【C 数据结构-动态内存管理】2. 边界标识法管理动态内存

文章目录

【 1. 边界标识法的结构设计】
【 2. 分配算法】
【 3. 回收算法】
- 3.1 空闲块两侧是占用块
- 3.2 空闲块左侧是空闲块
- 3.3 空闲块右侧是空闲块
- 3.3 空闲块两侧是空闲块

边界标识法 可以解决系统中内存碎片过多而无法使用的问题。

【 1. 边界标识法的结构设计】

使用边界标识法的可利用空间表本身是 双向循环链表，每个内存块结点都有指向前驱和后继结点的指针域。在使用边界标识法管理内存时，可利用空间表中的结点的构成如下图所示：每个结点中包含 3 个区域，head 域、foot 域和 space 域：
- space 域 表示为该内存块的大小，它的大小通过 head 域中的 size 值表示。
- head 域 中包含有 4 部分：
  - llink 和 rlink 分别表示指向当前内存块结点的直接前驱和直接后继；
  - tag 值用于标记当前内存块的状态，是占用块（用 1 表示）还是空闲块（用 0 表示）；
  - size 用于记录该内存块的存储大小。
- foot 域 中包含有 2 部分：
  - uplink 是指针域，用于指向内存块本身，通过 uplink 就可以获取该内存块所在内存的首地址；
  - tag 同 head 域中的 tag 相同，都是记录内存块状态的。
- PS：head 域和 foot 域在本节中都假设只占用当前存储块的 1 个存储单位的空间，对于该结点整个存储空间来说，可以忽略不计。也就是说，在可利用空间表中，知道下一个结点的首地址，该值减 1 就可以找到当前结点的 foot 域。

在这里插入图片描述

边界标识法管理的内存块结点的代码表示为：

typedef struct WORD{union{struct WORD *llink;//指向直接前驱struct WORD *uplink;//指向结点本身};int tag;//标记域,0表示为空闲块；1表示为占用块int size;//记录内存块的存储大小struct WORD *rlink;//指向直接后继OtherType other;//内存块可能包含的其它的部分
}WORD,head,foot,*Space;

通过以上介绍的结点结构构建的可利用空间表中，由于是双向循环链表结构，任何一个结点都可以作为该链表的头结点（用 pav 表示头结点），当头结点为 NULL 时，即可利用空间表为空，无法继续分配空间。

【 2. 分配算法】

问题描述
当用户申请空间时，系统可以采用首部拟合法、最佳拟合法和最差拟合法这 3 种分配方法中的任何一种。但在不断分配的过程中，会产生一些容量极小以至无法利用的空闲块，这些不断生成的小内存块就会减慢遍历分配的速度。
针对上述问题的解决措施是：
1. 选定一个常量 e，每次向用户分配空间后，判断内存块剩余部分的容量，如果剩余部分的容量比 e 小，则将整个内存块全部分配给用户。
2. 采用首部拟合法进行分配时，如果每次都从 pav 指向的结点开始遍历，在若干次后，会出现存储量小的结点密集地分布在 pav 结点附近的情况，严重影响遍历的时间。解决办法就是：在每次分配空间后，让 pav 指针指向该分配空间结点的后继结点，然后从新的 pav 指向的结点开始下一次的分配。
分配算法的 C实现（采用首部拟合法）：

Space AllocBoundTag(Space *pav,int n){Space p,f;int e=10;//设定常量 e 的值//如果在遍历过程，当前空闲块的存储容量比用户申请空间 n 值小，在该空闲块有右孩子的情况下直接跳过for (p=(*pav); p&&p->size<n&&p->rlink!=(*pav); p=p->rlink);//跳出循环，首先排除p为空和p指向的空闲块容量小于 n 的情况if (!p ||p->size<n) {return NULL;}else{//指针f指向p空闲块的foot域f=FootLoc(p);//调整pav指针的位置，为下次分配做准备(*pav)=p->rlink;//如果该空闲块的存储大小比 n 大，比 n+e 小，负责第一种情况，将 p 指向的空闲块全部分配给用户if (p->size-n <= e) {if ((*pav)==p) {pav=NULL;}else{//全部分配用户，即从可利用空间表中删除 p 空闲块(*pav)->llink=p->llink;p->llink->rlink=(*pav);}//同时调整head域和foot域中的tag值p->tag=f->tag=1;}//否则，从p空闲块中拿出 大小为 n 的连续空间分配给用户，同时更新p剩余存储块中的信息。else{//更改分配块foot域的信息f->tag=1;p->size-=n;//f指针指向剩余空闲块 p 的底部f=FootLoc(p);f->tag=0;   f->uplink=p;p=f+1;//p指向的是分配给用户的块的head域，也就是该块的首地址p->tag=1;   p->size=n;}return p;}
}

