  *p;p = memalign(alignment, size);if (p == NULL) {ngx_log_error(NGX_LOG_EMERG, log, ngx_errno,"memalign(%uz, %uz) failed", alignment, size);}ngx_log_debug3(NGX_LOG_DEBUG_ALLOC, log, 0,"memalign: %p:%uz @%uz", p, size, alignment);return p;
}#endif

?參考：Nginx源碼完全注釋（1）ngx_alloc.h / ngx_alloc.c

?

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對齊

數(shù) 據(jù)的對齊(alignment)是指數(shù)據(jù)的地址和由硬件條件決定的內(nèi)存塊大小之間的關(guān)系。一個變量的地址是它大小的倍數(shù)的時候，這就叫做自然對齊 (naturally aligned)。例如，對于一個32bit的變量，如果它的地址是4的倍數(shù)，--? 就是說，如果地址的低兩位是0，那么這就是自然對齊了。所以，如果一個類型的大小是2n個字節(jié)，那么它的地址中，至少低n位是0。對齊的規(guī)則是由硬件引起 的。一些體系的計算機(jī)在數(shù)據(jù)對齊這方面有著很嚴(yán)格的要求。在一些系統(tǒng)上，一個不對齊的數(shù)據(jù)的載入可能會引起進(jìn)程的陷入。在另外一些系統(tǒng)，對不對齊的數(shù)據(jù)的 訪問是安全的，但卻會引起性能的下降。在編寫可移植的代碼的時候，對齊的問題是必須避免的，所有的類型都該自然對齊。

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預(yù)對齊內(nèi)存的分配
在大多數(shù)情況下，編譯器和C庫透明地幫你處理對齊問題。 POSIX? 標(biāo)明了通過malloc( ), calloc( ), 和 realloc( )? 返回的地址對于任何的C類型來說都是對齊的。在Linux中，這些函數(shù)返回的地址在32位系統(tǒng)是以8字節(jié)為邊界對齊，在64位系統(tǒng)是以16字節(jié)為邊界對齊 的。有時候，對于更大的邊界，例如頁面，程序員需要動態(tài)的對齊。雖然動機(jī)是多種多樣的，但最常見的是直接塊I/O的緩存的對齊或者其它的軟件對硬件的交 互，因此， POSIX 1003.1d提供一個叫做 posix_ memalign( )的函數(shù)：

/* one or the other -- either suffices */
#define _XOPEN_SOURCE 600
#define _GNU_SOURCE
#include <stdlib.h>
int posix_ memalign (void **memptr,
??????????????????? size_t alignment,
??????????????????? size_t size);

* See http://perens.com/FreeSoftware/ElectricFence/ and http://valgrind.org, respectively.

調(diào)用 posix_ memalign( )成功時會返回size字節(jié)的動態(tài)內(nèi)存，并且這塊內(nèi)存的地址是alignment的倍數(shù)。參數(shù)alignment必須是2的冪，還是void指針的大小的倍數(shù)。返回的內(nèi)存塊的地址放在了memptr里面，函數(shù)返回值是0.

調(diào)用失敗時，沒有內(nèi)存會被分配，memptr的值沒有被定義，返回如下錯誤碼之一：

EINVAL

參數(shù)不是2的冪，或者不是void指針的倍數(shù)。

ENOMEM

沒有足夠的內(nèi)存去滿足函數(shù)的請求。

要注意的是，對于這個函數(shù)，errno不會被設(shè)置，只能通過返回值得到。

由 posix_ memalign( )獲得的內(nèi)存通過free( )釋放。用法很簡單：

char *buf;
int ret;
/* allocate 1 KB along a 256-byte boundary */
ret = posix_ memalign (&buf, 256, 1024);
if (ret) {
??? fprintf (stderr, " posix_ memalign: %s\n",
???????????? strerror (ret));
??? return -1;
}
/* use 'buf'... */
free (buf);

更早的接口。在 POSIX定義了 posix_ memalign( )之前，BSD和SunOS分別提供了如下接口：

#include <malloc.h>
void * valloc (size_t size);
void * memalign (size_t boundary, size_t size);

