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內存分配器
golang內存分配最初是基於tcmalloc的，但是有很大的不同。tcmalloc文章：
參見：http://goog-perftools.sourceforge.net/doc/tcmalloc.html
翻譯：https://blog.csdn.net/DERRANTCM/article/details/105342996
主分配器在大量頁（runs of pages）中工作。將較小的分配大小（最大爲32 kB，包括32 kB）舍入爲大約70個大小類別之一，每個類別都有其自己的大小完全相同的空閒對象集。任何空閒的內存頁都可以拆分爲一個大小類別的對象集，然後使用空閒位圖（free bitmap）進行管理。
分配器的數據結構爲：
fixalloc：用於固定大小的堆外對象的空閒列表分配器，用於管理分配器使用的存儲。
mheap：malloc堆，以頁（8192字節）粒度進行管理。
mspan：由mheap管理的一系列使用中的頁面。
mcentral：收集給定大小類的所有跨度。
mcache：具有可用空間的mspans的每P個緩存。
mstats：分配統計信息。
分配一個小對象沿用了高速緩存的層次結構：
- 1、將大小四捨五入爲一個較小的類別，然後在此P的mcache中查看相應的mspan。掃描mspan的空閒位圖以找到空閒位置（slot）。如果有空閒位置，分配它。這都可以在不獲取鎖的情況下完成。
- 2、如果mspan沒有可用位置，則從mcentral的具有可用空間的所需size類的mspan列表中獲取一個新的mspan。獲得整個跨度（span）會攤銷鎖定mcentral的成本。
- 3、如果mcentral的mspan列表爲空，從mheap獲取一系列頁以用於mspan。
- 4、如果mheap爲空或沒有足夠大的頁，則從操作系統中分配一組新的頁（至少1MB）。分配大量頁面將分攤與操作系統進行對話的成本。
清除mspan並釋放對象沿用了類似的層次結構：
- 1、如果響應分配而清除了mspan，則將mspan返還到mcache以滿足分配。
- 2、否則，如果mspan仍有已分配的對象，則將其放在mspan的size類別的mcentral空閒列表上。
- 3、否則，如果mspan中的所有對象都是空閒的，則mspan的頁面將返回到mheap，並且mspan現在已失效。
分配和釋放大對象直接使用mheap，而繞過mcache和mcentral。如果mspan.needzero爲false，則mspan中的可用對象位置已被清零。否則，如果needzero爲true，則在分配對象時將其清零。通過這種方式延遲歸零有很多好處：
- 1、堆棧幀分配可以完全避免置零。
- 2、它具有更好的時間局部性，因爲該程序可能即將寫入內存。
- 3、我們不會將永遠不會被重用的頁面歸零。
虛擬內存佈局
堆由一組arena組成，這些arena在64位上爲64MB，在32位（heapArenaBytes）上爲4MB。每個arena的起始地址也與arena大小對齊。
每個arena都有一個關聯的heapArena對象，該對象存儲該arena的元數據：arena中所有字（word）的堆位圖和arena中所有頁的跨度（span）圖。它們本身是堆外分配的。
由於arena是對齊的，因此可以將地址空間視爲一系列arena幀（frame）。arena映射（mheap_.arenas）從arena幀號映射到*heapArena，對於不由Go堆支持的部分地址空間，映射爲nil。arena映射的結構爲兩層數組，由“L1”arena映射和許多“ L2”arena映射組成；但是，由於arena很大，因此在許多體系結構上，arena映射都由一個大型L2映射組成。
arena地圖覆蓋了整個可用的地址空間，從而允許Go堆使用地址空間的任何部分。分配器嘗試使arena保持連續，以便大跨度（以及大對象）可以跨越arena。
OS內存管理抽象層
在任何給定時間，運行時管理的地址空間區域可能處於四種狀態之一：
- 1）無（None）——未保留和未映射，這是任何區域的默認狀態。
- 2）保留（Reserved）——運行時擁有，但是訪問它會導致故障。不計入進程的內存佔用。
- 3）已準備（Prepared）——保留，意在不由物理內存支持（儘管OS可能會延遲實現）。可以有效過渡到就緒。在這樣的區域中訪問內存是不確定的（可能會出錯，可能會返回意外的零等）。
- 4）就緒（Ready）——可以安全地訪問。
這組狀態對於支持所有當前受支持的平臺而言絕對不是必需的。只需一個“無”，“保留”和“就緒”就可以解決問題。但是，“已準備”狀態爲我們提供了用於性能目的的靈活性。例如，在POSIX-y操作系統上，“保留”通常是設置了PROT_NONE的私有匿名mmap’d區域，要轉換到“就緒”狀態，需要設置PROT_READ | PROT_WRITE。但是，Prepared的規格不足使我們僅使用MADV_FREE從Ready過渡到Prepared。因此，在“準備好”狀態下，我們可以提早設置一次權限位，我們可以有效地告訴操作系統，當我們嚴格不需要它們時，可以自由地將頁面從我們手中奪走。
對於每個操作系統，都有一組通用的幫助程序，這些幫助程序在這些狀態之間轉換內存區域。幫助程序如下：
sysAlloc
sysAlloc將OS選擇的內存區域從“無”轉換爲“就緒”。更具體地說，它從操作系統中獲取大量的零位內存，通常大約爲一百千字節或兆字節。該內存始終可以立即使用。
sysFree
sysFree將內存區域從任何狀態轉換爲“無（Ready）”。因此，它無條件返回內存。如果在分配過程中檢測到內存不足錯誤，或用於劃分出地址空間的對齊部分，則使用此方法。僅當sysReserve始終返回與堆分配器的對齊限制對齊的內存區域時，如果sysFree是無操作的，這是可以的。
sysReserve
sysReserve將內存區域從“無（None）”轉換爲“保留（Reserved）”。它以這樣一種方式保留地址空間，即在訪問時（通過權限或未提交內存）會導致致命錯誤。因此，這種保留永遠不會受到物理內存的支持。如果傳遞給它的指針爲非nil，則調用者希望在那裏保留，但是sysReserve仍然可以選擇另一個位置（如果該位置不可用）。
注意：sysReserve返回OS對齊的內存，但是堆分配器可能使用更大的對齊方式，因此調用者必須小心地重新對齊sysReserve獲得的內存。
sysMap
sysMap將內存區域從“保留（Reserved）”狀態轉換爲“已準備（Prepared）”狀態。它確保可以將存儲區域有效地轉換爲“就緒（Ready）”。
sysUsed
sysUsed將內存區域從“已準備（Prepared）”過渡到“就緒（Ready）”。它通知操作系統需要內存區域，並確保可以安全地訪問該區域。在沒有明確的提交步驟和嚴格的過量提交限制的系統上，這通常是不操作的，例如，在Windows上至關重要。
sysUnused
sysUnused將內存區域從“就緒（Ready）”轉換爲“已準備（Prepared）”。它通知操作系統，不再需要支持該內存區域的物理頁，並且可以將其重新用於其他目的。 sysUnused內存區域的內容被認爲是沒用的，在調用sysUsed之前，不得再次訪問該區域。
sysFault
sysFault將內存區域從“就緒（Ready）”或“已準備（Prepared）”轉換爲“保留（Reserved）”。它標記了一個區域，以便在訪問時總是會發生故障。僅用於調試運行時。
狀態轉換圖
hint的選擇
64位機器
在64位計算機上，我們選擇以下hit因爲：
- 1、從地址空間的中間開始，可以輕鬆擴展到連續範圍，而無需運行其他映射。
- 2、這使Go堆地址在調試時更容易識別。
- 3、gccgo中的堆棧掃描仍然很保守，因此將地址與其他數據區分開很重要。
從0x00c0開始意味着有效的內存地址將從0x00c0、0x00c1 … n 小端開始，即c0 00，c1 00，…這些都不是有效的UTF-8序列，否則它們是儘可能遠離ff（可能是一個公共字節）。如果失敗，我們嘗試其他0xXXc0地址。較早的嘗試使用0x11f8導致線程分配期間OS X上的內存不足錯誤。 0x00c0導致與AddressSanitizer發生衝突，後者保留了最多0x0100的所有內存。這些選擇減少了保守的垃圾收集器不收集內存的可能性，因爲某些非指針內存塊具有與內存地址匹配的位模式。
但是，在arm64上，我們忽略了上面的所有建議，並在0x40 << 32處分配，因爲當使用具有3級轉換緩衝區的4k頁面時，
用戶地址空間在darwin/arm64上被限制爲39位，地址空間更小。
在AIX上，對於64位，mmaps從0x0A00000000000000開始。
32位機器
在32位計算機上，我們更加關注保持可用堆是連續的。
因此：
- 1、我們爲所有的heapArena保留空間，這樣它們就不會與heap交錯。 它們約爲258MB，因此還算不錯。（如果出現問題，我們可以在前面預留較小的空間。）
- 2、我們建議堆從二進制文件的末尾開始，因此我們有最大的機會保持其連續性。
- 3、我們嘗試放出一個相當大的初始堆保留。
一些常量
- var zerobase uintptr：所有0字節分配的基地址
源碼
// Memory allocator.
//
// This was originally based on tcmalloc, but has diverged quite a bit.
// http://goog-perftools.sourceforge.net/doc/tcmalloc.html
// The main allocator works in runs of pages.
// Small allocation sizes (up to and including 32 kB) are
// rounded to one of about 70 size classes, each of which
// has its own free set of objects of exactly that size.
// Any free page of memory can be split into a set of objects
// of one size class, which are then managed using a free bitmap.
//
// The allocator's data structures are:
//
// fixalloc: a free-list allocator for fixed-size off-heap objects,
// used to manage storage used by the allocator.
// mheap: the malloc heap, managed at page (8192-byte) granularity.
// mspan: a run of in-use pages managed by the mheap.
// mcentral: collects all spans of a given size class.
// mcache: a per-P cache of mspans with free space.
// mstats: allocation statistics.
//
// Allocating a small object proceeds up a hierarchy of caches:
//
// 1. Round the size up to one of the small size classes
// and look in the corresponding mspan in this P's mcache.
// Scan the mspan's free bitmap to find a free slot.
// If there is a free slot, allocate it.
// This can all be done without acquiring a lock.
//
// 2. If the mspan has no free slots, obtain a new mspan
// from the mcentral's list of mspans of the required size
// class that have free space.
// Obtaining a whole span amortizes the cost of locking
// the mcentral.
//
// 3. If the mcentral's mspan list is empty, obtain a run
// of pages from the mheap to use for the mspan.
//
// 4. If the mheap is empty or has no page runs large enough,
// allocate a new group of pages (at least 1MB) from the
// operating system. Allocating a large run of pages
// amortizes the cost of talking to the operating system.
//
// Sweeping an mspan and freeing objects on it proceeds up a similar
// hierarchy:
//
// 1. If the mspan is being swept in response to allocation, it
// is returned to the mcache to satisfy the allocation.
//
// 2. Otherwise, if the mspan still has allocated objects in it,
// it is placed on the mcentral free list for the mspan's size
// class.
//
// 3. Otherwise, if all objects in the mspan are free, the mspan's
// pages are returned to the mheap and the mspan is now dead.