【 3. 回收算法】

问题描述
在用户活动完成，系统需要立即回收被用户占用的存储空间，以备新的用户使用。回收算法中需要解决的问题是：在若干次分配操作后，可利用空间块中会产生很多存储空间很小以致无法使用的空闲块。但是经过回收用户释放的空间后，可利用空间表中 可能含有地址相邻的空闲块，回收算法需要 将这些地址相邻的空闲块合并为大的空闲块供新的用户使用。
合并空闲块有 3 种情况：
- 该空闲块的左边有相邻的空闲块可以进行合并；
- 该空闲块的右边用相邻的空闲块可以进行合并；
- 该空闲块的左右两侧都有相邻的空闲块可以进行合并；
判断当前空闲块左右两侧是否为空闲块的方法是：
对于当前空闲块 p ，p-1 就是相邻的低地址处的空闲块的 foot 域，如果 foot 域中的 tag 值为 0 ，表明其为空闲块； p+p->size 表示的是高地址处的块的 head 域，如果 head 域中的 tag 值为 0，表明其为空闲块。

3.1 空闲块两侧是占用块

如果当前空闲块的左右两侧都不是空闲块，而是占用块，此种情况下只需要 将新的空闲块按照相应的规则（头部拟合法随意插入，其它两种方法在对应位置插入）插入到可利用空间表 中即可。
C 实现：

//设定p指针指向的为用户释放的空闲块
p->tag=0;
//f指针指向p空闲块的foot域
Space f=FootLoc(p);
f->uplink=p;
f->tag=0;
//如果pav指针不存在，证明可利用空间表为空，此时设置p为头指针，并重新建立双向循环链表
if (!pav) {pav=p->llink=p->rlink=p;
}else{//否则，在p空闲块插入到pav指向的空闲块的左侧Space q=pav->llink;p->rlink=pav;p->llink=q;q->rlink=pav->llink=p;pav=p;
}

3.2 空闲块左侧是空闲块

如果该空闲块的左侧相邻的块为空闲块，右侧为占用块，处理的方法是：只需要 更改左侧空闲块中的 size 的大小，并重新设置左侧空闲块的 foot 域 即可（如下图所示）。
C 实现：

//常量 n 表示当前空闲块的存储大小
int n=p->size;
Space s=(p-1)->uplink;//p-1 为当前块的左侧块的foot域，foot域中的uplink指向的就是左侧块的首地址，s指针代表的是当前块的左侧存储块
s->size+=n;//设置左侧存储块的存储容量
Space f=p+n-1;//f指针指向的是空闲块 p 的foot域
f->uplink=s;//这是foot域的uplink指针重新指向合并后的存储空间的首地址
f->tag=0;//设置foot域的tag标记为空闲块

3.3 空闲块右侧是空闲块

如果用户释放的内存块的相邻左侧为占用块，右侧为空闲块，处理的方法为：将用户释放掉的存储块替换掉右侧的空闲块，同时更改存储块的 size 和右侧空闲块的 uplink 指针的指向（如下图所示）。
C 实现：

Space t=p+p->size;//t指针指向右侧空闲块的首地址
p->tag=0;//初始化head域的tag值为0
//找到t右侧空闲块的前驱结点和后继结点，用当前释放的空闲块替换右侧空闲块
Space q=t->llink;
p->llink=q; q->rlink=p;
Space q1=t->rlink;
p->rlink=q1; q1->llink=p;
//更新释放块的size的值
p->size+=t->size;
//更改合并后的foot域的uplink指针的指向
Space f=FootLoc(t);
f->uplink=p;

3.3 空闲块两侧是空闲块

如果当前用户释放掉的空闲块，物理位置上相邻的左右两侧的内存块全部为空闲块，需要将 3 个空闲块合并为一个更大的块，操作的过程为：更新左侧空闲块的 size 的值，同时在可利用空间表中摘除右侧空闲块，最后更新合并后的大的空闲块的 foot 域。
此情况和只有左侧有空闲块的情况雷同，唯一的不同点是多了一步摘除右侧相邻空闲块结点的操作。
C 实现：

int n=p->size;
Space s=(p-1)->uplink;//找到释放内存块物理位置相邻的低地址的空闲块
Space t=p+p->size;//找到物理位置相邻的高地址处的空闲块
s->size+=n+t->size;//更新左侧空闲块的size的值
//从可利用空间表中摘除右侧空闲块
Space q=t->llink;
Space q1=t->rlink;
q->rlink=q1;
q1->llink=q;
//更新合并后的空闲块的uplink指针的指向
Space f=FootLoc(t);
f->uplink=s;