函數(shù)valloc( )的功能和malloc( )一模一樣，但返回的地址是頁面對齊的。回想第四章，頁面的大小很容易通過getpagesize( )得到。

相似地，函數(shù) memalign( )是以boundary字節(jié)對齊的，而boundary必須是2的冪。在這個例子中，兩個函數(shù)都返回一塊足夠大的內(nèi)存去容納一個ship結(jié)構(gòu)，并且地址都是在一個頁面的邊界上：

struct ship *pirate, *hms;
pirate = valloc (sizeof (struct ship));
if (!pirate) {
??? perror ("valloc");
??? return -1;
}
hms = memalign (getpagesize ( ), sizeof (struct ship));
if (!hms) {
??? perror (" memalign");
??? free (pirate);
??? return -1;
}
/* use 'pirate' and 'hms'... */
??? free (hms);
??? free (pirate);

在 Linux中，由這兩個函數(shù)獲得的內(nèi)存都可以通過free(? )釋放。但在別的Unix系統(tǒng)卻未必是這樣，一些系統(tǒng)并沒有提供一個足夠安全的機(jī)制去釋放這些內(nèi)存。考慮移植性的程序不得不放棄使用這些接口來獲得動態(tài)內(nèi) 存。Linux程序員最好只在考慮對老系統(tǒng)的兼容性時才使用它們；posix_memalign( )更加強(qiáng)大。只有在malloc( )不能提供足夠大的對齊時，這三個接口才需要使用。

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其它和對齊有關(guān)的

與對齊有關(guān)的問題的范圍要超過標(biāo)準(zhǔn)類型的自然對齊和動態(tài)存儲器地分配。例如，非標(biāo)準(zhǔn)和復(fù)雜的類型比標(biāo)準(zhǔn)類型有更復(fù)雜的要求。另外，對對齊的關(guān)注在給指向不同類型的指針賦值和使用強(qiáng)轉(zhuǎn)時顯得加倍的重要。

非標(biāo)準(zhǔn)類型。非標(biāo)準(zhǔn)和復(fù)雜的數(shù)據(jù)類型的對齊比簡單的自然對齊有著更多的要求。這里四個有很有用的方法：

?一個結(jié)構(gòu)的對齊要求是和它的成員中最大的那個類型一樣的。例如，一個結(jié)構(gòu)中最大的是以4字節(jié)對齊的32bit的整形，那么這個結(jié)構(gòu)至少以4字節(jié)對齊。

?結(jié)構(gòu)也引入了填充的需要，用來保證每一個成員都符合自己的對齊要求。所以，如果一個char (可能以1字節(jié)對齊)后跟著一個int (可能以4字節(jié)對齊)，編譯器會自動地插入3個字節(jié)作為填充來保證int以4字節(jié)對齊。

程序員有時候排列結(jié)構(gòu)里面的成員-例如，以大小來遞減-來是使用作填充的垃圾空間最少。GCC的選項- Wpadded能對這些努力有幫助，因為它使得在編譯器偷偷插入填充時產(chǎn)生警告。

?一個聯(lián)合的對齊和聯(lián)合里最大的類型一樣。

?一個數(shù)組的對齊和數(shù)組里的元素一樣。所以，數(shù)組的對齊并不比單單的一個成員嚴(yán)格，這樣能使數(shù)組里面的所有成員都是自然對齊的。

與指針的快樂時光。因為編譯器明確地處理了絕大多數(shù)的對齊問題，所以要找到潛在的錯誤的時候也比較困難。然而，這樣的錯誤并不少見，特別是在處理指針和強(qiáng)轉(zhuǎn)的時候。

一個指針指向由小的對齊強(qiáng)轉(zhuǎn)到大的對齊的數(shù)據(jù)塊,通過這個指針使用數(shù)據(jù)，能引起進(jìn)程加載對于大的類型來說并沒有適當(dāng)對齊的數(shù)據(jù)。例如，在如下的代碼片段，c到badnews的強(qiáng)轉(zhuǎn)使得程序?qū)當(dāng)unsigned long來讀：

char greeting[] = "Ahoy Matey";
char *c = greeting[1];
unsigned long badnews = *(unsigned long *) c;

一 個unsigned long? 可能以4或8字節(jié)為邊界對齊；當(dāng)然c只以1字節(jié)為邊界對齊。明顯，強(qiáng)轉(zhuǎn)之后，c的加載，會違反對齊規(guī)則。在不同的系統(tǒng)中，這樣可能引起的后果，小者是性能 的打擊，大者是整個程序的崩潰。在能發(fā)現(xiàn)而不能處理對齊錯誤的機(jī)器結(jié)構(gòu)中，內(nèi)核向出問題的進(jìn)程發(fā)送SIGBUS信號來終結(jié)進(jìn)程。我們會在第九章討論信號。

