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注意：jemalloc 的最新版本里没有所谓的 huge class，bin 中slab外面也不再套一个run的概念了，看其它人分享的文章时需要注意。

简述

用户侧通过 tcache 来访问，tcache 是一个线程的申请又释放的对象的缓存，它绑定了一个固定的arena（分配大小超过8m的除外，8m以上会选择huge arena 来分配），有一个gc机制负责将不用的object 归还给 arena。
arena 分配对象时以8k为界限，以上均为大对象，以下均为小对象。小对象是按 slab 去管理的，即每次从 huge page 或 page 分配一个大的 extent 作为 slab，划分后将整个slab挂在bin的对应大小的组上，然后标记一个返回给用户；大对象则直接分配一个extent 放在arena 的large list上。
arena 是一个逻辑的概念，它真实的数据分配是在shard上进行的，各arena 有不同的shard，内存之间不相交，shard 有 hpa（huge page）和 pac（page）两种分配器，优先使用hpa来分配，但hpa只能承担最多一个huge page 大小的内存，再大就只能用pac去分配。
hpa 在分配前会先用base分配器申请128 个大页，每次分配时从某个大页上切一块下来，pac每次缓存的内存不够时会通过base分配器来分配。
base 分配器一次分配一个block，并存在base 的 list 上。
pac，hpa，base都有一个类型的缓存结构来维护退回来的内存（ppset_t，ecache_t，edata_avail_t）。它们都是用bitmap 维护一个bin列表，bin中的每个元素是符合这一组内存大小的pairing heap最小堆。

size 与 bin 中 index 的映射

每个bin index对应的大小可以直接查表。
从size 到bin index 的关系在４k以下是可以查表的，4k以上需要计算
group = size / total_group / min_size
group 内的 delta = 1…(size / (total_group + 1))个0 & (size -1)去掉group的位
具体可以参考（sz_size2index_compute）
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每个size class 的具体情况可以跑这个代码看下

