胡平平，王晶杰

（北京信息科技大學(xué) 自動(dòng)化學(xué)院，北京100192）

0 引 言

傳統(tǒng)的動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)管理 （DMM）有首先適配法、再次適配法、最佳適配法和最壞適配法4種方法［1］，許多文獻(xiàn)也提出了各種改進(jìn)算法以提高DMM 的性能，如利用二叉樹來管理內(nèi)存分區(qū)以提高DMM 的效率［2］；利用虛擬內(nèi)存管理實(shí)現(xiàn)DMM，以便有效降低時(shí)間耗費(fèi)［3］；改進(jìn)DMM 算法降低分配失敗率［4］、或改善內(nèi)存泄漏［5］、或改進(jìn)動(dòng)態(tài)內(nèi)存分配的脆弱性并提高內(nèi)存分配安全性［6］等。有些研究者則注重不同應(yīng)用對(duì)DMM 需求的差異，希望找到其需求特性以提供最佳策略［7－9］。文獻(xiàn) ［10］通過模擬應(yīng)用的內(nèi)存分配需求，從所提供的多種分配方法中選擇最適合的，以便在存儲(chǔ)區(qū)使用量和處理功耗方面取得好的效果。這些改進(jìn)措施可分為兩類：一類是在系統(tǒng)級(jí)對(duì)DMM 進(jìn)行改進(jìn)，使其對(duì)各種動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)的需求都具有較優(yōu)的性能；另一類則針對(duì)具體應(yīng)用的特性，分別提供不同的最佳方法。

筆者發(fā)現(xiàn)，在需要連續(xù)存儲(chǔ)大量大小和數(shù)量均不確定的數(shù)據(jù)時(shí)，若直接使用系統(tǒng)的DMM 實(shí)現(xiàn)，其空間利用率和執(zhí)行效率都比較差。為此，本文提出了動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)再分配（DMRA）方案，該方案有效地減少了對(duì)系統(tǒng)DMM 的執(zhí)行次數(shù)，不僅明顯提高了存儲(chǔ)空間的利用率，還極大地提高了存儲(chǔ)空間的分配速度。

本文以VC＋＋6.0控制臺(tái)應(yīng)用程序?yàn)槔?，先分析指出了常?guī)動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)分配存在的問題，然后介紹了DMRA 方案和實(shí)現(xiàn)算法，在對(duì)其性能進(jìn)行了簡單的理論分析之后，用多個(gè)實(shí)例數(shù)據(jù)進(jìn)行了測試，最后給出了改進(jìn)方案和注意事項(xiàng)。實(shí)例數(shù)據(jù)的測試結(jié)果表明該方案能節(jié)省36%至75%的存儲(chǔ)空間，而分配速度則提高了20～50倍。

1 常規(guī)動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)分配存在的問題

C語言實(shí)現(xiàn)DMM 的基本函數(shù)是malloc（），VC＋＋系統(tǒng)又為其提供了DEBUG （以下簡稱D 版）和RELEASE（以下簡稱R 版）兩種不同版本的代碼。malloc（）每分配一塊存儲(chǔ)空間，都要使用一些額外的空間以實(shí)現(xiàn)DMM，兩種版本代碼所使用的額外空間和執(zhí)行時(shí)間不同，因此其效率也不相同。如要分配長度是L 字節(jié)的空間，實(shí)際使用的存儲(chǔ)空間長度AL 為

兩種版本的BaseL 都是8 （實(shí)際上是鏈表兩個(gè)指針占用的空間），R 版的ExtraL 為0，D 版的ExtraL 是36 （實(shí)際上是一個(gè)32字節(jié)的信息頭和4字節(jié)的安全預(yù)留），即：

D 版

R 版

令WL＝AL－L，這就是每次內(nèi)存分配的浪費(fèi)空間，D版的WL 在44 （L%16＝12時(shí)）至59 （L%16＝13時(shí)）之間；而R 版的WL 在8 （L%16＝0 時(shí)）至23 （L%16＝1時(shí)）之間。顯然，在L 較小時(shí)WL 與L 相比還是很可觀的，若用malloc（）為大量小長度數(shù)據(jù)申請(qǐng)動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)空間，則會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)存儲(chǔ)空間的巨大浪費(fèi)。

在比較不同處理方法的執(zhí)行時(shí)間時(shí)，處理所執(zhí)行的CPU 指令數(shù)量是較可靠的依據(jù)。由于本文僅涉及動(dòng)態(tài)儲(chǔ)存連續(xù)分配的情況 （即分配結(jié)束前不釋放任何所分配的空間），因此下面僅對(duì)malloc（）函數(shù)被連續(xù)調(diào)用的情況進(jìn)行分析。跟蹤分析發(fā)現(xiàn)，malloc（）代碼的執(zhí)行由下面3部分構(gòu)成