這種錯誤在現(xiàn)實中的普遍程度超出我們的想象，現(xiàn)實世界的例子雖看上去沒有這么愚蠢，但亦更難以覺察了。

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數(shù)據(jù)段的管理

Unix 系統(tǒng)在歷史上提供過直接管理數(shù)據(jù)段的接口。然而，程序都沒有直接地使用這些接口，因為malloc(? )和其它的申請方法更容易使用和更加強(qiáng)大。我會在這里說一下這些接口來滿足一下大家的好奇心，同時也給那些想實現(xiàn)他自己的基于堆棧的動態(tài)內(nèi)存申請機(jī)制的人 一個參考：

#include <unistd.h>
int brk (void *end);
void * sbrk (intptr_t increment);

這 些功能的名字源于老學(xué)校的Unix系統(tǒng)，那時堆和棧還在同一個段中。堆中動態(tài)存儲器的分配由數(shù)據(jù)段的底部向上生長；棧從數(shù)據(jù)段的頂部向著堆向下生長。堆和 棧的分界線叫做break或break point。在現(xiàn)代的系統(tǒng)里面，數(shù)據(jù)段存在于它自己的內(nèi)存映射，我們繼續(xù)用斷點來標(biāo)記映射的結(jié)束地址。

一個brk( )的調(diào)用設(shè)置斷點(數(shù)據(jù)段的末端)的地址為end。在成功的時候，返回0。失敗的時候，返回-1，并設(shè)置errno為ENOMEM。

一個sbrk( )的調(diào)用將數(shù)據(jù)段末端生長increment字節(jié)，increment可能是正數(shù)，也可能是負(fù)數(shù)。sbrk( )返回修改后的斷點。所以，increment為0時得到的是現(xiàn)在斷點的地址：

printf ("The current break point is %p\n", sbrk (0));

特意地，POSIX和C都沒有定義這些函數(shù)。但幾乎所有的Unix系統(tǒng)，都提供其中一個或全部。可移植的程序應(yīng)該堅持使用基于標(biāo)準(zhǔn)的接口。

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匿名存儲器映射

glibc 的動態(tài)存儲器使用了數(shù)據(jù)段和內(nèi)存映射。實現(xiàn)malloc(? )的經(jīng)典方法是將數(shù)據(jù)段分為一系列的大小為2的冪的分區(qū)，返回最小的符合要求的那個塊來滿足請求。釋放內(nèi)存就像免費(fèi)的似的和標(biāo)記內(nèi)存一樣簡單了。如果臨近 的分區(qū)是空閑的，他們會被合成一個更大的分區(qū)。如果斷點的下面是空的，系統(tǒng)可以用brk( )來降低斷點，使堆收縮，將內(nèi)存返回給系統(tǒng)。

這 個算法叫做伙伴內(nèi)存分配算法（buddy memory allocation? scheme）。它的優(yōu)勢是高速和簡單，但不好的地方是引入了兩種碎片。內(nèi)部碎片（Internal? fragmentation）發(fā)生在用更大的塊來滿足一個分配。這樣導(dǎo)致了內(nèi)存的低使用率。當(dāng)有著足夠的空閑內(nèi)存來滿足要求但這“塊”內(nèi)存分布在兩個不相 鄰空間的時候，外部碎片（External? fragmentation）就產(chǎn)生了。這會導(dǎo)致內(nèi)存的低使用率（因為一塊更大的不夠適合的塊可能被使用了），或者內(nèi)存分配失敗（在沒有可供選擇的塊 時）。

更有甚者，這個算法允許一個內(nèi)存的分配“釘”住另外一個，使得glibc不能向內(nèi)核歸還內(nèi)存。想象內(nèi)存中的已被分配的兩個塊，塊A 和塊B。塊A剛好在斷點的下面，塊B剛好在A的下面，就算釋放了B，glibc也不能相應(yīng)的調(diào)整斷點直到A被釋放。在這種情況，一個長期存在的內(nèi)存分配就 把另外的空閑空間“釘”住了。

但這不需太過擔(dān)憂。因為glibc無論如何也不會總例行公事一成不變地將內(nèi)存返回給系統(tǒng)。*通常來說，在每 次釋放后堆并不收縮。相反，glibc為后續(xù)的分配保留著些自由的空間。只有在堆與已分配的空間相比明顯太大的時候，glibc才會把堆縮小。然而，一個 更大的分配，就能防止這個收縮了。

*glibc也使用比這伙伴系統(tǒng)更加先進(jìn)的存儲分配算法，叫做arena algorithm.