scs = [None] * 1024class SC:def __init__(self, lg_max_lookup, lg_page, lg_ngroup, index, lg_base, lg_delta, ndelta) -> None:self.index = indexself.lg_base = lg_baseself.lg_delta = lg_deltaself.ndelta = ndeltaself.unit_size =  (1 << self.lg_base) + (ndelta << self.lg_delta)# should from os, default 4096self.page_size = (1 << lg_page)# small or largeself.is_small =  (self.unit_size < (1 << (lg_page + lg_ngroup)))self.pages = self.get_slab_size() if self.is_small else 0# small or largeself.lg_delta_lookup = lg_delta if (self.unit_size <= (1 << lg_max_lookup))  else 0 def get_slab_size(self):# at most lg_group * 2 - 1 timesuse_size = self.page_sizewhile (use_size % self.unit_size) != 0:use_size += self.page_sizereturn use_sizedef size_classes(lg_ptr_size, lg_quantum, lg_tiny_min, lg_max_lookup, lg_page, lg_ngroup):lg_base = lg_tiny_minlg_delta = lg_basengroup = 1 << lg_ngroupptr_bits = (1 << lg_ptr_size) * 8index = 0ndelta = 0nlbins = 0 # max lookup table sizenbins = 0ntiny = 0lg_tiny_maxclass = 0# tiny size is 2^n enlargingwhile lg_base < lg_quantum:sc = SC(index, lg_base, lg_delta, ndelta, lg_page, lg_ngroup, lg_max_lookup)scs[index] = scif sc.lg_delta_lookup:nlbins = index + 1if sc.is_small:nbins += 1ntiny += 1lg_tiny_maxclass = lg_baseindex += 1lg_delta = lg_baselg_base += 1if ntiny != 0:# first non tiny sc# use base/delta = quatum-1 rather than base = quatum and delta = 0lg_base -= 1first_non_tiny_sc = SC(lg_max_lookup, lg_page, lg_ngroup, index, lg_base, lg_delta, 1)scs[index] = first_non_tiny_sclg_base += 1index += 1lg_delta += 1if sc.is_small:nbins += 1while ndelta < ngroup:sc = SC(lg_max_lookup, lg_page, lg_ngroup, index, lg_base, lg_delta, ndelta)scs[index] = scindex += 1ndelta += 1if sc.is_small:nbins += 1# other groupslg_base = lg_base + lg_ngroupwhile lg_base < ptr_bits - 1:ndelta = 1ndelta_limit = ngroup - 1 if lg_base == (ptr_bits - 2) else ngroupwhile ndelta <= ndelta_limit:sc = SC(lg_max_lookup, lg_page, lg_ngroup, index, lg_base, lg_delta, ndelta)scs[index] = scif sc.lg_delta_lookup:nlbins = index + 1lookup_maxclass = (1 << lg_base) + (ndelta << lg_delta)if sc.is_small:nbins += 1small_maxclass = (1 << lg_base) + (ndelta << lg_delta)lg_large_minclass = lg_base + 1 if lg_ngroup > 0 else lg_base + 2large_maxclass = (1 << lg_base) + (ndelta << lg_delta)print("large_maxclass:", lg_base, ndelta, lg_delta, large_maxclass)index += 1ndelta += 1lg_base += 1lg_delta += 1print(f"""ntiny: {ntiny}
nlbins: {nlbins}
nbins: {nbins}
n: {index}
lg_tiny_maxclass: {lg_tiny_maxclass}
lookup_maxclass: {lookup_maxclass}
small_maxclass: {small_maxclass}
lg_large_minclass: {lg_large_minclass}
large_minclass: {1 << lg_large_minclass}
large_maxclass: {large_maxclass}""")indexs = []bases = []deltas = []unit_sizes = []is_small = []pages = []print("""index\tbase\tdelta\tunit_size\tis_small\tpages""")for i in range(1,1024):if scs[i] is None:breaksc = scs[i]indexs.append(i)bases.append(sc.lg_base)deltas.append(sc.ndelta << sc.lg_delta)unit_sizes.append(sc.unit_size)is_small.append("yes" if sc.is_small else "no")pages.append(sc.pages)print(f"""{i}\t{1 << sc.lg_base}\t{sc.ndelta << sc.lg_delta}\t{sc.unit_size}\t{"yes" if sc.is_small else "no"}\t{sc.pages}""")LG_SIZEOF_PTR = 3
LG_QUANTUM = 4
SC_LG_TINY_MIN = 3
SC_LG_MAX_LOOKUP = 12 
LG_PAGE = 12
SC_LG_NGROUP = 2
size_classes(LG_SIZEOF_PTR, LG_QUANTUM, SC_LG_TINY_MIN, SC_LG_MAX_LOOKUP, LG_PAGE, SC_LG_NGROUP)SC_NTINY = (LG_QUANTUM - SC_LG_TINY_MIN)
SC_NGROUP = (1 << SC_LG_NGROUP)
SC_NPSEUDO = SC_NGROUP
SC_LG_FIRST_REGULAR_BASE = (LG_QUANTUM + SC_LG_NGROUP)
SC_NBINS = SC_NTINY + SC_NPSEUDO + SC_NGROUP * (LG_PAGE + SC_LG_NGROUP - SC_LG_FIRST_REGULAR_BASE)
print("SC_NBINS is :", SC_NBINS)

cache 的 gc

tcache 大概是这样的：
bound --------full---------waterline----empty
|------------------|----------------|-------------|
其中当数量超过full时，触发一次flush，将一半的对象还回去，剩余的数量称为waterline。（除此之外好像在flush后，又分配对象，然后又释放对象，重回到waterline 以后，比waterline 多的对象作为detach 的对象也可以被flush 走，但没看太懂，不太确定）