//
// Allocating and freeing a large object uses the mheap
// directly, bypassing the mcache and mcentral.
//
// If mspan.needzero is false, then free object slots in the mspan are
// already zeroed. Otherwise if needzero is true, objects are zeroed as
// they are allocated. There are various benefits to delaying zeroing
// this way:
//
// 1. Stack frame allocation can avoid zeroing altogether.
//
// 2. It exhibits better temporal locality, since the program is
// probably about to write to the memory.
//
// 3. We don't zero pages that never get reused.
// Virtual memory layout
//
// The heap consists of a set of arenas, which are 64MB on 64-bit and
// 4MB on 32-bit (heapArenaBytes). Each arena's start address is also
// aligned to the arena size.
//
// Each arena has an associated heapArena object that stores the
// metadata for that arena: the heap bitmap for all words in the arena
// and the span map for all pages in the arena. heapArena objects are
// themselves allocated off-heap.
//
// Since arenas are aligned, the address space can be viewed as a
// series of arena frames. The arena map (mheap_.arenas) maps from
// arena frame number to *heapArena, or nil for parts of the address
// space not backed by the Go heap. The arena map is structured as a
// two-level array consisting of a "L1" arena map and many "L2" arena
// maps; however, since arenas are large, on many architectures, the
// arena map consists of a single, large L2 map.
//
// The arena map covers the entire possible address space, allowing
// the Go heap to use any part of the address space. The allocator
// attempts to keep arenas contiguous so that large spans (and hence
// large objects) can cross arenas.
/**
* 內存分配器
*
* 這最初是基於tcmalloc的，但是有很大的不同。
* 參見：http://goog-perftools.sourceforge.net/doc/tcmalloc.html
* 翻譯：https://blog.csdn.net/DERRANTCM/article/details/105342996
*
* 主分配器在大量頁（runs of pages）中工作。
* 將較小的分配大小（最大爲32 kB，包括32 kB）舍入爲大約70個大小類別之一，每個類別都有其自己的大小完全相同的空閒對象集。
* 任何空閒的內存頁都可以拆分爲一個大小類別的對象集，然後使用空閒位圖（free bitmap）進行管理。
*
* 分配器的數據結構爲：
*
* fixalloc：用於固定大小的堆外對象的空閒列表分配器，用於管理分配器使用的存儲。
* mheap：malloc堆，以頁（8192字節）粒度進行管理。
* mspan：由mheap管理的一系列使用中的頁面。
* mcentral：收集給定大小類的所有跨度。
* mcache：具有可用空間的mspans的每P個緩存。
* mstats：分配統計信息。
*
* 分配一個小對象沿用了高速緩存的層次結構：
*
* 1.將大小四捨五入爲一個較小的類別，然後在此P的mcache中查看相應的mspan。
* 掃描mspan的空閒位圖以找到空閒位置（slot）。如果有空閒位置，分配它。這都可以在不獲取鎖的情況下完成。
*
* 2.如果mspan沒有可用位置，則從mcentral的具有可用空間的所需size類的mspan列表中獲取一個新的mspan。
* 獲得整個跨度（span）會攤銷鎖定mcentral的成本。
*
* 3.如果mcentral的mspan列表爲空，從mheap獲取一系列頁以用於mspan。
*
* 4.如果mheap爲空或沒有足夠大的頁，則從操作系統中分配一組新的頁（至少1MB）。
* 分配大量頁面將分攤與操作系統進行對話的成本。
*
* 清除mspan並釋放對象沿用了類似的層次結構：
*
* 1.如果響應分配而清除了mspan，則將mspan返還到mcache以滿足分配。
*
* 2.否則，如果mspan仍有已分配的對象，則將其放在mspan的size類別的mcentral空閒列表上。
*
* 3.否則，如果mspan中的所有對象都是空閒的，則mspan的頁面將返回到mheap，並且mspan現在已失效。
*
* 分配和釋放大對象直接使用mheap，而繞過mcache和mcentral。
*
* 如果mspan.needzero爲false，則mspan中的可用對象位置已被清零。否則，如果needzero爲true，
* 則在分配對象時將其清零。通過這種方式延遲歸零有很多好處：
*
* 1.堆棧幀分配可以完全避免置零。
*
* 2.它具有更好的時間局部性，因爲該程序可能即將寫入內存。
*
* 3.我們不會將永遠不會被重用的頁面歸零。
*
* 虛擬內存佈局
*
* 堆由一組arena組成，這些arena在64位上爲64MB，在32位（heapArenaBytes）上爲4MB。
* 每個arena的起始地址也與arena大小對齊。
*
* 每個arena都有一個關聯的heapArena對象，該對象存儲該arena的元數據：arena中所有字（word）的堆位圖
* 和arena中所有頁的跨度（span）圖。它們本身是堆外分配的。
*
* 由於arena是對齊的，因此可以將地址空間視爲一系列arena幀（frame）。arena映射（mheap_.arenas）
* 從arena幀號映射到*heapArena，對於不由Go堆支持的部分地址空間，映射爲nil。arena映射的結構爲兩層數組，
* 由“L1”arena映射和許多“ L2”arena映射組成；但是，由於arena很大，因此在許多體系結構上，
* arena映射都由一個大型L2映射組成。
*
* arena地圖覆蓋了整個可用的地址空間，從而允許Go堆使用地址空間的任何部分。分配器嘗試使arena保持連續，
* 以便大跨度（以及大對象）可以跨越arena。
**/
package runtime
import (
"runtime/internal/atomic"
"runtime/internal/math"
"runtime/internal/sys"
"unsafe"
)
const (
debugMalloc = false
maxTinySize = _TinySize
tinySizeClass = _TinySizeClass
maxSmallSize = _MaxSmallSize
pageShift = _PageShift
pageSize = _PageSize
pageMask = _PageMask
// By construction, single page spans of the smallest object class
// have the most objects per span.
// 通過構造，對象類別最小的單個頁面跨度在每個跨度中具有最多的對象。
// 每個跨度的最大多對象數
maxObjsPerSpan = pageSize / 8
concurrentSweep = _ConcurrentSweep
_PageSize = 1 << _PageShift
_PageMask = _PageSize - 1
// _64bit = 1 on 64-bit systems, 0 on 32-bit systems
// _64bit = 1在64位系統上，0在32位系統上
_64bit = 1 << (^uintptr(0) >> 63) / 2
// Tiny allocator parameters, see "Tiny allocator" comment in malloc.go.
// Tiny分配器參數，請參閱malloc.go中的“Tiny分配器”註釋。在mallocgc方法中
_TinySize = 16
_TinySizeClass = int8(2)
// FixAlloc的塊大小
_FixAllocChunk = 16 << 10 // Chunk size for FixAlloc
// Per-P, per order stack segment cache size.
// 每個P，每個order堆棧段的緩存大小。
_StackCacheSize = 32 * 1024
// Number of orders that get caching. Order 0 is FixedStack
// and each successive order is twice as large.
// We want to cache 2KB, 4KB, 8KB, and 16KB stacks. Larger stacks
// will be allocated directly.
// Since FixedStack is different on different systems, we
// must vary NumStackOrders to keep the same maximum cached size.
// 獲得緩存的order數。Order 0是FixedStack，每個連續的order是其兩倍。
// 我們要緩存2KB，4KB，8KB和16KB堆棧。較大的堆棧將直接分配。
// 由於FixedStack在不同的系統上是不同的，因此我們必須改變NumStackOrders以保持相同的最大緩存大小。
// 下面是不同的操作系統對應的FixedStack和NumStackOrders的對應表
// OS | FixedStack | NumStackOrders
// -----------------+------------+---------------
// linux/darwin/bsd | 2KB | 4
// windows/32 | 4KB | 3
// windows/64 | 8KB | 2
// plan9 | 4KB | 3
_NumStackOrders = 4 - sys.PtrSize/4*sys.GoosWindows - 1*sys.GoosPlan9
// heapAddrBits is the number of bits in a heap address. On
// amd64, addresses are sign-extended beyond heapAddrBits. On
// other arches, they are zero-extended.
//
// On most 64-bit platforms, we limit this to 48 bits based on a
// combination of hardware and OS limitations.
//
// amd64 hardware limits addresses to 48 bits, sign-extended
// to 64 bits. Addresses where the top 16 bits are not either
// all 0 or all 1 are "non-canonical" and invalid. Because of
// these "negative" addresses, we offset addresses by 1<<47
// (arenaBaseOffset) on amd64 before computing indexes into
// the heap arenas index. In 2017, amd64 hardware added
// support for 57 bit addresses; however, currently only Linux
// supports this extension and the kernel will never choose an
// address above 1<<47 unless mmap is called with a hint
// address above 1<<47 (which we never do).
//
// arm64 hardware (as of ARMv8) limits user addresses to 48
// bits, in the range [0, 1<<48).
//
// ppc64, mips64, and s390x support arbitrary 64 bit addresses
// in hardware. On Linux, Go leans on stricter OS limits. Based
// on Linux's processor.h, the user address space is limited as
// follows on 64-bit architectures:
// heapAddrBits是堆地址中的位數。在amd64上，地址被符號擴展到heapAddrBits之外。在其他架構上，它們是零擴展的。
//
// 在大多數64位平臺上，基於硬件和操作系統限制的組合，我們將其限制爲48位。
//
// amd64硬件將地址限制爲48位，符號擴展爲64位。前16位不全爲0或全爲1的地址是“非規範的”且無效。
// 由於存在這些“負”地址，因此在計算進入堆競技場索引的索引之前，在amd64上將地址偏移1 << 47（arenaBaseOffset）。
// 2017年，amd64硬件增加了對57位地址的支持;但是，當前只有Linux支持此擴展，內核將永遠不會選擇大於1 << 47的地址，
// 除非調用mmap的提示地址大於1 << 47（我們從未這樣做）。
//
// arm64硬件（自ARMv8起）將用戶地址限制爲48位，範圍爲[0，1 << 48）。
//
// ppc64，mips64和s390x在硬件中支持任意64位地址。在Linux上，Go依靠更嚴格的OS限制。
// 基於Linux的processor.h，在64位體系結構上，用戶地址空間受到如下限制：
//
// Architecture Name Maximum Value (exclusive)
// ---------------------------------------------------------------------
// amd64 TASK_SIZE_MAX 0x007ffffffff000 (47 bit addresses)
// arm64 TASK_SIZE_64 0x01000000000000 (48 bit addresses)
// ppc64{,le} TASK_SIZE_USER64 0x00400000000000 (46 bit addresses)
// mips64{,le} TASK_SIZE64 0x00010000000000 (40 bit addresses)
// s390x TASK_SIZE 1<<64 (64 bit addresses)
//
// These limits may increase over time, but are currently at
// most 48 bits except on s390x. On all architectures, Linux
// starts placing mmap'd regions at addresses that are
// significantly below 48 bits, so even if it's possible to
// exceed Go's 48 bit limit, it's extremely unlikely in
// practice.
//
// On 32-bit platforms, we accept the full 32-bit address
// space because doing so is cheap.
// mips32 only has access to the low 2GB of virtual memory, so
// we further limit it to 31 bits.