因 此，對于較大的分配，glibc并不使用堆。glibc使用一個匿名存儲器映射（anonymous memory? mapping）來滿足請求。匿名存儲器映射和在第四章討論的基于文件的映射是相似的，只是它并不基于文件-所以為之“匿名”。實際上，匿名存儲器映射是 一個簡單的全0填充的大內(nèi)存塊，隨時可供你使用。因為這種映射的存儲不是基于堆的，所以并不會在數(shù)據(jù)段內(nèi)產(chǎn)生碎片。

通過匿名映射來分配內(nèi)存又下列好處：

?無需關(guān)心碎片。當(dāng)程序不再需要這塊內(nèi)存的時候，只是撤銷映射，這塊內(nèi)存就直接歸還給系統(tǒng)了。

?匿名存儲器映射能改變大小，有著改變大小的能力，還能像普通的映射一樣接收命令（看第四章）。

?每個分配存在于獨(dú)立的內(nèi)存映射。沒有必要再去管理一個全局的堆了。

下面是兩個使用匿名存儲器映射而不使用堆的劣處：

?每個存儲器映射都是頁面大小的整數(shù)倍。所以，如果大小不是頁面整數(shù)倍的分配會浪費(fèi)大量的空間。這些空間更值得憂慮，因為相對于被分配的空間，被浪費(fèi)掉的空間往往更多。

?建立一個存儲器映射比將堆里面的空間回收利用的負(fù)載更大，因為堆可能并不包含有任何的內(nèi)核動作。越小的分配，這個劣處就明顯。

跟 變戲法似的，glibc的malloc( )? 能用用數(shù)據(jù)段來滿足小的分配，用存儲器映射來滿足大的分配。臨界點是可被設(shè)定的（看后面的高級內(nèi)存分配），也有可能一個glibc版本是這樣，另外一個就 不是了。目前，臨界點一般是128KB：比128KB小的分配由堆實現(xiàn)，相應(yīng)地，更大的由匿名存儲器映射來實現(xiàn)。

?

創(chuàng)建匿名存儲器映射

可能你會想強(qiáng)制在堆上使用存儲器映射來滿足一個特定的內(nèi)存分配，也可能你會想寫一個自己的存儲分配系統(tǒng)，總之你可能會要手動創(chuàng)建你自己的匿名內(nèi)存映射，Linux讓這變得很簡單。回想第四章系統(tǒng)調(diào)用，用來創(chuàng)建存儲器映射的mmap( )和取消映射的munmap( )：

#include <sys/mman.h>
void * mmap (void *start,
size_t length,
int prot,
int flags,
int fd,
off_t offset);
int munmap (void *start, size_t length);

因為沒有文件需要打開和管理，創(chuàng)建匿名存儲器映射真的要比創(chuàng)建基于文件的存儲器映射簡單。兩者最關(guān)鍵的差別在于匿名標(biāo)記是否出現(xiàn)。讓我們來看看這個例子：

void *p;
p = mmap (NULL, /* do not care where */
????????? 512 * 1024, /* 512 KB */
????????? PROT_READ | PROT_WRITE, /* read/write */
????????? MAP_ANONYMOUS | MAP_PRIVATE, /* anonymous, private */
????????? -1, /* fd (ignored) */
????????? 0); /* offset (ignored) */
if (p == MAP_FAILED)
??? perror ("mmap");
else
??? /* 'p' points at 512 KB of anonymous memory... */

對于大多數(shù)的匿名映射來說，mmap( )的參數(shù)都跟這個例子一樣，當(dāng)然了，程序員決定的映射大小這個參數(shù)是個例外。別的參數(shù)一般都像這樣：

?第一個參數(shù)是start，被設(shè)為NULL，意味著匿名映射可以內(nèi)核安排的在任意地址上發(fā)生。當(dāng)然給定一個non-NULL值也是有可能的，那樣的話它的么地址是頁對齊的，但這樣會限制了可移植性。實際上很少有程序真正在意映射到哪個地址上去!

