8.池化内存分配 | 易学教程

netty内存管理思想
PooledByteBufAllocate
PoolChunk
- Chunk初始化
- PoolChunk分配内存

netty内存管理思想

java作为一门拥有GC机制的语言，长久以来它的使用者都不必手动管理内存，这比起c/c++是一个巨大的进步。但现在netty却反其道而行之，实现了一套不依赖GC而自行管理内存的机制。
那么netty为什么要这么做？众所周知netty是一个网络通信层框架，涉及到大量IO操作，对于此类操作，DirectByteBuffer无疑比起堆内存有更多性能上的优势。而与此同时，DirectByteBuffer也有自身的不足，那就是它的申请和释放成本更高。如果直接交给JVM管理，频繁的GC将使DirectByteBuffer的优势荡然无存。所以，对DirectByteBuffer进行池化管理，多次重用以减少申请、释放的想法就比较自然了。但是，不同于一般于我们常见的对象池、连接池等池化的案例，ByteBuffer有大小一说，且申请多大的内存进行管理也难以确定，如果大了会浪费，小了会导致频繁扩容和内存复制以及碎片化。因此netty需要在解决高效分配内存的同时又解决内存碎片化的问题，显然，它使用的算法就非常具有学习价值了。

由于内存管理有许多概念，有必要在前期做一些准备工作以帮助理解。

首先，考虑到netty是一个多线程环境，netty使用了ThreadLocal，在ThreadLocal中绑定一些ByteBuf。这样每个线程都可以独立的占有一段内存区间,在线程内操作内存，避免加锁的损耗。这个特殊的ThreadLocal称为PoolThreadLocalCache。
其次，即使使用了ThreadLocal，还是不可避免的有线程竞争，netty便将申请的大内存区域划分为多个小的内存区域，提高并发执行的效率。这些内存区域被成为Arena，它们组成了一个内存池，分配时每个线程按照轮训策略选择一个Arena进行内存分配。
最后，虽然将大内存区域划分成了Arena，它仍然还是有些大，如果直接在上面任意分配，很容易产生内存碎片，所以还需要再细分。netty将Arena切分成一小块一小块的Chunk，Chunk内部是一些Page的集合。Page也即内存页，是真正分配内存的地方。Page默认大小为8KB，但实际使用时很难一次用到这么大的内存，而是使用像16B，32B这种大小的内存。为了应对这种需求，netty进一步切分Page为更小的SubPage。
以上3点从大方向上简单介绍了内存管理的几个概念，具体的实现形式和细节将一步步探讨。

PooledByteBufAllocate

ByteBufAllocator的默认实现类是PooledByteBufAllocator，而PooledByteBufAllocate及其实现类正是这套内存管理机制的承载者。
首先看一下它的构造函数，来了解哪些类参与了池化内存分配。

public PooledByteBufAllocator(boolean preferDirect, int nHeapArena, int nDirectArena, int pageSize, int maxOrder,
                                int tinyCacheSize, int smallCacheSize, int normalCacheSize,
                                boolean useCacheForAllThreads, int directMemoryCacheAlignment) {
    super(preferDirect);
    threadCache = new PoolThreadLocalCache(useCacheForAllThreads);
    this.tinyCacheSize = tinyCacheSize;
    this.smallCacheSize = smallCacheSize;
    this.normalCacheSize = normalCacheSize;
    chunkSize = validateAndCalculateChunkSize(pageSize, maxOrder);
    int pageShifts = validateAndCalculatePageShifts(pageSize);
    if (nHeapArena > 0) {
        heapArenas = newArenaArray(nHeapArena);
        for (int i = 0; i < heapArenas.length; i ++) {
            PoolArena.HeapArena arena = new PoolArena.HeapArena(this,
                    pageSize, maxOrder, pageShifts, chunkSize,
                    directMemoryCacheAlignment);
            heapArenas[i] = arena;
        }
    } else {
        heapArenas = null;
    }
    if (nDirectArena > 0) {
        directArenas = newArenaArray(nDirectArena);
        for (int i = 0; i < directArenas.length; i ++) {
            PoolArena.DirectArena arena = new PoolArena.DirectArena(
                    this, pageSize, maxOrder, pageShifts, chunkSize, directMemoryCacheAlignment);
            directArenas[i] = arena;
        }
    } else {
        directArenas = null;
    }
}

从构造函数中可以看到，上述管理思想中的ThreadLocal、PoolArena、PoolChunk、Page、PoolSubpage都一一出现。
而且构造函数虽然长，但大致可以分为4个步骤:

调用父类构造器，设置是否优先考虑分配堆外内存；
设置PoolThreadLocalCache相关的参数，包括threadCache,tinyCacheSize,smallCacheSize,normalCacheSize；
设置Chuck大小，并根据Chunck大小计算Page数量；
设置heapArena和directArena的数量。
这个构造函数虽然只是简单的设置了一些数值，但这些数值对于后续如何分配内存却有着至关重要的影响。
我们需要先分析一下上述各个来，再进入PoolByteBufAllocate中了解默认的内存分配是怎样起到适合各种情况的。

PoolChunk

PoolChunk在内存分配中处于一个承上启下的位置，所以我们首先来了解一下它。

Chunk初始化

在PooledByteBufAllocate构造函数值，初始化了chunkSize和pageShifts这2个变量，且用到了pageSize和maxOrder，它们分别由"io.netty.allocator.pageSize"和"io.netty.allocator.maxOrder"设置，pageSize不得小于2^12(4096)且必须为2的幂次方，默认为2^13(8192);maxOrder不得大于14，默认为11。validateAndCalculateChunkSize/PageShifts这2个方法用于检测用户设定值的正确性并计算chunkSize和pageShifts。其中chunkSize是将pageSize左移maxOrder位，且不得大于2^30，默认会是2^24。pageShifts是pageSize相对于'1'左移的位数，由于pageSize为2^13，这里pageShifts为13。
如果不了解Chunk与Page的关系，在这里会困惑很久。前文说到Chunk是Page的集合，那么Chunk是如何组织Page的呢？我们进入PoolChunk的构造函数一窥全貌。

PoolChunk(PoolArena<T> arena, T memory, int pageSize, int maxOrder, int pageShifts, int chunkSize, int offset) {
    unpooled = false;
    this.arena = arena;
    this.memory = memory;
    this.pageSize = pageSize;
    this.pageShifts = pageShifts;
    this.maxOrder = maxOrder;
    this.chunkSize = chunkSize;
    this.offset = offset;
    unusable = (byte) (maxOrder + 1);
    log2ChunkSize = log2(chunkSize);
    subpageOverflowMask = ~(pageSize - 1);
    freeBytes = chunkSize;
    maxSubpageAllocs = 1 << maxOrder;
    memoryMap = new byte[maxSubpageAllocs << 1];
    depthMap = new byte[memoryMap.length];
    int memoryMapIndex = 1;
    for (int d = 0; d <= maxOrder; ++ d) {
        int depth = 1 << d;
        for (int p = 0; p < depth; ++ p) {
            memoryMap[memoryMapIndex] = (byte) d;
            depthMap[memoryMapIndex] = (byte) d;
            memoryMapIndex ++;
        }
    }
    subpages = newSubpageArray(maxSubpageAllocs);
    cachedNioBuffers = new ArrayDeque<ByteBuffer>(8);
}

这也是一个相当长的构造函数，其中unpooled、arena、memory、subpages、cachedNioBuffers这几个成员变量与这一节关系不大，先忽略。pageSize、maxOrder、pageShifts、chunkSize已在上文阐述。
重点放在memoryMap和depthMap这2个名为map实为数组的成员变量里。它们的长度为maxSubpageAllocs <<1，为2^12,4096。之后，通过一个循环，将memoryMap和depthMap各自初始化。2个map在初始化后，都变成了一个从下标1开始，每个元素的下标index和值val满足 2^(val) <= index < 2^(val + 1)的数组。这类型的数组是标准的满二叉树数据结构。
由于从下标1开始，这两颗满二叉树一共4095个节点，其中有2048个叶子节点。如果将视线回到ChunkSize的计算，会发现ChunkSize也是通过将pageSize*2048得到，这说明满二叉树的每一个叶子结点都代表了一个Page，且父节点可分配的容量是2个子节点的容量和。

PoolChunk分配内存

在初始化完成后，depthMap就不再变化，而memoryMap会随着内存分配而变化。我们来看一下PoolChunk如何分配内存：

boolean allocate(PooledByteBuf<T> buf, int reqCapacity, int normCapacity) {
    final long handle;
    if ((normCapacity & subpageOverflowMask) != 0) { // >= pageSize
        handle =  allocateRun(normCapacity);
    } else {
        handle = allocateSubpage(normCapacity);
    }
    if (handle < 0) {
        return false;
    }
    ByteBuffer nioBuffer = cachedNioBuffers != null ? cachedNioBuffers.pollLast() : null;
    initBuf(buf, nioBuffer, handle, reqCapacity);
    return true;
}