//
// On darwin/arm64, although 64-bit pointers are presumably
// available, pointers are truncated to 33 bits. Furthermore,
// only the top 4 GiB of the address space are actually available
// to the application, but we allow the whole 33 bits anyway for
// simplicity.
// TODO(mknyszek): Consider limiting it to 32 bits and using
// arenaBaseOffset to offset into the top 4 GiB.
//
// WebAssembly currently has a limit of 4GB linear memory.
// 這些限制可能會隨時間增加，但目前最多爲48位，但s390x除外。在所有體系結構上，
// Linux都開始將mmap'd區域放置在明顯低於48位的地址上，因此，即使有可能超過Go的48位限制，在實踐中也極不可能。
//
// 在32位平臺上，我們接受完整的32位地址空間，因爲這樣做很便宜。 mips32僅可以訪問2GB的低虛擬內存，
// 因此我們進一步將其限制爲31位。
//
// 在darwin / arm64上，儘管大概可以使用64位指針，但指針會被截斷爲33位。此外，
// 只有地址空間的前4個GiB實際上可供應用程序使用，但是爲了簡單起見，我們還是允許全部33位。
// TODO（mknyszek）：考慮將其限制爲32位，並使用arenaBaseOffset偏移到前4個GiB中。
//
// WebAssembly當前限制爲4GB線性內存。
// heapAddrBits：堆空間地址位數，間接表示了他可以支持的最大的內存空間
heapAddrBits = (_64bit*(1-sys.GoarchWasm)*(1-sys.GoosDarwin*sys.GoarchArm64))*48 + (1-_64bit+sys.GoarchWasm)*(32-(sys.GoarchMips+sys.GoarchMipsle)) + 33*sys.GoosDarwin*sys.GoarchArm64
// maxAlloc is the maximum size of an allocation. On 64-bit,
// it's theoretically possible to allocate 1<<heapAddrBits bytes. On
// 32-bit, however, this is one less than 1<<32 because the
// number of bytes in the address space doesn't actually fit
// in a uintptr.
// maxAlloc是分配的最大大小。在64位上，理論上可以分配1 << heapAddrBits字節。
// 但是，在32位上，這比1<<32小1，因爲地址空間中的字節數實際上不適合uintptr。
maxAlloc = (1 << heapAddrBits) - (1-_64bit)*1
// The number of bits in a heap address, the size of heap
// arenas, and the L1 and L2 arena map sizes are related by
//
// (1 << addr bits) = arena size * L1 entries * L2 entries
//
// Currently, we balance these as follows:
// 堆地址中的位數，堆arena的大小以及L1和L2 arena映射的大小與
//
// 1 << addr位）=arena大小* L1條目* L2條目
//
// 目前，我們將這些平衡如下：
//
// Platform Addr bits Arena size L1 entries L2 entries
// -------------- --------- ---------- ---------- -----------
// */64-bit 48 64MB 1 4M (32MB)
// windows/64-bit 48 4MB 64 1M (8MB)
// */32-bit 32 4MB 1 1024 (4KB)
// */mips(le) 31 4MB 1 512 (2KB)
// heapArenaBytes is the size of a heap arena. The heap
// consists of mappings of size heapArenaBytes, aligned to
// heapArenaBytes. The initial heap mapping is one arena.
//
// This is currently 64MB on 64-bit non-Windows and 4MB on
// 32-bit and on Windows. We use smaller arenas on Windows
// because all committed memory is charged to the process,
// even if it's not touched. Hence, for processes with small
// heaps, the mapped arena space needs to be commensurate.
// This is particularly important with the race detector,
// since it significantly amplifies the cost of committed
// memory.
// heapArenaBytes是堆arenas的大小。堆由大小爲heapArenaBytes的映射組成，
// 並與heapArenaBytes對齊。最初的堆映射是一個arenas。
//
// 當前在64位非Windows上爲64MB，在32位和Windows上爲4MB。我們在Windows上使用較小的arenas，
// 因爲所有已提交的內存都由進程負責，即使未涉及也是如此。因此，對於具有小堆的進程，映射的arenas空間需要相對應。
// 這對於競爭檢測器尤其重要，因爲它會大大增加已提交內存的成本。
heapArenaBytes = 1 << logHeapArenaBytes
// logHeapArenaBytes is log_2 of heapArenaBytes. For clarity,
// prefer using heapArenaBytes where possible (we need the
// constant to compute some other constants).
// logHeapArenaBytes是heapArenaBytes的log_2。爲了清楚起見，
// 最好在可能的地方使用heapArenaBytes（我們需要使用常量來計算其他常量）。
logHeapArenaBytes = (6+20)*(_64bit*(1-sys.GoosWindows)*(1-sys.GoarchWasm)) + (2+20)*(_64bit*sys.GoosWindows) + (2+20)*(1-_64bit) + (2+20)*sys.GoarchWasm
// heapArenaBitmapBytes is the size of each heap arena's bitmap.
// heapArenaBitmapBytes是每個堆arena的位圖大小。
heapArenaBitmapBytes = heapArenaBytes / (sys.PtrSize * 8 / 2)
// 每個arena所的頁數
pagesPerArena = heapArenaBytes / pageSize
// arenaL1Bits is the number of bits of the arena number
// covered by the first level arena map.
//
// This number should be small, since the first level arena
// map requires PtrSize*(1<<arenaL1Bits) of space in the
// binary's BSS. It can be zero, in which case the first level
// index is effectively unused. There is a performance benefit
// to this, since the generated code can be more efficient,
// but comes at the cost of having a large L2 mapping.
//
// We use the L1 map on 64-bit Windows because the arena size
// is small, but the address space is still 48 bits, and
// there's a high cost to having a large L2.
// arenaL1Bits是第一級arena映射覆蓋的arena編號的位數。
//
// 這個數字應該很小，因爲第一級arena映射在二進制文件的BSS中需要PtrSize*(1<<arenaL1Bits)空間。
// 它可以爲零，在這種情況下，第一級索引實際上未被使用。這會帶來性能上的好處，
// 因爲生成的代碼可以更高效，但是以擁有較大的L2映射爲代價。
//
// 我們在64位Windows上使用L1映射，因爲arena大小很小，但是地址空間仍然是48位，並且擁有大型L2的成本很高。
arenaL1Bits = 6 * (_64bit * sys.GoosWindows)
// arenaL2Bits is the number of bits of the arena number
// covered by the second level arena index.
//
// The size of each arena map allocation is proportional to
// 1<<arenaL2Bits, so it's important that this not be too
// large. 48 bits leads to 32MB arena index allocations, which
// is about the practical threshold.
// arenaL2Bits是第二級arena索引覆蓋的arena編號的位數。
//
// 每個arena映射分配的大小與1<<arenaL2Bits成正比，因此，不要太大也很重要。
// 48位導致32MB arena索引分配，這大約是實際的閾值。
arenaL2Bits = heapAddrBits - logHeapArenaBytes - arenaL1Bits
// arenaL1Shift is the number of bits to shift an arena frame
// number by to compute an index into the first level arena map.
// arenaL1Shift是將arena幀號移位以計算進入第一級arena映射的索引的位數。
arenaL1Shift = arenaL2Bits
// arenaBits is the total bits in a combined arena map index.
// This is split between the index into the L1 arena map and
// the L2 arena map.
// arenaBits是組合的arena映射索引中的總位。這在進入L1 arena映射和L2 arena映射的索引之間進行劃分。
arenaBits = arenaL1Bits + arenaL2Bits
// arenaBaseOffset is the pointer value that corresponds to
// index 0 in the heap arena map.
//
// On amd64, the address space is 48 bits, sign extended to 64
// bits. This offset lets us handle "negative" addresses (or
// high addresses if viewed as unsigned).
//
// On aix/ppc64, this offset allows to keep the heapAddrBits to
// 48. Otherwize, it would be 60 in order to handle mmap addresses
// (in range 0x0a00000000000000 - 0x0afffffffffffff). But in this
// case, the memory reserved in (s *pageAlloc).init for chunks
// is causing important slowdowns.
//
// On other platforms, the user address space is contiguous
// and starts at 0, so no offset is necessary.
// arenaBaseOffset是與堆arena映射中的索引0對應的指針值。
//
// 在amd64上，地址空間爲48位，符號擴展爲64位。此偏移量使我們可以處理“負”地址（如果視爲無符號，則爲高地址）。
//
// 在aix/ppc64上，此偏移量允許將heapAddrBits保持爲48。否則，爲了處理mmap地址
//（範圍爲0x0a00000000000000-0x0afffffffffffffff），它將爲60。但是在這種情況下，
// (s*pageAlloc).init中爲塊保留的內存會導致嚴重的速度下降。
//
// 在其他平臺上，用戶地址空間是連續的，並且從0開始，因此不需要偏移量。
arenaBaseOffset = sys.GoarchAmd64*(1<<47) + (^0x0a00000000000000+1)&uintptrMask*sys.GoosAix
// Max number of threads to run garbage collection.
// 2, 3, and 4 are all plausible maximums depending
// on the hardware details of the machine. The garbage
// collector scales well to 32 cpus.
// 運行垃圾回收的最大線程數。 2、3和4都是合理的最大值，具體取決於機器的硬件細節。 垃圾收集器可以很好地擴展到32 cpus。
_MaxGcproc = 32
// minLegalPointer is the smallest possible legal pointer.
// This is the smallest possible architectural page size,
// since we assume that the first page is never mapped.
//
// This should agree with minZeroPage in the compiler.
//
// minLegalPointer是最小的合法指針。 這是可能的最小體系架構頁大小，因爲我們假設第一頁從未映射過。
//這應該與編譯器中的minZeroPage一致。
minLegalPointer uintptr = 4096
)
// physPageSize is the size in bytes of the OS's physical pages.
// Mapping and unmapping operations must be done at multiples of
// physPageSize.
//
// This must be set by the OS init code (typically in osinit) before
// mallocinit.
//
// physPageSize是操作系統物理頁面的大小（以字節爲單位）。
// 映射和取消映射操作必須以physPageSize的倍數完成。
//
// 必須在mallocinit之前通過OS初始化代碼（通常在osinit中）進行設置。
var physPageSize uintptr
// physHugePageSize is the size in bytes of the OS's default physical huge
// page size whose allocation is opaque to the application. It is assumed
// and verified to be a power of two.
//
// If set, this must be set by the OS init code (typically in osinit) before
// mallocinit. However, setting it at all is optional, and leaving the default
// value is always safe (though potentially less efficient).
//
// Since physHugePageSize is always assumed to be a power of two,
// physHugePageShift is defined as physHugePageSize == 1 << physHugePageShift.
// The purpose of physHugePageShift is to avoid doing divisions in
// performance critical functions.