?prot參數(shù)經(jīng)常都同時設(shè)置了PROT_READ和PROT_WRITE位，使得映射是可讀可寫的。一塊不能讀寫的空存儲器映射是沒有用的。另外一方面，很少將可執(zhí)行代碼映射到匿名映射，因為那樣做能產(chǎn)生潛在的安全漏洞。

?flags參數(shù)設(shè)置MAP_ANONYMOUS位，來使得映射是匿名的，設(shè)置MAP_PRIVATE位，使得映射是私有的。

?假如MAP_ANONYMOUS被設(shè)置了，fd和offset參數(shù)將被忽略的。然而，在一些更早的系統(tǒng)里，需要讓fd為-1，如果要考慮移植性，像例子那樣做是個挺好的主意。

由 匿名映射獲得的內(nèi)存塊，看上去和由堆獲得的一樣。使用匿名映射的一個好處是，那塊內(nèi)存交給你的時候，已經(jīng)是全0的了。這種映射還沒有額外的負(fù)載，因為內(nèi)核 使用寫時復(fù)制(copy-on-write)將內(nèi)存塊映射到了一個全0的頁面上。所以沒有必要對返回的內(nèi)存塊使用memset(? )。說實在的，這是使用calloc( )而不是用malloc( )后跟著memset(? )的一個好處：知道匿名映射是本來就全0的了，calloc( )用來滿足一個不能明確是全0的映射。系統(tǒng)調(diào)用munmap(? )釋放一個匿名映射，歸還已分配的內(nèi)存給內(nèi)核。

int ret;
/* all done with 'p', so give back the 512 KB mapping */
ret = munmap (p, 512 * 1024);
if (ret)

perror ("munmap");

想復(fù)習(xí)一下mmap( ), munmap( ),和一般的映射，請翻開第四章。

映射到/dev/zero

其 它Unix系統(tǒng)，就像BSD，并沒有MAP_ANONYMOUS標(biāo)記。作為替代，它們用一個特殊的設(shè)備文件/dev/zero實現(xiàn)了一個類似的解決方法。 這個設(shè)備文件提供了和匿名存儲器語義上一致的實現(xiàn)。一個映射包含了全0的寫時復(fù)制頁面；所以行為上和匿名存儲器一樣。Linux一直有一個/dev /zero設(shè)備，可以由映射這個文件來獲得全0的內(nèi)存塊。實際上，在引入之前MAP_ANONYMOUS，Linux的程序員就是這樣做的。為了對早期的 Linux版本提供向后兼容性，或者對其他Unix系統(tǒng)的可移植性，程序員仍然可以將映射/dev/zero作為匿名映射的替代。這個映射其他文件的映射 是不一樣的：

void *p;
int fd;
/* open /dev/zero for reading and writing */
fd = open ("/dev/zero", O_RDWR);
if (fd < 0) {
??? perror ("open");
??? return -1;
}
/* map [0,page size) of /dev/zero */
p = mmap (NULL, /* do not care where */
????????? getpagesize ( ), /* map one page */
????????? PROT_READ | PROT_WRITE, /* map read/write */
????????? MAP_PRIVATE, /* private mapping */
????????? fd, /* map /dev/zero */
????????? 0); /* no offset */
if (p == MAP_FAILED) {
??? perror ("mmap");
??? if (close (fd))
??? perror ("close");
??? return -1;
}
/* close /dev/zero, no longer needed */
if (close (fd))
??? perror ("close");
/* 'p' points at one page of memory, use it... */

在這種情況下映射的存儲器當(dāng)然也是用munmap( )來取消映射的。

這種實現(xiàn)引入了附加的打開和關(guān)閉文件的系統(tǒng)調(diào)用。所以，匿名映射是個更快的解決方法。

高級存儲器分配

本章所涉及的許多存儲分配操作都是為內(nèi)核的參數(shù)所控制和限制的，但程序員可以修改這些參數(shù)。要這么做，可以使用mallopt( )調(diào)用：

#include <malloc.h>
int mallopt (int param, int value);

一個mallopt( )的調(diào)用將制param確定的存儲管理相關(guān)的參數(shù)設(shè)為value。成功時，調(diào)用返回一個非0值；失敗時，返回0.要注意的是mallopt( )不設(shè)置errno。雖然它往往都成功返回，但是別過于樂觀，要好好檢查返回值。