其中，BaseI是固定執(zhí)行的指令數(shù)量，ScanI 是執(zhí)行串掃描指令的重復(fù)次數(shù)，StosI 是執(zhí)行串存儲(chǔ)指令的重復(fù)次數(shù)。malloc（）對(duì)存儲(chǔ)區(qū)的處理是以4KB 為單位進(jìn)行的，其過程按當(dāng)前要分配存儲(chǔ)區(qū)長度的不同可分兩種情況 （用圖1來說明）。圖中每個(gè)粗矩形框表示一個(gè)4KB 存儲(chǔ)區(qū)域，左邊為低地址，陰影部分為已分配的空間，P0為當(dāng)前可分配空間的起始位置，B1和B2分別為P0后面兩個(gè)4KB 存儲(chǔ)區(qū)的邊界位置。

圖1 malloc（）對(duì)存儲(chǔ)空間的處理方法

情況1：分配空間的結(jié)束位置為P1，也即可與P0在同一個(gè)4KB內(nèi)完成分配。ScanI的處理是掃描P0至B1之間是否為0xFEEEFEEE （以下簡稱DD1），StosI 的處理分3部分：第一部分是將P1至B1之間填充為DD1，第二部分是將P0至P1之間填充為0xBAADF00D，第三部分 （僅D版）是將P0至P1之間實(shí)際申請(qǐng)長度的空間填充為0xCDCDCDCD。

情況2：分配空間的結(jié)束位置為B1之后的P2，即不能與P0在同一個(gè)4KB內(nèi)完成分配。ScanI的處理有兩部分，StosI的處理則有4部分，依次是：掃描P0至B1之間是否為DD1，將P0至B2之間填充為DD1，掃描P0至B2之間是否為DD1，將P2至B2之間填充為DD1，將P0至P2之間填充為0xBAADF00D，（僅D 版）將P0至P2之間實(shí)際申請(qǐng)長度的空間填充為0xCDCDCDCD。

上述串指令的重復(fù)次數(shù)不僅和P1的位置有關(guān)，還和申請(qǐng)長度有關(guān)，本文涉及的分配長度有兩類，分別為1至255（平均長15至25）和固定長度2048，因此B1和B2一定是相鄰的兩個(gè)4KB區(qū)域。下面以第一類情況1的D 版為例，說明其平均指令數(shù)量的求解方法。

首先固定執(zhí)行的指令數(shù)量BaseI＝716；掃描區(qū)域最短8，最長4KB－8，平均長2KB，按雙字為單位掃描，掃描指令平均重復(fù)次數(shù)為512；同理，第一次填充指令的平均重復(fù)次數(shù)也為512；第二次填充區(qū)域長度為申請(qǐng)長度與16B對(duì)齊后加0x30，最短64，最長304，平均184，平均重復(fù)次數(shù)為46；第三次填充區(qū)域最短4，最長256，平均長130，平均重復(fù)次數(shù)為32。因此，申請(qǐng)長度為1至255情況1的D版malloc（）所執(zhí)行指令的平均總數(shù)量為2076。同理可以計(jì)算出情況2的D 版執(zhí)行指令的平均總數(shù)量為3560。至于情況1和情況2出現(xiàn)的概率應(yīng)該按平均申請(qǐng)長度15至25來計(jì)算，其實(shí)際使用空間的長度是72。因?yàn)閮?chǔ)存分配的間隔是8的倍數(shù)，按均勻分布在4 KB 范圍內(nèi)計(jì)算，則共有1024種情況，其中只有72／8＝9 種會(huì)導(dǎo)致情況2。因此，申請(qǐng)長度為1至255的D 版malloc（）執(zhí)行指令總數(shù)量的平均為：2076· （1024－9）／1024＋3560·9／1024＝2089。同樣方法可以計(jì)算出其它情況下malloc（）函數(shù)執(zhí)行的指令數(shù)量，見表1。