//
// physHugePageSize是操作系統默認物理大頁面大小的大小（以字節爲單位），
// 該大小對於應用程序是不透明的。 假定並驗證爲2的冪。
//
// 如果已設置，則必須在mallocinit之前通過OS初始化代碼（通常在osinit中）進行設置。
// 但是，完全設置它是可選的，並且保留默認值始終是安全的（儘管可能會降低效率）。
//
// 由於physHugePageSize始終假定爲2的冪，因此physHugePageShift定義爲physHugePageSize == 1 << physHugePageShift。
// physHugePageShift的目的是避免對性能至關重要的功能進行劃分。
var (
physHugePageSize uintptr
physHugePageShift uint
)
// OS memory management abstraction layer
//
// Regions of the address space managed by the runtime may be in one of four
// states at any given time:
// 1) None - Unreserved and unmapped, the default state of any region.
// 2) Reserved - Owned by the runtime, but accessing it would cause a fault.
// Does not count against the process' memory footprint.
// 3) Prepared - Reserved, intended not to be backed by physical memory (though
// an OS may implement this lazily). Can transition efficiently to
// Ready. Accessing memory in such a region is undefined (may
// fault, may give back unexpected zeroes, etc.).
// 4) Ready - may be accessed safely.
//
// This set of states is more than is strictly necessary to support all the
// currently supported platforms. One could get by with just None, Reserved, and
// Ready. However, the Prepared state gives us flexibility for performance
// purposes. For example, on POSIX-y operating systems, Reserved is usually a
// private anonymous mmap'd region with PROT_NONE set, and to transition
// to Ready would require setting PROT_READ|PROT_WRITE. However the
// underspecification of Prepared lets us use just MADV_FREE to transition from
// Ready to Prepared. Thus with the Prepared state we can set the permission
// bits just once early on, we can efficiently tell the OS that it's free to
// take pages away from us when we don't strictly need them.
//
// For each OS there is a common set of helpers defined that transition
// memory regions between these states. The helpers are as follows:
//
// sysAlloc transitions an OS-chosen region of memory from None to Ready.
// More specifically, it obtains a large chunk of zeroed memory from the
// operating system, typically on the order of a hundred kilobytes
// or a megabyte. This memory is always immediately available for use.
//
// sysFree transitions a memory region from any state to None. Therefore, it
// returns memory unconditionally. It is used if an out-of-memory error has been
// detected midway through an allocation or to carve out an aligned section of
// the address space. It is okay if sysFree is a no-op only if sysReserve always
// returns a memory region aligned to the heap allocator's alignment
// restrictions.
//
// sysReserve transitions a memory region from None to Reserved. It reserves
// address space in such a way that it would cause a fatal fault upon access
// (either via permissions or not committing the memory). Such a reservation is
// thus never backed by physical memory.
// If the pointer passed to it is non-nil, the caller wants the
// reservation there, but sysReserve can still choose another
// location if that one is unavailable.
// NOTE: sysReserve returns OS-aligned memory, but the heap allocator
// may use larger alignment, so the caller must be careful to realign the
// memory obtained by sysReserve.
//
// sysMap transitions a memory region from Reserved to Prepared. It ensures the
// memory region can be efficiently transitioned to Ready.
//
// sysUsed transitions a memory region from Prepared to Ready. It notifies the
// operating system that the memory region is needed and ensures that the region
// may be safely accessed. This is typically a no-op on systems that don't have
// an explicit commit step and hard over-commit limits, but is critical on
// Windows, for example.
//
// sysUnused transitions a memory region from Ready to Prepared. It notifies the
// operating system that the physical pages backing this memory region are no
// longer needed and can be reused for other purposes. The contents of a
// sysUnused memory region are considered forfeit and the region must not be
// accessed again until sysUsed is called.
//
// sysFault transitions a memory region from Ready or Prepared to Reserved. It
// marks a region such that it will always fault if accessed. Used only for
// debugging the runtime.
/**
* OS內存管理抽象層
*
* 在任何給定時間，運行時管理的地址空間區域可能處於四種狀態之一：
* - 1）無（None）——未保留和未映射，這是任何區域的默認狀態。
* - 2）保留（Reserved）——運行時擁有，但是訪問它會導致故障。不計入進程的內存佔用。
* - 3）已準備（Prepared）——保留，意在不由物理內存支持（儘管OS可能會延遲實現）。
* 可以有效過渡到就緒。在這樣的區域中訪問內存是不確定的（可能會出錯，可能會返回意外的零等）。
* - 4）就緒（Ready）——可以安全地訪問。
*
* 這組狀態對於支持所有當前受支持的平臺而言絕對不是必需的。只需一個“無”，“保留”和“就緒”就可以解決問題。
* 但是，“已準備”狀態爲我們提供了用於性能目的的靈活性。例如，在POSIX-y操作系統上，“保留”通常是設置了PROT_NONE的私有匿名mmap'd區域，
* 要轉換到“就緒”狀態，需要設置PROT_READ | PROT_WRITE。但是，Prepared的規格不足使我們僅使用MADV_FREE從Ready過渡到Prepared。
* 因此，在“準備好”狀態下，我們可以提早設置一次權限位，我們可以有效地告訴操作系統，當我們嚴格不需要它們時，可以自由地將頁面從我們手中奪走。
*
* 對於每個操作系統，都有一組通用的幫助程序，這些幫助程序在這些狀態之間轉換內存區域。幫助程序如下：
*
* sysAlloc
* sysAlloc將OS選擇的內存區域從“無”轉換爲“就緒”。更具體地說，它從操作系統中獲取大量的零位內存，通常大約爲一百千字節或兆字節。
* 該內存始終可以立即使用。
*
* sysFree
* sysFree將內存區域從任何狀態轉換爲“無（Ready）”。因此，它無條件返回內存。如果在分配過程中檢測到內存不足錯誤，
* 或用於劃分出地址空間的對齊部分，則使用此方法。僅當sysReserve始終返回與堆分配器的對齊限制對齊的內存區域時，
* 如果sysFree是無操作的，這是可以的。
*
* sysReserve
* sysReserve將內存區域從“無（None）”轉換爲“保留（Reserved）”。它以這樣一種方式保留地址空間，
* 即在訪問時（通過權限或未提交內存）會導致致命錯誤。因此，這種保留永遠不會受到物理內存的支持。如果傳遞給它的指針爲非nil，
* 則調用者希望在那裏保留，但是sysReserve仍然可以選擇另一個位置（如果該位置不可用）。
*
* 注意：sysReserve返回OS對齊的內存，但是堆分配器可能使用更大的對齊方式，因此調用者必須小心地重新對齊sysReserve獲得的內存。
*
* sysMap
* sysMap將內存區域從“保留（Reserved）”狀態轉換爲“已準備（Prepared）”狀態。它確保可以將存儲區域有效地轉換爲“就緒（Ready）”。
*
* sysUsed
* sysUsed將內存區域從“已準備（Prepared）”過渡到“就緒（Ready）”。它通知操作系統需要內存區域，並確保可以安全地訪問該區域。
* 在沒有明確的提交步驟和嚴格的過量提交限制的系統上，這通常是不操作的，例如，在Windows上至關重要。
*
* sysUnused
* sysUnused將內存區域從“就緒（Ready）”轉換爲“已準備（Prepared）”。它通知操作系統，不再需要支持該內存區域的物理頁，
* 並且可以將其重新用於其他目的。 sysUnused內存區域的內容被認爲是沒用的，在調用sysUsed之前，不得再次訪問該區域。
*
* sysFault
* sysFault將內存區域從“就緒（Ready）”或“已準備（Prepared）”轉換爲“保留（Reserved）”。它標記了一個區域，
* 以便在訪問時總是會發生故障。僅用於調試運行時。
**/
func mallocinit() {
// 檢查_TinySizeClass與_TinySize對應關係
if class_to_size[_TinySizeClass] != _TinySize {
throw("bad TinySizeClass")
}
// 確保映射到相同defer大小類別的defer arg大小也映射到相同的malloc大小類別。
testdefersizes()
// 判斷heapArenaBitmapBytes是否是2的指數次方
if heapArenaBitmapBytes&(heapArenaBitmapBytes-1) != 0 {
// heapBits expects modular arithmetic on bitmap
// addresses to work.
// heapBits希望對位圖地址進行模塊化算術運算。
throw("heapArenaBitmapBytes not a power of 2")
}
// Copy class sizes out for statistics table.
// 將類別大小拷貝到統計表
for i := range class_to_size {
memstats.by_size[i].size = uint32(class_to_size[i])
}
// Check physPageSize.
// 檢查physPageSize。
if physPageSize == 0 {
// The OS init code failed to fetch the physical page size.
// 操作系統初始化代碼無法獲取物理頁面大小。
throw("failed to get system page size")
}
// 物理頁大小比最大物理頁還大
if physPageSize > maxPhysPageSize {
print("system page size (", physPageSize, ") is larger than maximum page size (", maxPhysPageSize, ")\n")
throw("bad system page size")
}
// 物理頁大小比最小物理頁還小
if physPageSize < minPhysPageSize {
print("system page size (", physPageSize, ") is smaller than minimum page size (", minPhysPageSize, ")\n")
throw("bad system page size")
}
// 物理頁必須是2的冪次方
if physPageSize&(physPageSize-1) != 0 {
print("system page size (", physPageSize, ") must be a power of 2\n")
throw("bad system page size")
}
// 操作系統默認頁大小，物理頁必須是2的冪次方
if physHugePageSize&(physHugePageSize-1) != 0 {
print("system huge page size (", physHugePageSize, ") must be a power of 2\n")
throw("bad system huge page size")
}
// 操作系統默認頁大小大於操作系統最大的頁大小
if physHugePageSize > maxPhysHugePageSize {
// physHugePageSize is greater than the maximum supported huge page size.
// Don't throw here, like in the other cases, since a system configured
// in this way isn't wrong, we just don't have the code to support them.
// Instead, silently set the huge page size to zero.
// physHugePageSize大於所支持的最大大頁面大小。不要像其他情況那樣在這裏throw錯誤，
// 因爲以這種方式配置的系統沒有錯，所以我們只是沒有支持它們的代碼。而是將巨大的頁面大小靜默設置爲零。
physHugePageSize = 0
}
if physHugePageSize != 0 {
// Since physHugePageSize is a power of 2, it suffices to increase
// physHugePageShift until 1<<physHugePageShift == physHugePageSize.
// 由於physHugePageSize爲2的冪，因此足以將physHugePageShift增大到1<<physHugePageShift == physHugePageSize。
for 1<<physHugePageShift != physHugePageSize {
physHugePageShift++
}
}
// Initialize the heap.
// 初始化堆
mheap_.init()
_g_ := getg()
_g_.m.mcache = allocmcache()
// Create initial arena growth hints.
// 創建初始arena增長提示。8表示字節數
if sys.PtrSize == 8 {
// On a 64-bit machine, we pick the following hints
// because:
//
// 1. Starting from the middle of the address space
// makes it easier to grow out a contiguous range
// without running in to some other mapping.
//
// 2. This makes Go heap addresses more easily
// recognizable when debugging.
//
// 3. Stack scanning in gccgo is still conservative,
// so it's important that addresses be distinguishable
// from other data.
//
// Starting at 0x00c0 means that the valid memory addresses
// will begin 0x00c0, 0x00c1, ...
