ptmalloc 堆内存 Pinned 问题：为何 free 不归还 OS

一个长期运行的推理网关，跑了两天，RSS 从 1.4GB 爬升到 4.9GB。malloc/free 次数基本均衡，堆内空闲空洞占了一半以上，RSS 却纹丝不动。malloc_trim(0) 调了，M_TRIM_THRESHOLD 调小了，什么都没变。

free 掉的内存为什么还不了 OS？答案不在 free，在 malloc——内存以哪条路径进堆，决定了它有没有资格回去。这篇文章把 ptmalloc 的分配路径完整走一遍：12 步，从 fastbin 到 mmap；再看长生命与短生命对象混用时，Top Chunk 如何被高地址处的长生命对象钉死（Pinned）；再落到两个真正管用的旋钮：mallopt 调优与 arena 隔离。

进堆的三条路：bin、top chunk 与 mmap

线程默认轮转分配到各自的 arena，上限 8×CPU 核数（M_ARENA_MAX）。每个 arena 管理自己的堆（主 arena 挂在数据段，其余为 mmap 出来的 heap 段），请求进来走三条路：

                malloc(n)
                   │
   ┌───────────────┼───────────────────┐
   │               │                   │
 bin 系          top chunk           mmap
 fastbins        高地址兜底区         大请求独立映射
 unsorted bin    切割式分配           free 即 munmap
 smallbins
 largebins

三条路的归还资格完全不同：bin 空闲只能等复用；top chunk 尾部满足条件时可收缩；mmap 块 free 即 munmap。碎片问题的全部争议都藏在这张资格表里。

分配路径的 12 步

入口是 __libc_malloc（glibc malloc.c）：尺寸换算、取 arena 加锁，进 _int_malloc 主流程。按 glibc 2.31、x86-64 口径，路径拆成 12 步：

1. request2size：请求字节数换算成 chunk 大小——加 8 字节头空间、16 字节对齐，最小 32 字节。

2. arena_get：选择或创建 arena 并加锁，首次分配即建自己的 arena。

3. fastbin：请求不超过 128 字节（默认 mxfast）时查 fastbinsY，LIFO 取头部，命中即返回。arena 隔离下锁基本无竞争。（2.26 起 tcache 排在这步前：每线程 64 桶、每桶 7 块的无锁缓存，漏接才轮到 fastbin。）

4. smallbin 直接匹配：请求在 1KB 内时，从对应桶尾部取块，大小精确。这里与常见教程有个差异：源码里这步排在 unsorted 主循环之前——_int_malloc 在 fastbin 后立即查 smallbin，unsorted 遍历只负责整理。

5. unsorted bin：last remainder 优先——链表尾部常是刚切分剩下的块，尺寸往往正合适。

6. unsorted bin 精确匹配：遍历中 size 恰好等于请求，直接摘走。

7. unsorted bin 遍历整理：不匹配的块按大小分拣回 smallbins/largebins，上限 MAX_ITERS=10000。

8. largebin best-fit：从对应桶向上扫找不小于请求的最小块，切出请求部分，余下不少于 32 字节的 remainder 回 unsorted。

9. top chunk 切割：剩余不小于 nb+32 就切，剩下的是新 top。

10. mmap：请求不小于阈值（默认 128KB，动态上限 32MB）且 mmap 数未超限（65536）时直接映射，free 即 munmap 归还。

11. sysmalloc：向 OS 要内存——主 arena 用 sbrk，非主 arena 用 mmap 申请新 heap 段，再从新 top 切出请求。

12. 返回 user pointer：chunk 起始后 16 字节处（prev_size 与 size 两个头字段之后）。

_int_malloc 主干语义浓缩如下（概念重构，非逐行原文）：

/* glibc malloc.c _int_malloc 语义重构（glibc 2.31, x86-64） */
static void *_int_malloc(mstate av, size_t nb) {
    /* 步 3: fastbin, nb <= 128B, LIFO 无合并 */
    if (nb <= get_max_fast())
        if ((p = *fastbin(av, nb)) != NULL)
            return fastbin_take(av, p);
    /* 步 4: smallbin 直接精确匹配（源码顺序: 在 unsorted 主循环之前） */
    if (in_smallbin_range(nb) && last(bin_at(av, smallbin_index(nb))) != bin_at(av, smallbin_index(nb)))
        return take_smallbin(av, nb);
    /* 步 5-7: unsorted 主循环: last remainder / 精确匹配 / 分拣整理 */
    for (it = 0; it < MAX_ITERS; ++it) {
        victim = last(unsorted);
        if (chunksize(victim) == nb) return victim;   /* 步 6: 精确命中 */
        bin_at(victim, chunksize(victim));             /* 步 7: 分拣回 bins */
    }
    /* 步 8: largebin best-fit + 切分, remainder 回 unsorted */
    /* 步 9: top chunk 切割 */
    if (chunksize(av->top) >= nb + MINSIZE)
        return split_top(av, nb);
    /* 步 10: 大请求直接 mmap, free 即归还 */
    if (nb >= mp_.mmap_threshold && mp_.n_mmaps < mp_.n_mmaps_max)
        return mmap_alloc(nb);
    /* 步 11: sysmalloc, sbrk 或 mmap 新 heap 段 */
}