表1 各種情況下malloc（）函數(shù)執(zhí)行指令的數(shù)量

DMM 之所以需要額外的存儲(chǔ)空間并執(zhí)行相對(duì)復(fù)雜的操作，是為了較好地滿足復(fù)雜的儲(chǔ)存申請(qǐng)和釋放需求。但在實(shí)際應(yīng)用程序中，經(jīng)常需要連續(xù)動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)大量的短長度數(shù)據(jù)，且在完成所有數(shù)據(jù)的儲(chǔ)存之前，不需要釋放任何空間。在這種情況下，若用malloc （）為每一個(gè)數(shù)據(jù)申請(qǐng)空間，不僅會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)存儲(chǔ)空間的巨大浪費(fèi)，而且還執(zhí)行了大量沒必要的操作。為解決這個(gè)問題，本文提出了一種動(dòng)態(tài)儲(chǔ)存再分配方案，可以有效改善該情況下動(dòng)態(tài)儲(chǔ)存的空間利用率和執(zhí)行效率。

2 DMRA 方案

所謂動(dòng)態(tài)儲(chǔ)存再分配方案是將零散的動(dòng)態(tài)儲(chǔ)存申請(qǐng)轉(zhuǎn)換為集中申請(qǐng)，并利用簡單的本地分配策略對(duì)已申請(qǐng)的存儲(chǔ)空間進(jìn)行有效的再分配。現(xiàn)以短數(shù)據(jù)連續(xù)動(dòng)態(tài)儲(chǔ)存為例加以說明。

圖2是用malloc（）連續(xù)為N 個(gè)短數(shù)據(jù)單獨(dú)申請(qǐng)存儲(chǔ)空間的分布情況。其中P1至PN為申請(qǐng)到的N 個(gè)數(shù)據(jù)儲(chǔ)存區(qū)域的指針，每個(gè)實(shí)箭頭線表示一次對(duì)malloc （）函數(shù)的調(diào)用，得到的存儲(chǔ)區(qū)域用粗線矩形表示，其陰影部分為DMM 占用的額外空間。

圖2 為N 個(gè)短數(shù)據(jù)單獨(dú)申請(qǐng)存儲(chǔ)空間的分布

圖3 DMRA 方法為N 個(gè)短數(shù)據(jù)申請(qǐng)存儲(chǔ)空間的分布

從上圖可以看出，DMRA 方案具有更高的存儲(chǔ)空間利用率和較少的malloc（）調(diào)用次數(shù)，而本地分配處理非常簡單，因此DMRA 將具有更快的速度。

3 DMRA 的實(shí)現(xiàn)

DMRA 的實(shí)現(xiàn)要在滿足應(yīng)用需求的前提下保證其執(zhí)行速度。由于數(shù)據(jù)的數(shù)量N 不確定，因此存儲(chǔ)塊的數(shù)量M 也不確定，指針BPi必須用動(dòng)態(tài)數(shù)組儲(chǔ)存。雖然C＋＋提供了vector模板類可以方便地實(shí)現(xiàn)動(dòng)態(tài)數(shù)組，但其效率非常低，因此本文直接利用realloc （）實(shí)現(xiàn)BPi的動(dòng)態(tài)儲(chǔ)存。為了使用方便，DMRA 僅需實(shí)現(xiàn)一個(gè)和malloc（）完全相同函數(shù)，其原型為：

void＊DMRAalloc（size＿t size）；

實(shí)現(xiàn)DMRA 算法需要設(shè)置的常量和變量以及各變量的初始值如下所示：

＃define INC＿BLK＿NUM 128 ／／Bpi動(dòng)態(tài)數(shù)組遞增長度

＃define BLK＿LEN 2048 ／／每個(gè)存儲(chǔ)塊的長度

char＊＊pBP＝NULL； ／／Bpi動(dòng)態(tài)數(shù)組指針

int BPLen＝0； ／／Bpi動(dòng)態(tài)數(shù)組長度

調(diào)查顯示，創(chuàng)業(yè)的動(dòng)機(jī)包括獲得財(cái)富、自我實(shí)現(xiàn)、親友支持、社會(huì)支持，創(chuàng)業(yè)動(dòng)機(jī)與少數(shù)民族大學(xué)生創(chuàng)業(yè)能力正相關(guān)，相關(guān)系數(shù)為0.72，其中，自我價(jià)值實(shí)現(xiàn)與創(chuàng)業(yè)力相關(guān)性最顯著。

char＊CntMemBuf； ／／當(dāng)前存儲(chǔ)塊首地址

int BlkIdx＝－1； ／／當(dāng)前使用的存儲(chǔ)塊下標(biāo)

int NextPos＝BLK ＿LEN； ／／當(dāng)前存儲(chǔ)塊下一個(gè)地址

基本DMRAalloc（）函數(shù)的實(shí)現(xiàn)流程如圖4所示，pBf是該函數(shù)僅有的一個(gè)局部指針變量。從各變量的初始值可以看出，第一次調(diào)用該函數(shù)將自動(dòng)調(diào)用malloc （）申請(qǐng)第一個(gè)存儲(chǔ)塊，同時(shí)也將第一次調(diào)用realloc（）為存儲(chǔ)塊指針分配空間。而本地分配處理則簡單到僅有兩次加法賦值和一次判斷。