// In little-endian, that's c0 00, c1 00, ... None of those are valid
// UTF-8 sequences, and they are otherwise as far away from
// ff (likely a common byte) as possible. If that fails, we try other 0xXXc0
// addresses. An earlier attempt to use 0x11f8 caused out of memory errors
// on OS X during thread allocations. 0x00c0 causes conflicts with
// AddressSanitizer which reserves all memory up to 0x0100.
// These choices reduce the odds of a conservative garbage collector
// not collecting memory because some non-pointer block of memory
// had a bit pattern that matched a memory address.
//
// However, on arm64, we ignore all this advice above and slam the
// allocation at 0x40 << 32 because when using 4k pages with 3-level
// translation buffers, the user address space is limited to 39 bits
// On darwin/arm64, the address space is even smaller.
//
// On AIX, mmaps starts at 0x0A00000000000000 for 64-bit.
// processes.
//
// 在64位計算機上，我們選擇以下hit因爲：
//
// 1.從地址空間的中間開始，可以輕鬆擴展到連續範圍，而無需運行其他映射。
//
// 2.這使Go堆地址在調試時更容易識別。
//
// 3. gccgo中的堆棧掃描仍然很保守，因此將地址與其他數據區分開很重要。
//
// 從0x00c0開始意味着有效的內存地址將從0x00c0、0x00c1 ... n 小端開始，即c0 00，c1 00，...
// 這些都不是有效的UTF-8序列，否則它們是儘可能遠離ff（可能是一個公共字節）。
// 如果失敗，我們嘗試其他0xXXc0地址。較早的嘗試使用0x11f8導致線程分配期間OS X上的內存不足錯誤。
// 0x00c0導致與AddressSanitizer發生衝突，後者保留了最多0x0100的所有內存。
// 這些選擇減少了保守的垃圾收集器不收集內存的可能性，因爲某些非指針內存塊具有與內存地址匹配的位模式。
//
// 但是，在arm64上，我們忽略了上面的所有建議，並在0x40 << 32處分配，因爲當使用具有3級轉換緩衝區的4k頁面時，
// 用戶地址空間在darwin/arm64上被限制爲39位，地址空間更小。
//
// 在AIX上，對於64位，mmaps從0x0A00000000000000開始。
// 預先進行內存分配，最多分配64次
for i := 0x7f; i >= 0; i-- { // i=0b01111111
var p uintptr
switch {
case GOARCH == "arm64" && GOOS == "darwin":
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0x0013<<28)
case GOARCH == "arm64":
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0x0040<<32)
case GOOS == "aix":
if i == 0 {
// We don't use addresses directly after 0x0A00000000000000
// to avoid collisions with others mmaps done by non-go programs.
// 我們不會在0x0A00000000000000之後直接使用地址，以免與非執行程序造成的其他mmap衝突。
continue
}
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0xa0<<52)
case raceenabled: // 此值已爲false
// The TSAN runtime requires the heap
// to be in the range [0x00c000000000,
// 0x00e000000000).
p = uintptr(i)<<32 | uintptrMask&(0x00c0<<32)
if p >= uintptrMask&0x00e000000000 {
continue
}
default:
p = uintptr(i)<<40 | uintptrMask&(0x00c0<<32)
}
// p是所求的每個hint起始地址
// 採用頭插法對hint塊進行拉鍊，小端地址在前
// 最終所有的地址都分配在了mheap_.arenaHints上
hint := (*arenaHint)(mheap_.arenaHintAlloc.alloc())
hint.addr = p
hint.next, mheap_.arenaHints = mheap_.arenaHints, hint
}
} else {
// On a 32-bit machine, we're much more concerned
// about keeping the usable heap contiguous.
// Hence:
//
// 1. We reserve space for all heapArenas up front so
// they don't get interleaved with the heap. They're
// ~258MB, so this isn't too bad. (We could reserve a
// smaller amount of space up front if this is a
// problem.)
//
// 2. We hint the heap to start right above the end of
// the binary so we have the best chance of keeping it
// contiguous.
//
// 3. We try to stake out a reasonably large initial
// heap reservation.
//
// 在32位計算機上，我們更加關注保持可用堆是連續的。
// 因此：
//
// 1.我們爲所有的heapArena保留空間，這樣它們就不會與heap交錯。 它們約爲258MB，因此還算不錯。
// （如果出現問題，我們可以在前面預留較小的空間。）
//
// 2.我們建議堆從二進制文件的末尾開始，因此我們有最大的機會保持其連續性。
//
// 3.我們嘗試放出一個相當大的初始堆保留。
// 計算arena元數據大小
const arenaMetaSize = (1 << arenaBits) * unsafe.Sizeof(heapArena{})
// 保留內存
meta := uintptr(sysReserve(nil, arenaMetaSize))
if meta != 0 { // 保留成功，就進行初始化
mheap_.heapArenaAlloc.init(meta, arenaMetaSize)
}
// We want to start the arena low, but if we're linked
// against C code, it's possible global constructors
// have called malloc and adjusted the process' brk.
// Query the brk so we can avoid trying to map the
// region over it (which will cause the kernel to put
// the region somewhere else, likely at a high
// address).
// 我們想從低arena地址開始，但是如果我們與C代碼鏈接，則可能全局構造函數調用了malloc並調整了進程的brk。
// 查詢brk，以便我們避免嘗試在其上映射區域（這將導致內核將區域放置在其他地方，可能位於高地址）。
// brk和sbrk相關文檔
// https://blog.csdn.net/yusiguyuan/article/details/39496057
// https://blog.csdn.net/Apollon_krj/article/details/54565768
procBrk := sbrk0()
// If we ask for the end of the data segment but the
// operating system requires a little more space
// before we can start allocating, it will give out a
// slightly higher pointer. Except QEMU, which is
// buggy, as usual: it won't adjust the pointer
// upward. So adjust it upward a little bit ourselves:
// 1/4 MB to get away from the running binary image.
// 如果我們要求結束數據段，但是操作系統在開始分配之前需要更多空間，它將給出稍高的指針。
// 像往常一樣，除了QEMU之外，它還有很多問題：它不會向上調整指針。 因此，我們自己向上調整一點：
// 1/4 MB以遠離正在運行的二進制映像。
p := firstmoduledata.end
if p < procBrk {
p = procBrk
}
if mheap_.heapArenaAlloc.next <= p && p < mheap_.heapArenaAlloc.end {
p = mheap_.heapArenaAlloc.end
}
// alignUp(n, a) alignUp將n舍入爲a的倍數。 a必須是2的冪。
p = alignUp(p+(256<<10), heapArenaBytes)
// Because we're worried about fragmentation on
// 32-bit, we try to make a large initial reservation.
// 因爲我們擔心32位上的碎片，所以我們嘗試進行較大的初始保留。
arenaSizes := []uintptr{
512 << 20,
256 << 20,
128 << 20,
}
// 從在到小嚐試分配，首次分配好就結束
for _, arenaSize := range arenaSizes {
// sysReserveAligned類似於sysReserve，但是返回的指針字節對齊的。
// 它可以保留n個或n+align個字節，因此它返回保留的大小。
a, size := sysReserveAligned(unsafe.Pointer(p), arenaSize, heapArenaBytes)
if a != nil {
mheap_.arena.init(uintptr(a), size)
p = uintptr(a) + size // For hint below
break
}
}
hint := (*arenaHint)(mheap_.arenaHintAlloc.alloc())
hint.addr = p
hint.next, mheap_.arenaHints = mheap_.arenaHints, hint
}
}
// sysAlloc allocates heap arena space for at least n bytes. The
// returned pointer is always heapArenaBytes-aligned and backed by
// h.arenas metadata. The returned size is always a multiple of
// heapArenaBytes. sysAlloc returns nil on failure.
// There is no corresponding free function.
//
// sysAlloc returns a memory region in the Prepared state. This region must
// be transitioned to Ready before use.
//
// h must be locked.
/**
* sysAlloc至少爲n個字節分配堆arena空間。返回的指針始終是heapArenaBytes對齊的，
* 並由h.arenas元數據支持。返回的大小始終是heapArenaBytes的倍數。 sysAlloc失敗時返回nil。
* 沒有相應的free函數。
*
* sysAlloc返回處於Prepared狀態的內存區域。使用前，該區域必須轉換爲“就緒”。
*
* h必須被鎖定。
* @param n 待分配的字節數
* @return v 地址指針
* @return size 分配的字節數
**/
func (h *mheap) sysAlloc(n uintptr) (v unsafe.Pointer, size uintptr) {
// 進行字節對齊
n = alignUp(n, heapArenaBytes)
// First, try the arena pre-reservation.
// 首先，嘗試arena預定。
v = h.arena.alloc(n, heapArenaBytes, &memstats.heap_sys)
if v != nil {
size = n
goto mapped
}
// Try to grow the heap at a hint address.
// 嘗試在hint地址處增加堆。
for h.arenaHints != nil {
hint := h.arenaHints
p := hint.addr
if hint.down {
p -= n
}
if p+n < p {
// We can't use this, so don't ask.
// 我們不能使用它，所以不迴應。
v = nil
} else if arenaIndex(p+n-1) >= 1<<arenaBits {
// Outside addressable heap. Can't use.
// 外部可尋址堆。無法使用。
v = nil
} else {
v = sysReserve(unsafe.Pointer(p), n)
}
if p == uintptr(v) {
// Success. Update the hint.
// 成功。更新hint。
if !hint.down {
p += n
}
hint.addr = p
size = n
break
}
// Failed. Discard this hint and try the next.
//
// TODO: This would be cleaner if sysReserve could be
// told to only return the requested address. In
// particular, this is already how Windows behaves, so
// it would simplify things there.
// 失敗了放棄此hint，然後嘗試下一個。
//
// TODO：如果可以告訴sysReserve僅返回所請求的地址，則這樣做會更清潔。
// 特別是，這已經是Windows的處理方式，因此它將簡化那裏的事情。
if v != nil {
sysFree(v, n, nil)
}
h.arenaHints = hint.next
h.arenaHintAlloc.free(unsafe.Pointer(hint))
}
if size == 0 {
if raceenabled { // 此值已爲false
// The race detector assumes the heap lives in
// [0x00c000000000, 0x00e000000000), but we
// just ran out of hints in this region. Give
// a nice failure.
throw("too many address space collisions for -race mode")
}
// All of the hints failed, so we'll take any
// (sufficiently aligned) address the kernel will give
// us.
// 所有hint均失敗，因此我們將採用內核將提供給我們的任何地址（已充分對齊）。
v, size = sysReserveAligned(nil, n, heapArenaBytes)
if v == nil {
return nil, 0
}
// Create new hints for extending this region.
// 創建用於擴展此區域的新hint。
hint := (*arenaHint)(h.arenaHintAlloc.alloc())
hint.addr, hint.down = uintptr(v), true
hint.next, mheap_.arenaHints = mheap_.arenaHints, hint
hint = (*arenaHint)(h.arenaHintAlloc.alloc())
hint.addr = uintptr(v) + size
hint.next, mheap_.arenaHints = mheap_.arenaHints, hint
}
// Check for bad pointers or pointers we can't use.