这段逻辑可以分为2段

判断normCapacity的大小，以决定分配Page还是分配SubPage。
尝试从缓存的NioBuffers中分配。
初始化ByteBuf。
第一个步骤的分支点在于normCapacity与subpageOverflowMask的结果，normCapacity是一个规整化后的需要分配的大小。所谓规整化就是向上调整为2的幂次方。而subpageOverflowMask由Mask不难猜出它的作用相当于一个掩码，在构造函数中，它通过~(pageSize - 1)得到，拿出计算器后可知当pageSize为8192时它等于0xFFFFFFFFFFFFE000，确实符合掩码的格式。当normCapacity & subpageOverflowMask != 0时，normCapacity大于等于8192，需要分配Page级别的内存。
跟进allocateRun(normCapacity)：

private long allocateRun(int normCapacity) {
    int d = maxOrder - (log2(normCapacity) - pageShifts);
    int id = allocateNode(d);
    if (id < 0) {
        return id;
    }
    freeBytes -= runLength(id);
    return id;
}

由于预先对normCapacity进行了规整化，log2(normCapacity)可以得到的对数是一个2的幂次，在这里也相当于二叉树的深度。计算d是为了知晓在二叉树哪一层的节点进行分配内存。为了帮助理解，不妨假设当前需要分配一个16KB大小的内存。则d = 11 - (14 - 13) = 10，为第10层节点。以这个例子再进入allocateNode(d)中。

private int allocateNode(int d) {
    int id = 1;
    int initial = - (1 << d);
    byte val = value(id);
    if (val > d) {
        return -1;
    }
    while (val < d || (id & initial) == 0) {
        id <<= 1;
        val = value(id);
        if (val > d) {
            id ^= 1;
            val = value(id);
        }
    }
    setValue(id, unusable);
    updateParentsAlloc(id);
    return id;
}

当d=10时，initial不难算出为-1024。val = value(id)=memoryMap[id]，此时memory由于还未分配，map里的值还是对应的深度。到了while循环，2个条件里val < d还比较好理解，它表示当前节点的深度不超过d，也就意味着当前节点有足够的容量分配内存；(id & initial)倒是有点晦涩难懂。继续以例子做参照，由于initial=-1024，将它转化为2进制，也可以当做一个掩码，而id从1开始左移，若id左移过多，id & initial就不再为0了，而id左移的意味着深度增加，所以这个条件表达式也是为了确保当前节点的深度不超过d。乍一看这2个条件是重复的，的确，初次分配时，第二个条件没有发挥作用，它得等到第二次分配才体现出效果。
当d等于10，val=10时，会跳出循环，然后将id下标对应的元素值设置为unusable，unusable在PoolChunk的构造函数中定义，为maxOrder+1，意味着不可达的深度，这里为12。

除了更新分配好的节点外，还需要更新其父节点，具体逻辑在updateParentAlloc(id)，通过不断将id右移，同时更新父节点为2个子节点中较小的子节点的值，直到根节点。这里value(id ^ 1)就是求得id节点的兄弟节点的值。显然，这是因为其中一个子节点分配出去后，父节点只有剩下的一个子节点可分配了，自然需要更新它的值。

private void updateParentsAlloc(int id) {
    while (id > 1) {
        int parentId = id >>> 1;
        byte val1 = value(id);
        byte val2 = value(id ^ 1);
        byte val = val1 < val2 ? val1 : val2;
        setValue(parentId, val);
        id = parentId;
    }
}

回到allocateNode方法，之前说过(id & initial)需要在第二次分配才体现出效果。这是因为在第一次分配后，从根节点到分配节点的父节点深度都减少了1，当第二次分配16KB内存时，在512节点处时，val就已经等于10了，
id & initial = 512 & -1024 = 0，从而进入循环。在循环后，id继续左移，找到1024节点，此时由于1024节点已被分配，memory[1024] = 12 > 10 = d，进入if条件内，通过异或1，找到1024节点的兄弟节点1025进行分配。
allocateNode调用完毕后，回到allocateRun方法，在可用ChunkSize里减去该次分配的内存大小。

由于第二三点涉及到其他一些知识，留在以后分析。

来源：https://www.cnblogs.com/spiritsx/p/12246378.html

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