圖4 基本DMRA 算法的流程

4 DMRA的設(shè)計(jì)要點(diǎn)

為了保證DMRA 算法的正確性及較高的空間利用率，必須注意下述設(shè)計(jì)要點(diǎn)：

（1）BLK＿LEN 必須大于等于所申請(qǐng)存儲(chǔ)空間的最大長度。

（2）DMRA 算法的空間利用率和BLK＿LEN 與平均申請(qǐng)長度的比成正比。

（3）每個(gè)存儲(chǔ)塊后部的剩余空間沒有使用，最壞情況下，該剩余空間是最大申請(qǐng)長度減一。

（4）在總申請(qǐng)空間小于存儲(chǔ)塊長度情況下，DMRA 的空間利用率反而會(huì)比直接用DMM 低。

（5）DMRA 算法沒有考慮存儲(chǔ)空間起始地址的對(duì)齊問題。實(shí)際上，若要與A＝2k對(duì)齊，只需將NextPos＋＝size改為NextPos＝ （NextPos＋size＋A－1）＆～（A－1），將NextPos＝size改為NextPos＝ （size＋A－1）＆～（A－1）即可。

（6）當(dāng)不再使用由DMRA 申請(qǐng)的存儲(chǔ)空間時(shí)，必須將動(dòng)態(tài)數(shù)組pBP中的BlkIdx＋1個(gè)指針都釋放掉。為了盡量保證系統(tǒng)存儲(chǔ)空間的連續(xù)性，建議按倒序的順序釋放，最后還要釋放指針pBP。

5 DMRA 的改進(jìn)

基本DMRA 算法只能完成一次多存儲(chǔ)區(qū)的連續(xù)分配，在實(shí)際應(yīng)用中，當(dāng)處理完這些數(shù)據(jù)后，常需對(duì)同類型的其它數(shù)據(jù)進(jìn)行相同的處理。雖然可以將DMRA 所申請(qǐng)的存儲(chǔ)塊釋放后重新初始化變量再次使用，但這樣沒有充分利用DMRA 執(zhí)行效率的優(yōu)勢。改進(jìn)的DMRA 算法不僅能實(shí)現(xiàn)多次連續(xù)分配，而且使后續(xù)分配具有更高的執(zhí)行效率。其原理是：不釋放DMRA 已申請(qǐng)的存儲(chǔ)區(qū)，僅通過變量的重新設(shè)置，實(shí)現(xiàn)多次連續(xù)存儲(chǔ)DMRA 已申請(qǐng)空間的再使用。為此，僅需再設(shè)置一個(gè)表示Bpi動(dòng)態(tài)數(shù)組中已申請(qǐng)存儲(chǔ)塊的數(shù)量BlkNum，其初始值為0，并對(duì)基本DMRA 算法進(jìn)行改進(jìn)，如圖5所示。

再次使用DMRA 算法連續(xù)為其它數(shù)據(jù)分配空間前需要進(jìn)行下述設(shè)置：

如果BlkNum 非零 （表示上一次DMRA 至少為一個(gè)數(shù)據(jù)分配了空間），則將BlkIdx和NextPos 清零，并將Cnt－MemBuf設(shè)置為pBP ［0］；如果BlkNum 為零，則不用改變?nèi)魏巫兞康闹怠＿@樣，新數(shù)據(jù)的空間將從上次第一個(gè)存儲(chǔ)塊開始分配。若新數(shù)據(jù)使用的空間沒有上次大，則不需要申請(qǐng)任何新的存儲(chǔ)塊；當(dāng)新數(shù)據(jù)空間比上次大時(shí)，DMRA會(huì)繼續(xù)申請(qǐng)新的存儲(chǔ)塊，直到滿足需求為止。

跟蹤測試得出改進(jìn)的DMRA 算法函數(shù)在各種情況下執(zhí)行指令的數(shù)量如表2所示，其中的3473和2679使用了表1的最后一列數(shù)據(jù)，且假設(shè)realloc（）和malloc（）函數(shù)的數(shù)據(jù)一樣。

將表2第二列數(shù)據(jù)與表1第四列數(shù)據(jù)對(duì)比，對(duì)于為長度在1至255的數(shù)據(jù)分配存儲(chǔ)空間時(shí)，DMRA 本地分配的執(zhí)行速度分別是直接調(diào)用malloc（）的近44 （2089／47）和127 （1781／14）倍，可見DMRA 有非?？斓膱?zhí)行速度。