注意 1 到 8 步全在堆内打转，只有 9（top 切割）和 10（mmap）直接面对“归还 OS”。这是理解 Pinned 的地基：堆内路径越深，块离“能归还”越远。

Top Chunk 被钉死：空洞为什么回不到 OS

free 的归还规则只有一条：只有 top chunk 的空闲能还给 OS。_int_free 把块挂进 bins，仅当释放块与 top 相邻、合并后超过 trim 阈值（默认 128KB）才触发 systrim/heap_trim——主 arena 用 sbrk 回缩，非主 arena munmap 掉 heap 段尾部页。LPC 2018《Limitations of Tuning glibc malloc》说得直白：sbrk 得到的内存，只有数据段末尾出现足够大的连续空闲才能归还系统。

于是堆布局长这样：

低地址                                       高地址
┌────────┬────────┬────────────────┬────────┬────────┬─────────┐
│ 短命    │ 短命    │ 长生命对象(锚点)  │ 短命    │ 短命    │ top      │
│ 空洞    │ 已用    │ 永不释放         │ 空洞    │ 已用    │ chunk    │
└────────┴────────┴────────────────┴────────┴────────┴─────────┘
            ▲                       ▲                 ▲
        可被新请求复用            过不去的坎          只能收缩尾部

长生命对象分配在堆的高地址侧（启动后期分配的缓冲池、缓存，没到 mmap 阈值所以留在堆里），永不释放。它下面的空洞，哪怕合并成几十 MB 连续空闲，都被锚点隔在 top chunk 之外。sbrk 只能从堆顶往回缩，空洞永远够不到顶。于是三件事同时成立：

• malloc_trim(0) 无效——只处理 top 尾部那一段，碰不到锚点之下的空洞；
• 调小 M_TRIM_THRESHOLD 无效——收缩的前提是 top 之下就是可合并空闲，锚点截断了这条路；
• RSS 停在峰值，堆里却躺着大块没人能用的空洞。

这就是 Pinned。我见过不止一个服务死在这上面：缓存池和请求级临时对象共用同一 arena，RSS 与运行时长严格正相关，restart 才复位。排查到底，堆布局图里就是一根锚点钉在中间。

反直觉的点：短生命对象在低地址反复腾挪本身健康——释放的空间会被新请求复用，只是没被复用也还不回去。致命的组合是时序：短生命对象先分配占低地址、长生命对象后分配占高地址，一旦定型，堆顶锁死，此后所有 trim 全部空转。

治理：让长生命对象不进堆

动手前分清两类目标：想让“能还的”还得更快，调 M_TRIM_THRESHOLD 有戏；想让“不能还的”能还，唯一的路是改分配路径——让长生命对象根本不进堆。三个旋钮的边界如下：

旋钮	默认值	有效	无效
M_TRIM_THRESHOLD	128KB	top 相邻空闲的收缩	锚点隔开的空洞
M_MMAP_THRESHOLD	128KB（动态上限 32MB）	大块 mmap、free 即归还	已进堆的锚点
M_ARENA_MAX	8×核数	隔离生命周期、限制 arena 数	单线程内的混用

策略一：把长生命对象 mmap 化。 M_MMAP_THRESHOLD 压到 32KB 左右，长生命对象（通常几十 KB 起步）直接走 mmap，free 即 munmap，不进堆、不产生锚点：

/* 长生命对象 mmap 化；注意：手动设置会禁用 glibc 的动态阈值调整 */
mallopt(M_MMAP_THRESHOLD, 32 * 1024);

代价要算清：每次 mmap/munmap 是两次系统调用加页表操作，页要清零、TLB 要刷，只对“长生命、少分配、大尺寸”的对象划算。反证同样成立：阈值压太低，等于把 128KB 附近所有常规大块全赶去 mmap，反复分配释放时页清零开销吃掉全部收益——LPC 实测把阈值拉到 32MB 后大块分配性能与默认差距不大，说明 128KB 是“分配频率与归还及时性”的折中，别乱动。

策略二：arena 隔离。 长生命对象放到专用线程分配（首次 malloc 为该线程建独立 arena），短生命对象留主线程 arena，空洞至少有机会与 top 相邻合并。更彻底的是对象池——长生命对象从池里取，池子用 mmap 打底。治理的尽头是复用，不是回收。

代价：arena 每多一个就多一组 bins 和一个 top，本身占虚拟内存；短线程风暴会顶到上限，各 top 各自为政反而放大碎片。适合线程数稳定、生命周期清晰的服务，不适合线程池疯狂伸缩的负载。

策略三：M_TRIM_THRESHOLD 只调高不调低。 默认 128KB 是合理起点；调小让 top 相邻空闲还得更勤，但 sbrk/munmap 频率上升。判断标准：top 相邻空闲是不是常态，是才调。

我的固定顺序：先画堆布局找锚点——长生命对象就 mmap 化，线程结构问题就 arena 隔离，trim 参数只配收尾。任何 trim 类参数只能加速“本来就能还”的内存，Pinned 的解在设计期，不在参数表里。

总结

调参治不了被钉死的 top chunk——ptmalloc 的回收能力天生只在堆顶那一段。分配器治理的第一问不是“怎么回收”，而是“谁在阻止回收”：把长生命对象移出堆，空洞才有机会回到 OS。

排查 RSS 只涨不降的服务，先别碰 mallopt。先画堆布局：锚点在哪，答案就在哪。

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