大小对象的分配与释放

无论大小对象都是先从tcache分配，检查bitmap 看对应大小的对象有没有剩余，如果有直接拿，如果没有才去arena 分配。

小对象（<8k）

小对象分配是在arena 的 bin 上，每个大小的bin都对应着一系列的slab。分配时先从cur_slab分配，如果cur_slab没有了，就取一个nonfull list的slab放在cur_slab上分配，如果nonfull list 也没有了，就去pac或hpa重新分配slab，挂在cur_slab上分配。当cur_slab分配没了，就会挂在full slab上，在释放时发现它在full slab 上，则放回到nonfull slab 上。分配的指针与 arena 还有 size 的映射存在arena_emap_global 上。
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大对象（>8k）

直接走 pac 或 hpa 分配和释放。分配后挂在arena->large_list 上。有arena_emap_global来维护指针到large_list上edata 元素的映射。释放时也是直接从 large list 上拿走。

internal 分配器

arena 有两种：普通＋huge。大于 8m（oversize_threshold）的对象是在 huge arena 上分配的，小于 8m 的在自己绑定的普通 arena 上分配（除非是用户指定了arena，这时才不会自动转到 huge arena 上分配）。
无论哪种分配器，在分配时都会先尝试用 hpa（hpa 最多 hold 一个大页以下的内存，一般linux 配置是２m），如果超出 hpa 的能力才去普通 pac 分配。

hpa 分配器

hpa 在第一次分配时会申请 128 个 hugepage放在empty list 中。分配时先从 psset 缓存找对应大小的 bitmap，看有没有空闲，如果有就从这个大小的pairing heap上拿最小空闲的一个huge page 下来（这个最小空闲指在这个huge page 上最大的一段连续内存的大小，在所有同组huge page 中是最小的
），如果没有空闲就找下一个更大大小的组，直到找到一个 huge page。根据 huge page的bitmap找到对应的位置，并更新这个 huge page 上最大的没分配范围。
分配出来的内存由edata来记录，并放在shard->emap 上，这是一个前缀树，可以在释放时根据前缀树找到是否有相邻的释放内存，并对它们做合并。
分配后的 huge page 会根据剩余的最大内存重新挂回到psset 上。
释放时内存先从emap 上摘下来，然后在如果它的回归能够让huge page 的最大空闲更新，则把huge page 插入到更合适的 bin 中。释放时如果发现一页完全空了，则可以添加回到psset->empty list中。这些做完后还要标记这个范围到psset->to_purge，会在合适的时间触发purge(实际是提示操作系统不再使用madvice(NONEED))
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pac 分配器

pac 也有类似的缓存，但过程不全相同。pac 的页合并不像huge page 那样用bitmap，而是借助 shard_map （见上图）。pac 在分配时会先找完全满足的bin去分配，如果配置的bin没有空闲，它会找更大一点的bin来split，但只会向上找最多opt_lg_extent_max_active_fit个bin。如果新分配出来的内存对extent 做了切割，那么切割剩的extent 会加入到retained 缓存中。
pac 有三个缓存，dirty / muzzy / retained。分配时先去 dirty cache 找匹配的或能切割的，再去 muzzy 找，如果都找不到，会去 retained 中找，retained 中找不到时才真正去 base 分配，并在切割后将剩余的放到retained 中。
之所以新分配的内存还是有切割可能，是因为pac 每次去 base 进货的单位内存是不断增加的，进货的单位内存有一个 pac->exp_grow 来维护（它有一个增长到的最大 limit值，但应该不起作用，因为limit 值设置为了最大object class size，而这个值对于64位的指针来说就是2^63。）
muzzy 与 dirty 内存的区别： muzzy 的 lazy purge 的时间会更久，dirty 内存在 purge 时，会检查一下可否转为 muzzy，如果能转，则它 purge 的时间会更 delay。这样可以避免频繁向操作系统申请和释放。

base 分配器

base 真正分配 block 时也像 pac 一样有一个申请内存的单位不断增长的机制（由 base->pind_last记录上一次分配的大小级别，下次分配只能比这个级别相等或更大）
真实的分配是由sbrk(dss方式) 或 mmap 系统调用来分配的，默认是先用 mmap 分配(DSS_DEFAULT =“secondary”)，用户可以调整。
dss 比 mmap 快，但没有 mmap 灵活。