6 DMRA 性能的實(shí)際測試

與常規(guī)DMM 性能相比，DMRA 的改進(jìn)程度與許多因素有關(guān)，下面以實(shí)際測試的數(shù)據(jù)為例加以說明。本實(shí)例用DMRA 方法為儲(chǔ)存大量隨機(jī)長度的文件名稱字符串分配空間，這些文件可能是一個(gè)磁盤或一個(gè)文件夾中的所有文件。

圖5 DMRA 改進(jìn)算法的流程

表2 改進(jìn)的DMRA 算法函數(shù)各種情況執(zhí)行指令的數(shù)量

WindowsXP系統(tǒng)下文件名稱的長度從1至255不等，數(shù)量從幾百至幾萬不等，非常適合于用本文介紹的DMRA 方法為之分配存儲(chǔ)空間。

測試程序?qū)λ幚淼奈募?shù)量和文件名長度進(jìn)行了統(tǒng)計(jì)，按式 （2）和式 （3）計(jì)算出每一個(gè)文件名實(shí)際使用的空間，求和則是直接用malloc （）分配所用的空間。根據(jù)DMRA 處理所使用的存儲(chǔ)塊數(shù)量則可直接算出使用DMRA分配所用的空間。

在執(zhí)行時(shí)間方面，直接分配的時(shí)間是文件數(shù)量乘以單個(gè)malloc（）的平均執(zhí)行指令數(shù)量，而DMRA 的時(shí)間則分別是：

D 版

R 版

其中，3500和2703是表2第三列與第二列的差，3488 和2691則是第四列與第三列的差，分別表示為申請(qǐng)存儲(chǔ)塊和動(dòng)態(tài)數(shù)組而額外執(zhí)行的指令數(shù)量。

表3是對(duì)5個(gè)不同對(duì)象的實(shí)際測試數(shù)據(jù)，表4則是他們的對(duì)比結(jié)果。圖6和圖7分別是第二和第三個(gè)對(duì)象文件名長度的分布圖 （由測試程序自動(dòng)生成）。

表3 5個(gè)不同對(duì)象的實(shí)際測試數(shù)據(jù)

表4 5個(gè)不同對(duì)象DMRA與直接分配方法的空間和速度比

圖6 C盤文件名長度的分布圖和基本數(shù)據(jù)

圖7 D 盤文件名長度的分布圖和基本數(shù)據(jù)

當(dāng)DMRA 用于多次連續(xù)存儲(chǔ)區(qū)分配時(shí)，在無需申請(qǐng)新存儲(chǔ)塊的情況下，與直接分配的速度比是常數(shù)，D 版為2089／61＝34.25，而R 版則為1781／24＝74.21。

表4和表5中第一個(gè)對(duì)象是個(gè)用于測試的數(shù)據(jù)，其中僅含不同長度的文件37個(gè)，由于僅需一個(gè)存儲(chǔ)塊，且該存儲(chǔ)塊尚有1636個(gè)空間沒有使用，因此其空間利用率最小，R 版下甚至還不如直接分配 （幾乎比直接分配還多用一倍的空間），可見，DMRA 在數(shù)據(jù)量少的情況下，并無優(yōu)勢。后4個(gè)對(duì)象的數(shù)據(jù)量很大，實(shí)際數(shù)據(jù)表明，D 版DMRA 使用的空間才幾乎是直接分配方法的1／4 （24.9% 至33.4%），R 版則是直接分配方法的一半多一些 （53.5%至63.3%）。速度方面，DMRA 在各種情況下都有較大的優(yōu)勢，D 版DMRA 的速度是直接分配方法的23至28倍，R版則是更高的37至50倍。

7 結(jié)束語

本文對(duì)需要連續(xù)為大小和數(shù)量均不確定的海量數(shù)據(jù)動(dòng)態(tài)分配存儲(chǔ)空間的問題進(jìn)行了研究，在細(xì)致分析了直接利用malloc（）存在的問題后，提出了一種高效的動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)再分配方案，并給出了實(shí)現(xiàn)該方案的高效算法。實(shí)際測試結(jié)果表明，該方案有效地減少了系統(tǒng)動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)管理的執(zhí)行次數(shù)，在明顯節(jié)省系統(tǒng)存儲(chǔ)空間36%至75%的同時(shí)，分配速度提高了20～50倍，在重復(fù)多次使用的情況下速度提高最多達(dá)70倍，該方法在作者開發(fā)的多個(gè)以磁盤文件為處理對(duì)象的軟件中得到應(yīng)用，效果明顯。

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