// 檢查錯誤的指針或我們不能使用的指針。
{
var bad string
p := uintptr(v)
if p+size < p {
bad = "region exceeds uintptr range"
} else if arenaIndex(p) >= 1<<arenaBits {
bad = "base outside usable address space"
} else if arenaIndex(p+size-1) >= 1<<arenaBits {
bad = "end outside usable address space"
}
if bad != "" {
// This should be impossible on most architectures,
// but it would be really confusing to debug.
// 在大多數體系結構上，這應該是不可能的，但是調試起來確實很混亂。
print("runtime: memory allocated by OS [", hex(p), ", ", hex(p+size), ") not in usable address space: ", bad, "\n")
throw("memory reservation exceeds address space limit")
}
}
if uintptr(v)&(heapArenaBytes-1) != 0 {
throw("misrounded allocation in sysAlloc")
}
// Transition from Reserved to Prepared.
// 轉換狀態將從預留到已準備。
sysMap(v, size, &memstats.heap_sys)
mapped:
// Create arena metadata.
// 創建arena元數據。
for ri := arenaIndex(uintptr(v)); ri <= arenaIndex(uintptr(v)+size-1); ri++ {
l2 := h.arenas[ri.l1()]
if l2 == nil {
// Allocate an L2 arena map.
// 分配L2arena映射。
l2 = (*[1 << arenaL2Bits]*heapArena)(persistentalloc(unsafe.Sizeof(*l2), sys.PtrSize, nil))
if l2 == nil {
throw("out of memory allocating heap arena map")
}
atomic.StorepNoWB(unsafe.Pointer(&h.arenas[ri.l1()]), unsafe.Pointer(l2))
}
if l2[ri.l2()] != nil {
throw("arena already initialized")
}
var r *heapArena
r = (*heapArena)(h.heapArenaAlloc.alloc(unsafe.Sizeof(*r), sys.PtrSize, &memstats.gc_sys))
if r == nil {
r = (*heapArena)(persistentalloc(unsafe.Sizeof(*r), sys.PtrSize, &memstats.gc_sys))
if r == nil {
throw("out of memory allocating heap arena metadata")
}
}
// Add the arena to the arenas list.
// 將arena添加到arena列表中。
if len(h.allArenas) == cap(h.allArenas) {
size := 2 * uintptr(cap(h.allArenas)) * sys.PtrSize
if size == 0 {
size = physPageSize
}
newArray := (*notInHeap)(persistentalloc(size, sys.PtrSize, &memstats.gc_sys))
if newArray == nil {
throw("out of memory allocating allArenas")
}
oldSlice := h.allArenas
*(*notInHeapSlice)(unsafe.Pointer(&h.allArenas)) = notInHeapSlice{newArray, len(h.allArenas), int(size / sys.PtrSize)}
copy(h.allArenas, oldSlice)
// Do not free the old backing array because
// there may be concurrent readers. Since we
// double the array each time, this can lead
// to at most 2x waste.
// 不要釋放舊的後備陣列，因爲可能有併發讀取器。
// 由於我們每次將陣列加倍，因此最多可能導致2倍的浪費。
}
h.allArenas = h.allArenas[:len(h.allArenas)+1]
h.allArenas[len(h.allArenas)-1] = ri
// Store atomically just in case an object from the
// new heap arena becomes visible before the heap lock
// is released (which shouldn't happen, but there's
// little downside to this).
// 以原子方式存儲，以防新的堆空間中的對象在釋放堆鎖之前可見（這不應該發生，但這沒有什麼壞處）。
atomic.StorepNoWB(unsafe.Pointer(&l2[ri.l2()]), unsafe.Pointer(r))
}
// Tell the race detector about the new heap memory.
// 告訴競態檢測器新的堆內存。
if raceenabled {
racemapshadow(v, size)
}
return
}
// sysReserveAligned is like sysReserve, but the returned pointer is
// aligned to align bytes. It may reserve either n or n+align bytes,
// so it returns the size that was reserved.
/**
* sysReserveAligned類似於sysReserve，但是返回的指針以字節對齊。
* 它可以保留n個或n+align個字節，因此它返回保留的大小。
* @param v 地址指針
* @param size 待分配的字節數
* @param align 對齊的字節數
* @return unsafe.Pointer 新的地址指針
* @return uintptr 分配的字節數
**/
func sysReserveAligned(v unsafe.Pointer, size, align uintptr) (unsafe.Pointer, uintptr) {
// Since the alignment is rather large in uses of this
// function, we're not likely to get it by chance, so we ask
// for a larger region and remove the parts we don't need.
// 由於在使用此功能時對齊方式相當大，因此我們不太可能偶然得到它，
// 因此我們要求更大的區域並刪除不需要的部分。
retries := 0
retry:
// 先進行未對齊內存保留
p := uintptr(sysReserve(v, size+align))
switch {
case p == 0: // 未分配成功
return nil, 0
case p&(align-1) == 0:
// We got lucky and got an aligned region, so we can
// use the whole thing.
// 我們很幸運或取到一個對齊區域，所以我們可以使用整個分配的內存。
return unsafe.Pointer(p), size + align
case GOOS == "windows":
// On Windows we can't release pieces of a
// reservation, so we release the whole thing and
// re-reserve the aligned sub-region. This may race,
// so we may have to try again.
// 在Windows上，我們無法釋放部分保留內存，因此我們釋放整個內容並重新保留對齊的子區域。
// 這可能會生產競爭，所以我們可能必須重試。
sysFree(unsafe.Pointer(p), size+align, nil)
p = alignUp(p, align)
p2 := sysReserve(unsafe.Pointer(p), size)
if p != uintptr(p2) {
// Must have raced. Try again.
// 必定競爭了，需要重試
sysFree(p2, size, nil)
if retries++; retries == 100 {
throw("failed to allocate aligned heap memory; too many retries")
}
goto retry
}
// Success.
return p2, size
default:
// Trim off the unaligned parts.
// 修剪掉未對齊的部分。
pAligned := alignUp(p, align)
// 釋放[p, pAligned-1]的內存
sysFree(unsafe.Pointer(p), pAligned-p, nil)
end := pAligned + size
endLen := (p + size + align) - end
if endLen > 0 {
// 釋放[end, endLen-1]的內存
sysFree(unsafe.Pointer(end), endLen, nil)
}
// 返回分配地址和分配大小
return unsafe.Pointer(pAligned), size
}
}
// base address for all 0-byte allocations
// 所有0字節分配的基地址
var zerobase uintptr
// nextFreeFast returns the next free object if one is quickly available.
// Otherwise it returns 0.
/**
* 如果一個可用的對象很快可用，則nextFreeFast返回下一個可用的對象。 否則返回0。
* @param s 跨度對象
* @return gclinkptr是指向gclink的指針，但對垃圾收集器不透明。
**/
func nextFreeFast(s *mspan) gclinkptr {
theBit := sys.Ctz64(s.allocCache) // Is there a free object in the allocCache?
if theBit < 64 {
result := s.freeindex + uintptr(theBit)
if result < s.nelems {
freeidx := result + 1
if freeidx%64 == 0 && freeidx != s.nelems {
return 0
}
s.allocCache >>= uint(theBit + 1)
s.freeindex = freeidx
s.allocCount++
return gclinkptr(result*s.elemsize + s.base())
}
}
return 0
}
// nextFree returns the next free object from the cached span if one is available.
// Otherwise it refills the cache with a span with an available object and
// returns that object along with a flag indicating that this was a heavy
// weight allocation. If it is a heavy weight allocation the caller must
// determine whether a new GC cycle needs to be started or if the GC is active
// whether this goroutine needs to assist the GC.
//
// Must run in a non-preemptible context since otherwise the owner of
// c could change.
/**
* nextFree從緩存範圍中返回下一個空閒對象（如果有）。 否則，它將使用可用對象的跨度重新填充高速緩存，
* 並返回該對象以及指示這是繁重分配的標誌。 如果分配很重，則調用方必須確定是否需要啓動新的GC週期，
* 或者GC是否處於活動狀態，因此該例行程序是否需要協助GC。
*
* 必須在不可搶佔的上下文中運行，因爲否則c的所有者可能會更改。
* @param spc spanClass表示跨度的大小類別和noscan-ness
* @return v gclinkptr指針
* @return s 跨度指針
* @return shouldhelpgc 是否需要gc幫助
**/
func (c *mcache) nextFree(spc spanClass) (v gclinkptr, s *mspan, shouldhelpgc bool) {
s = c.alloc[spc]
shouldhelpgc = false
freeIndex := s.nextFreeIndex()
if freeIndex == s.nelems {
// The span is full.
// 跨度已滿
if uintptr(s.allocCount) != s.nelems {
println("runtime: s.allocCount=", s.allocCount, "s.nelems=", s.nelems)
throw("s.allocCount != s.nelems && freeIndex == s.nelems")
}
// 重新填充跨度
c.refill(spc)
// 標記需要gc幫助
shouldhelpgc = true
s = c.alloc[spc]
freeIndex = s.nextFreeIndex()
}
if freeIndex >= s.nelems {
throw("freeIndex is not valid")
}
v = gclinkptr(freeIndex*s.elemsize + s.base())
s.allocCount++
if uintptr(s.allocCount) > s.nelems {
println("s.allocCount=", s.allocCount, "s.nelems=", s.nelems)
throw("s.allocCount > s.nelems")
}
return
}
// Allocate an object of size bytes.
// Small objects are allocated from the per-P cache's free lists.
// Large objects (> 32 kB) are allocated straight from the heap.
/**
* 分配一個大小爲size字節的對象。
* 從每個P緩存的空閒列表中分配小對象。
* 從堆直接分配大對象（> 32 kB）。
* @param size 分配的內存
* @param needzero
* @return 分配的地址指針
**/
func mallocgc(size uintptr, typ *_type, needzero bool) unsafe.Pointer {
if gcphase == _GCmarktermination {
// _GCmarktermination: GC標記終止：分配黑色，P幫助GC，寫屏障啓用
throw("mallocgc called with gcphase == _GCmarktermination")
}
// 空地址
if size == 0 {
return unsafe.Pointer(&zerobase)
}
if debug.sbrk != 0 {
align := uintptr(16)
if typ != nil {
// TODO(austin): This should be just
// align = uintptr(typ.align)
// but that's only 4 on 32-bit platforms,
// even if there's a uint64 field in typ (see #599).
// This causes 64-bit atomic accesses to panic.
// Hence, we use stricter alignment that matches
// the normal allocator better.
// TODO(austin)）：這應該只是align = uintptr（typ.align），
// 但即使在typ中有uint64字段，它在32位平臺上也只有4（請參閱#599）。
// 這會導致對64位原子訪問出現panic。 因此，我們使用更嚴格的對齊方式來更好地匹配常規分配器。
if size&7 == 0 {
align = 8
} else if size&3 == 0 {
align = 4
} else if size&1 == 0 {
align = 2
} else {
align = 1
}
}
return persistentalloc(size, align, &memstats.other_sys)
}
// assistG is the G to charge for this allocation, or nil if
// GC is not currently active.
// assistantG是負責此次分配的G，如果GC當前未處於活動狀態，則爲nil。
var assistG *g
// 如果允許增變輔助和後臺標記工作程序將對象變黑，則gcBlackenEnabled爲1。
// 僅當gcphase == _GCmark時纔可以設置。
if gcBlackenEnabled != 0 {
// Charge the current user G for this allocation.