Linux目前支持param的六個值，所有都被定義在了<malloc.h>：

M_CHECK_ACTION

環(huán)境變量MALLOC_CHECK_的值（將在下一節(jié)討論）。

系統(tǒng)用來滿足動態(tài)存儲器請求的最大存儲器映射數(shù)。當(dāng)映射數(shù)達(dá)到了限制，數(shù)據(jù)段將被用來滿足所有的分配，知道已有的映射中的某個被取消。值為0時將禁止匿名映射用于動態(tài)存儲的分配。

M_MMAP_THRESHOLD

決定該用匿名映射還是用數(shù)據(jù)段來滿足存儲器分配請求的臨界值的大小（以字節(jié)為單位）。要注意的是，有時候系統(tǒng)為了慎重起見，就算是比臨界值小，也有可能用匿名映射來滿足動態(tài)存儲器的分配。值為0時會啟用匿名映射來滿足所有的分配，而不再使用數(shù)據(jù)段來滿足請求。

M_MXFAST

Fast bin的最大大小（以字節(jié)為單位）。Fast bins是堆中特殊的內(nèi)存塊，永遠(yuǎn)不和臨近的內(nèi)存塊合并，也永遠(yuǎn)不歸還給系統(tǒng)，以碎片的增加為代價來滿足高速的內(nèi)存分配。值為0時，fasy bin將不被啟用。

M_TOP_PAD

為 適應(yīng)數(shù)據(jù)段的大小而使用的填充（padding）的大小（以字節(jié)為單位）。無論何時，在使用brk( )來使數(shù)據(jù)段變大的時候，為了以后少點調(diào)用brk(? )，glibc總會請求更多的內(nèi)存。相似地，但glibc收縮數(shù)據(jù)段的時候，它會保持一些多余的內(nèi)存，而不是將所有的歸還給系統(tǒng)。這多余的部分就叫做填 充。值為0時會取消填充的使用。

???????????????????????????????????????????????? ? ?Table 8-1. mallopt( ) parameters

Parameter	Origin	Default value	Valid values	Special values
M_CHECK_ACTION	Linux-specific	0	0 – 2	?
M_GRAIN	XPG standard	Unsupported on Linux	>= 0	?
M_KEEP	XPG standard	Unsupported on Linux	>= 0	?
M_MMAP_MAX	Linux-specific	64 * 1024	>=0	0 disables use of mmap( )
M_MMAP_THRESHOLD	Linux-specific	128 * 1024	>=0	0 disables use of the heap
M_MXFAST	XPG standard	64	0 – 80	0 disables fast bins
M_NLBLKS	XPG standard	Unsupported on Linux	>= 0	?
M_TOP_PAD	Linux-specific	0	>=0	0 disables padding

?

程序在使用malloc( )或其它申請動態(tài)存儲分配的接口之前是不能使用mallopt()的。用法很簡單：

/* use mmap( ) for all allocations over 64 KB */
ret = mallopt (M_MMAP_THRESHOLD, 64 * 1024);
if (!ret)
??? fprintf (stderr, "mallopt failed!\n");

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memalign

在GNU系統(tǒng)中，malloc或realloc返回的內(nèi)存塊地址都是8的倍數(shù)（如果是64位系統(tǒng)，則為16的倍數(shù)）。如果你需要更大的粒度，請使用memalign或valloc。這些函數(shù)在頭文件“stdlib.h”中聲明。

???? 在GNU庫中，可以使用函數(shù)free釋放memalign和valloc返回的內(nèi)存塊。但無法在BSD系統(tǒng)中使用，而且BSD系統(tǒng)中并未提供釋放這樣的內(nèi)存塊的途徑。

???? 函數(shù)：void * memalign (size_t boundary, size_t size)
???? 函數(shù)memalign將分配一個由size指定大小，地址是boundary的倍數(shù)的內(nèi)存塊。參數(shù)boundary必須是2的冪！函數(shù)memalign可以分配較大的內(nèi)存塊，并且可以為返回的地址指定粒度。

???? 函數(shù)：void * valloc (size_t size)
???? 使用函數(shù)valloc與使用函數(shù)memalign類似，函數(shù)valloc的內(nèi)部實現(xiàn)里，使用頁的大小作為對齊長度，使用memalign來分配內(nèi)存。它的實現(xiàn)如下所示：
???? void *
???? valloc (size_t size)
???? {
?????? return memalign (getpagesize (), size);
???? }

?

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的Nginx源码分析--数据对齐posix_memalign和memalign函数的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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