// 獲取負責此次分配的g
assistG = getg()
if assistG.m.curg != nil {
assistG = assistG.m.curg
}
// Charge the allocation against the G. We'll account
// for internal fragmentation at the end of mallocgc.
// 我們將在mallocgc末尾統計內部碎片。
assistG.gcAssistBytes -= int64(size)
if assistG.gcAssistBytes < 0 {
// This G is in debt. Assist the GC to correct
// this before allocating. This must happen
// before disabling preemption.
// 這個G負債中。 協助GC進行更正，然後再分配。 這必須在禁用搶佔之前發生。
gcAssistAlloc(assistG)
}
}
// Set mp.mallocing to keep from being preempted by GC.
// Set mp.mallocing to keep from being preempted by GC.
mp := acquirem()
if mp.mallocing != 0 { // 當前m已經在分配內容了
throw("malloc deadlock")
}
// 處理信號的g和當前的g是同一個
if mp.gsignal == getg() {
throw("malloc during signal")
}
mp.mallocing = 1 // 設當前m正在分配內存
shouldhelpgc := false
dataSize := size
c := gomcache()
var x unsafe.Pointer
noscan := typ == nil || typ.ptrdata == 0
if size <= maxSmallSize { // 小分配
if noscan && size < maxTinySize { // 微小分配
// Tiny allocator.
//
// Tiny allocator combines several tiny allocation requests
// into a single memory block. The resulting memory block
// is freed when all subobjects are unreachable. The subobjects
// must be noscan (don't have pointers), this ensures that
// the amount of potentially wasted memory is bounded.
//
// Size of the memory block used for combining (maxTinySize) is tunable.
// Current setting is 16 bytes, which relates to 2x worst case memory
// wastage (when all but one subobjects are unreachable).
// 8 bytes would result in no wastage at all, but provides less
// opportunities for combining.
// 32 bytes provides more opportunities for combining,
// but can lead to 4x worst case wastage.
// The best case winning is 8x regardless of block size.
//
// Objects obtained from tiny allocator must not be freed explicitly.
// So when an object will be freed explicitly, we ensure that
// its size >= maxTinySize.
//
// SetFinalizer has a special case for objects potentially coming
// from tiny allocator, it such case it allows to set finalizers
// for an inner byte of a memory block.
//
// The main targets of tiny allocator are small strings and
// standalone escaping variables. On a json benchmark
// the allocator reduces number of allocations by ~12% and
// reduces heap size by ~20%.
//
// 微小分配器
//
// 微小分配器 將幾個微小的分配請求組合到一個內存塊中。當所有子對象均不可訪問時，將釋放結果存儲塊。
// 子對象必須是noscan（沒有指針），以確保限制可能浪費的內存量。
//
// 用於合併的存儲塊的大小（maxTinySize）是可調的。當前設置爲16個字節，這涉及最壞情況下2倍的內存浪費
// （當除了一個子對象之外的所有其他對象均無法訪問時）。8字節完全不會浪費，但是合併的機會更少。 3
// 2字節提供了更多的合併機會，但可能導致最壞情況下4倍浪費。無論塊大小如何，最佳案例獲勝都是8倍。
//
// 不能顯式釋放從微小分配器獲得的對象。因此，當明確釋放對象時，我們確保其大小>=maxTinySize。
//
// SetFinalizer對於可能來自微小分配器的對象具有特殊情況，在這種情況下，它可以爲內存塊的內部字節設置終結器（finalizers）。
//
// 微小分配器的主要目標是小字符串和獨立的轉義變量。在json基準上，分配器將分配數量減少了約12％，並將堆大小減少了約20％。
off := c.tinyoffset
// Align tiny pointer for required (conservative) alignment.
// 對齊微型指針以進行必需的（保守的）對齊。
if size&7 == 0 {
off = alignUp(off, 8)
} else if size&3 == 0 {
off = alignUp(off, 4)
} else if size&1 == 0 {
off = alignUp(off, 2)
}
if off+size <= maxTinySize && c.tiny != 0 {
// The object fits into existing tiny block.
// 該對象適合現有的微小塊。
x = unsafe.Pointer(c.tiny + off)
c.tinyoffset = off + size
c.local_tinyallocs++
mp.mallocing = 0
releasem(mp)
return x
}
// Allocate a new maxTinySize block.
// 分配一個新的maxTinySize塊。
span := c.alloc[tinySpanClass]
v := nextFreeFast(span)
if v == 0 { // 快速分配沒有成功，進行通常規分配
v, _, shouldhelpgc = c.nextFree(tinySpanClass)
}
x = unsafe.Pointer(v)
(*[2]uint64)(x)[0] = 0
(*[2]uint64)(x)[1] = 0
// See if we need to replace the existing tiny block with the new one
// based on amount of remaining free space.
// 根據剩餘的可用空間量，看看是否需要用新的小塊替換現有的小塊。
if size < c.tinyoffset || c.tiny == 0 {
c.tiny = uintptr(x)
c.tinyoffset = size
}
size = maxTinySize
} else { // 小分配置
var sizeclass uint8
// 確定大小類別
if size <= smallSizeMax-8 {
sizeclass = size_to_class8[(size+smallSizeDiv-1)/smallSizeDiv]
} else {
sizeclass = size_to_class128[(size-smallSizeMax+largeSizeDiv-1)/largeSizeDiv]
}
size = uintptr(class_to_size[sizeclass])
spc := makeSpanClass(sizeclass, noscan)
span := c.alloc[spc]
v := nextFreeFast(span)
if v == 0 {
v, span, shouldhelpgc = c.nextFree(spc)
}
x = unsafe.Pointer(v)
if needzero && span.needzero != 0 {
memclrNoHeapPointers(unsafe.Pointer(v), size)
}
}
} else { // 大分配
var s *mspan
shouldhelpgc = true // 需要gc幫助
// systemstack在系統堆棧上運行fn。
systemstack(func() {
s = largeAlloc(size, needzero, noscan)
})
s.freeindex = 1
s.allocCount = 1
x = unsafe.Pointer(s.base())
size = s.elemsize
}
var scanSize uintptr
if !noscan {
// If allocating a defer+arg block, now that we've picked a malloc size
// large enough to hold everything, cut the "asked for" size down to
// just the defer header, so that the GC bitmap will record the arg block
// as containing nothing at all (as if it were unused space at the end of
// a malloc block caused by size rounding).
// The defer arg areas are scanned as part of scanstack.
// 如果分配一個defer+arg塊，現在我們已經選擇了一個足夠大的malloc大小來容納所有內容，
// 請將“asked for”大小減小爲defer頭部，以便GC位圖將arg塊記錄爲不包含任何內容
// （好像是由於大小舍入導致的malloc塊末尾的未使用空間）。
// 延遲arg區域將作爲scanstack的一部分進行掃描。
if typ == deferType {
dataSize = unsafe.Sizeof(_defer{})
}
// 記錄數據類型
heapBitsSetType(uintptr(x), size, dataSize, typ)
if dataSize > typ.size {
// Array allocation. If there are any
// pointers, GC has to scan to the last
// element.
// 數組分配。 如果有任何指針，GC必須掃描到最後一個元素。
if typ.ptrdata != 0 {
scanSize = dataSize - typ.size + typ.ptrdata
}
} else {
scanSize = typ.ptrdata
}
c.local_scan += scanSize
}
// Ensure that the stores above that initialize x to
// type-safe memory and set the heap bits occur before
// the caller can make x observable to the garbage
// collector. Otherwise, on weakly ordered machines,
// the garbage collector could follow a pointer to x,
// but see uninitialized memory or stale heap bits.
// 確保在調用者使x對垃圾收集器可觀察之前，將上面的x初始化爲類型安全的內存並設置堆存儲的位信息。
// 否則，在順序較弱的計算機上，垃圾收集器可能會跟隨指向x的指針，但會看到未初始化的內存或陳舊的堆位。
publicationBarrier()
// Allocate black during GC.
// All slots hold nil so no scanning is needed.
// This may be racing with GC so do it atomically if there can be
// a race marking the bit.
// 在GC期間分配黑色。 所有槽位均爲nill，因此無需掃描。這可能與GC發生爭用，
// 因此如果可以進行爭奪來標記該位，則可以自動進行。
if gcphase != _GCoff { // go未運行
// gcmarknewobject將新分配的對象標記爲黑色。obj不得包含任何非nil指針。
gcmarknewobject(uintptr(x), size, scanSize)
}
if raceenabled {
racemalloc(x, size)
}
if msanenabled {
msanmalloc(x, size)
}
mp.mallocing = 0 // 標記分配已經完成
releasem(mp) // 釋放m
if debug.allocfreetrace != 0 {
tracealloc(x, size, typ)
}
// 設置內存採樣
if rate := MemProfileRate; rate > 0 {
if rate != 1 && size < c.next_sample {
c.next_sample -= size
} else {
mp := acquirem()
profilealloc(mp, x, size)
releasem(mp)
}
}
if assistG != nil {
// Account for internal fragmentation in the assist
// debt now that we know it.
// 在assist debt中解決內部碎片化問題
assistG.gcAssistBytes -= int64(size - dataSize)
}
if shouldhelpgc {
// gcTrigger是用於啓動GC循環的動作（predicate）。 具體來說，它是_GCoff階段的退出條件。
if t := (gcTrigger{kind: gcTriggerHeap}); t.test() {
gcStart(t)
}
}
return x
}
/**
* 大內存分配
* @param
* @return
**/
func largeAlloc(size uintptr, needzero bool, noscan bool) *mspan {
// print("largeAlloc size=", size, "\n")
// 判斷是否內存溢出
if size+_PageSize < size {
throw("out of memory")
}
// 計算需要分配的頁數
npages := size >> _PageShift
if size&_PageMask != 0 {
npages++
}
// Deduct credit for this span allocation and sweep if
// necessary. mHeap_Alloc will also sweep npages, so this only
// pays the debt down to npage pages.
// 扣除此跨度分配的信用，並在必要時進行掃描。 mHeap_Alloc還將清掃npages，因此這隻會將債務減少到npage頁。
deductSweepCredit(npages*_PageSize, npages)
// mheap_.alloc從GC的堆中分配新的npage頁。
s := mheap_.alloc(npages, makeSpanClass(0, noscan), needzero)
if s == nil {
throw("out of memory")
}
s.limit = s.base() + size
// heapBitsForAddr返回地址addr的heapBits。
heapBitsForAddr(s.base()).initSpan(s)
return s
}
// implementation of new builtin
// compiler (both frontend and SSA backend) knows the signature
// of this function
/**
* 內建函數new的實現，編譯器（前端和SSA後端）都知道此函數的簽名
* @param 類型
* @return 對象指針
**/
func newobject(typ *_type) unsafe.Pointer {
return mallocgc(typ.size, typ, true)
}
/**
* reflect包中的unsafe_New實現
* @param
* @return
**/
//go:linkname reflect_unsafe_New reflect.unsafe_New
func reflect_unsafe_New(typ *_type) unsafe.Pointer {
return mallocgc(typ.size, typ, true)
}
/**
* internal/reflectlite包中的unsafe_New實現
* @param
* @return
**/
//go:linkname reflectlite_unsafe_New internal/reflectlite.unsafe_New
func reflectlite_unsafe_New(typ *_type) unsafe.Pointer {
return mallocgc(typ.size, typ, true)
}
/**
* newarray分配一個類型爲typ的n個元素組成的數組。
* @param
* @return
**/
// newarray allocates an array of n elements of type typ.
func newarray(typ *_type, n int) unsafe.Pointer {
if n == 1 {
return mallocgc(typ.size, typ, true)
}
// 計算數組創建需要分配的內存
mem, overflow := math.MulUintptr(typ.size, uintptr(n))
if overflow || mem > maxAlloc || n < 0 {
panic(plainError("runtime: allocation size out of range"))
}
return mallocgc(mem, typ, true)
}
/**
* reflect包中的unsafe_NewArray實現
* @param
* @return
**/
//go:linkname reflect_unsafe_NewArray reflect.unsafe_NewArray
func reflect_unsafe_NewArray(typ *_type, n int) unsafe.Pointer {
return newarray(typ, n)
}
func profilealloc(mp *m, x unsafe.Pointer, size uintptr) {
mp.mcache.next_sample = nextSample()
mProf_Malloc(x, size)
}
// nextSample returns the next sampling point for heap profiling. The goal is
// to sample allocations on average every MemProfileRate bytes, but with a
// completely random distribution over the allocation timeline; this
// corresponds to a Poisson process with parameter MemProfileRate. In Poisson
// processes, the distance between two samples follows the exponential
// distribution (exp(MemProfileRate)), so the best return value is a random
// number taken from an exponential distribution whose mean is MemProfileRate.
/**
* nextSample返回用於堆分析的下一個採樣點。 目標是在每個MemProfileRate字節抽樣平均分配，
* 但在分配時間軸上具有完全隨機的分配； 這對應於帶有參數MemProfileRate的泊松過程。
* 在泊松過程中，兩個樣本之間的距離遵循指數分佈（exp(MemProfileRate)），
* 因此最佳返回值是取自均值爲MemProfileRate的指數分佈的隨機數。
* @param
* @return
**/
func nextSample() uintptr {
if GOOS == "plan9" {
// Plan 9 doesn't support floating point in note handler.
if g := getg(); g == g.m.gsignal {
return nextSampleNoFP()
}
}
return uintptr(fastexprand(MemProfileRate))
}
// fastexprand returns a random number from an exponential distribution with
// the specified mean.
/**
* fastexprand從具有指定平均值的指數分佈中返回一個隨機數。
* @param
* @return
**/
func fastexprand(mean int) int32 {
// Avoid overflow. Maximum possible step is
// -ln(1/(1<<randomBitCount)) * mean, approximately 20 * mean.
// 避免溢出。 最大可能步長爲-ln(1/(1<<randomBitCount))*平均值，大約20*平均值。
switch {
case mean > 0x7000000:
mean = 0x7000000
case mean == 0:
return 0
}
// Take a random sample of the exponential distribution exp(-mean*x).
// The probability distribution function is mean*exp(-mean*x), so the CDF is
// p = 1 - exp(-mean*x), so
// q = 1 - p == exp(-mean*x)
// log_e(q) = -mean*x
// -log_e(q)/mean = x
// x = -log_e(q) * mean
// x = log_2(q) * (-log_e(2)) * mean ; Using log_2 for efficiency
const randomBitCount = 26
q := fastrand()%(1<<randomBitCount) + 1
qlog := fastlog2(float64(q)) - randomBitCount
if qlog > 0 {
qlog = 0
}
const minusLog2 = -0.6931471805599453 // -ln(2)
return int32(qlog*(minusLog2*float64(mean))) + 1
}
// nextSampleNoFP is similar to nextSample, but uses older,
// simpler code to avoid floating point.
/**
* nextSampleNoFP與nextSample相似，但使用更舊，更簡單的代碼來避免浮點數。
* @param
* @return
**/
func nextSampleNoFP() uintptr {
// Set first allocation sample size.
rate := MemProfileRate
if rate > 0x3fffffff { // make 2*rate not overflow
rate = 0x3fffffff
}
if rate != 0 {
return uintptr(fastrand() % uint32(2*rate))
}
return 0
}
/**
* 持久化分配結構
**/
type persistentAlloc struct {
base *notInHeap
off uintptr
}
/**
* 全局分配結構
**/
var globalAlloc struct {
mutex
persistentAlloc
}
// persistentChunkSize is the number of bytes we allocate when we grow
// a persistentAlloc.
// persistentChunkSize是我們增長persistentAlloc時分配的字節數。256KB
const persistentChunkSize = 256 << 10
// persistentChunks is a list of all the persistent chunks we have
// allocated. The list is maintained through the first word in the
// persistent chunk. This is updated atomically.
// psistenceChunks是我們分配的所有持久性塊的列表。
// 該列表通過持久性塊中的第一個字（word）進行維護。 這是原子更新的。
var persistentChunks *notInHeap
// Wrapper around sysAlloc that can allocate small chunks.
// There is no associated free operation.
// Intended for things like function/type/debug-related persistent data.
// If align is 0, uses default align (currently 8).
// The returned memory will be zeroed.
//
// Consider marking persistentalloc'd types go:notinheap.
/**
* 圍繞sysAlloc的包裝程序，可以分配小內存塊。 沒有相關的自由操作。
* 用於函數/類型/調試相關的持久數據。 如果align爲0，則使用默認的align（當前爲8）。
* 返回的內存將被清零。考慮標記爲持久分配的類型go:notinheap。
* @param
* @return
**/
func persistentalloc(size, align uintptr, sysStat *uint64) unsafe.Pointer {
var p *notInHeap
systemstack(func() {
p = persistentalloc1(size, align, sysStat)
})
return unsafe.Pointer(p)
}
/**
* 必須在系統堆棧上運行，因爲堆棧增長可以（重新）調用它。 請參閱問題9174。
* @param
* @return
**/
// Must run on system stack because stack growth can (re)invoke it.
// See issue 9174.
//go:systemstack
func persistentalloc1(size, align uintptr, sysStat *uint64) *notInHeap {
const (
// Windows上的VM預留粒度爲64K
maxBlock = 64 << 10 // VM reservation granularity is 64K on windows
)
if size == 0 {
throw("persistentalloc: size == 0")
}
if align != 0 {
if align&(align-1) != 0 {
throw("persistentalloc: align is not a power of 2")
}
if align > _PageSize {
throw("persistentalloc: align is too large")
}
} else {
align = 8
}
if size >= maxBlock {
return (*notInHeap)(sysAlloc(size, sysStat))
}
mp := acquirem()
var persistent *persistentAlloc
if mp != nil && mp.p != 0 {
persistent = &mp.p.ptr().palloc
} else {
lock(&globalAlloc.mutex)
persistent = &globalAlloc.persistentAlloc
}
persistent.off = alignUp(persistent.off, align)
if persistent.off+size > persistentChunkSize || persistent.base == nil {
persistent.base = (*notInHeap)(sysAlloc(persistentChunkSize, &memstats.other_sys))
if persistent.base == nil {
if persistent == &globalAlloc.persistentAlloc {
unlock(&globalAlloc.mutex)
}
throw("runtime: cannot allocate memory")
}
// Add the new chunk to the persistentChunks list.
for {
chunks := uintptr(unsafe.Pointer(persistentChunks))
*(*uintptr)(unsafe.Pointer(persistent.base)) = chunks
if atomic.Casuintptr((*uintptr)(unsafe.Pointer(&persistentChunks)), chunks, uintptr(unsafe.Pointer(persistent.base))) {
break
}
}
persistent.off = alignUp(sys.PtrSize, align)
}
p := persistent.base.add(persistent.off)
persistent.off += size
releasem(mp)
if persistent == &globalAlloc.persistentAlloc {
unlock(&globalAlloc.mutex)
}
if sysStat != &memstats.other_sys {
mSysStatInc(sysStat, size)
mSysStatDec(&memstats.other_sys, size)
}
return p
}
/**
* inPersistentAlloc報告p是否指向由persistentalloc分配的內存。
* 由於它是由cgo檢查器代碼調用的，而後者由寫屏障代碼調用，因此必須不能拆分。
* @param
* @return
**/
// inPersistentAlloc reports whether p points to memory allocated by
// persistentalloc. This must be nosplit because it is called by the
// cgo checker code, which is called by the write barrier code.
//go:nosplit
func inPersistentAlloc(p uintptr) bool {
chunk := atomic.Loaduintptr((*uintptr)(unsafe.Pointer(&persistentChunks)))
for chunk != 0 {
if p >= chunk && p < chunk+persistentChunkSize {
return true
}
chunk = *(*uintptr)(unsafe.Pointer(chunk))
}
return false
}
// linearAlloc is a simple linear allocator that pre-reserves a region
// of memory and then maps that region into the Ready state as needed. The
// caller is responsible for locking.
/**
* linearAlloc是一個簡單的線性分配器，它可以預先保留一個內存區域，
* 然後根據需要將該區域映射到“就緒”狀態。 調用方負責鎖定。
**/
type linearAlloc struct {
next uintptr // next free byte // next free byte
mapped uintptr // one byte past end of mapped space // 映射空間的末尾一個字節
end uintptr // end of reserved space // 保留空間的結尾
}
/**
* 初始化線性分配器
* @param
* @return
**/
func (l *linearAlloc) init(base, size uintptr) {
l.next, l.mapped = base, base
l.end = base + size
}
/**
* 分配內存
* @param
* @return
**/
func (l *linearAlloc) alloc(size, align uintptr, sysStat *uint64) unsafe.Pointer {
p := alignUp(l.next, align)
if p+size > l.end {
return nil
}
l.next = p + size
if pEnd := alignUp(l.next-1, physPageSize); pEnd > l.mapped {
// Transition from Reserved to Prepared to Ready.
sysMap(unsafe.Pointer(l.mapped), pEnd-l.mapped, sysStat)
sysUsed(unsafe.Pointer(l.mapped), pEnd-l.mapped)
l.mapped = pEnd
}
return unsafe.Pointer(p)
}
/**
* notInHeap是由sysAlloc或persistentAlloc之類的較低級分配器分配的堆外內存。
*
* 通常，最好使用標記爲go:notinheap的實類型，但這在不可能的情況下（例如在分配器中）用作通用類型。
*
* TODO：使用它作爲sysAlloc，persistentAlloc等的返回類型嗎？
**/
// notInHeap is off-heap memory allocated by a lower-level allocator
// like sysAlloc or persistentAlloc.
//
// In general, it's better to use real types marked as go:notinheap,
// but this serves as a generic type for situations where that isn't
// possible (like in the allocators).
//
// TODO: Use this as the return type of sysAlloc, persistentAlloc, etc?
//
//go:notinheap
type notInHeap struct{}
func (p *notInHeap) add(bytes uintptr) *notInHeap {
return (*notInHeap)(unsafe.Pointer(uintptr(unsafe.Pointer(p)) + bytes))
}