内存池架构
TBOX的内存管理模型，参考了linux kernel的内存管理机制，并在其基础上做了一些改进和优化。
整个内存分配的最底层，都是基于large_pool的大块内存分配池，类似于linux的基于page的分配管理，不过有所不同的是，large_pool并没有像linux那样使用buddy算法进行(2^N)*page进行分配，这样如果需要2.1m的内存，需要分配4m的内存块，这样力度太大，非常浪费。
因此large_pool内部采用N*page的基于page_size为最小粒度进行分配，因此每次分配顶多浪费不到一页的空间。
而且如果需要的内存不到整页，剩下的内存也会一并返回给上层，如果上层需要（比如small_pool），可以充分利用这多余的部分内存空间，使得内存利用率达到最优化。
而且根据tb_init实际传入的参数需求，large_pool有两种模式：
- 直接使用系统内存分配接口将进行大块内存的分配，并用双链维护，这种比较简单，就不多说了。
- 在一大块连续内存上进行统一管理，实现内存分配。
具体使用哪种方式，根据应用需求，一般的应用只需要使用方式1就行了，这个时候tb_init传tb_null就行了，如果是嵌入式应用，需要管理有限的一块内存空间，这个时候可以使用方式2， tb_init传入指定内存空间地址和大小。
这里就主要看下方式2的large_pool的内存结构（假设页大小是4KB）：
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| data |
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|
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| head | 4KB | 16KB | 8KB | 128KB | ... | 32KB | ... | 4KB*N |
--------------------------------------------------------------------------由于large_pool主要用于大块分配，而超小块的分配在上层small_pool中已经被分流掉了，所以这个应用中，large_pool不会太过频繁的分配，所以碎片量不会太大，为了进一步减少碎片的产生，在free时候都会对下一个邻近的空闲块进行合并。而malloc在分配当前空闲块空间不够的情况下，也会尝试对下一个邻近空闲块进行合并。
由于每个内存块都是邻近挨着的，也没用双链维护，没有内存块，都有个块头，合并过程仅仅只是改动内存块头部的size字段，这样的合并不会影响效率。
由于没像buddy算法那样，用双链维护空闲内存，虽然节省了链表维护的空间和时间，但是每次分配内存都要顺序遍历所有块，来查找空闲的内存，这样的效率实在太低了，为了解决这个问题，large_pool内部针对不同级别的块，进行了预测，每次free或者malloc的时候，如果都会把当前和邻近的空闲快，缓存到对应级别的预测池里面去，具体的分级如下：
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| >0KB : 4KB | > 0*page |
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| >4KB : 8KB | > 1*page |
|-----------------------|--------------
| >8KB : 12-16KB | > 2*page |
|-----------------------|--------------
| >16KB : 20-32KB | > 4*page |
|-----------------------|--------------
| >32KB : 36-64KB | > 8*page |
|-----------------------|--------------
| >64KB : 68-128KB | > 16*page |
|-----------------------|--------------
| >128KB : 132-256KB | > 32*page |
|-----------------------|--------------
| >256KB : 260-512KB | > 64*page |
|-----------------------|--------------
| >512KB : 516-1024KB | > 128*page |
|-----------------------|--------------
| >1024KB : 1028-...KB | > 256*page |
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由于通常不会分配太大块的内存，因此只要能够预测1m内存，就足够，而对于>1m的内存，这里也单独加了一个预测，来应对偶尔的超大块分配，并且使得整体分配流程更加的统一。
如果当前级别的预测块不存在，则会到下一级别的预测块中查找，如果都找不到，才回去遍历整个内存池。
实际测试下，每个块的预测成功基本都在95%以上，也就说大部分情况下，分配效率都是维持在O(1)级别的。
小块内存分配池
在上层每次调用malloc进行内存分配的时候，回去判断需要多大的内存，如果这个内存超过或者等于一页，则会直接从large_pool进行分配，如果小于一页，则会优先通过small_pool进行分配，small_pool针对小块的内存进行了高速缓存，并优化了空间管理和分配效率。
由于程序大部分情况下，都在使用小块内存，因此small_pool对内存的分配做了很大的分流，使得large_pool承受的压力减小，碎片量减少很多，而small_pool内部由于都是由fixed_pool来对固定大小的内存进行管理，是不会存在外部碎片的。而小块内存的粒度本身就很小，所以内部碎片量也相当少。
small_pool中的fixed_pool，就像是linux kernel中的slub，在small_pool中总共有12级别的fixed_pool，每个级别分别管理一种固定大小的内存块，具体级别如下：
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| fixed pool: 16B | 1-16B |
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| fixed pool: 32B | 17-32B |
|--------------------------------------|
| fixed pool: 64B | 33-64B |
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| fixed pool: 96B* | 65-96B* |
|--------------------------------------|
| fixed pool: 128B | 97-128B |
|--------------------------------------|
| fixed pool: 192B* | 129-192B* |
|--------------------------------------|
| fixed pool: 256B | 193-256B |
|--------------------------------------|
| fixed pool: 384B* | 257-384B* |
|--------------------------------------|
| fixed pool: 512B | 385-512B |
|--------------------------------------|
| fixed pool: 1024B | 513-1024B |
|--------------------------------------|
| fixed pool: 2048B | 1025-2048B |
|--------------------------------------|
| fixed pool: 3072B* | 2049-3072B* |
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其中 96B, 192B，384B，3072B并不是按2的整数幂大小，这么做主要是为了更加有效的利用小块内存的空间减少内部碎片。
顾名思义，fixed_pool就是用来管理固定大小的内存分配的，相当于linux中slub，而fixed_pool中又由多个slot组成，每个slot负责一块连续的内存空间，管理部分内存块的管理，类似linux中的slab， 每个slot由双链维护，并且参考linux的管理机制，分为三种slot管理方式：
- 当前正在分配的slot
- 部分空闲slots链表
- 完全full的slots链表
具体结构如下：
current:
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| |
-------------- |
| slot |<--
|--------------|
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|--------------|
| |
|--------------|
| |
|--------------|
||||||||||||||||
|--------------|
||||||||||||||||
|--------------|
| |
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partial:
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| slot | <=> | slot | <=> ... <=> | slot |
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| | |||||||||||||||| | |
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|--------------| |--------------| |--------------|
| | | | ||||||||||||||||
-------------- -------------- --------------
full:
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| slot | <=> | slot | <=> ... <=> | slot |
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具体的分配算法：
- 如果当前slot中还有空闲的块，优先从当前slot进行分配
- 如果当前slot中没有空闲块，则把这个slot放到full链表中去
- 从部分空闲slot链表中，挑一个空闲的slot进行分配，并把它设为当前分配状态。
具体的释放算法：
- 释放后如果这个slot完全空闲了，并且不是正在分配的slot，则把整个slot释放掉，这样既可以保证有一个可以分配的slot之外，还极大的降低了内存使用，也避免某些情况下频繁的释放分配slot。
- 如果释放的slot属于full链表并且变为了部分空闲，则把这个slot移到部分空闲slot链表中去。
虽然类比与linux中的slab，但是其数据结构确跟slab不太一样，它并没有像slab那样，对每个空闲小块都用链表维护，而是直接用位段来维护是否空闲的信息，这样更加节省内存，而且通过优化算法，其分配效率和slab几乎一样。
在fixed_pool的slot的头部，专门有一小块独立的数据，用于维护每个小块的空闲信息，每个块只暂用一比特位的信息，来判断这个块是否空闲，由于没有内存块都是固定大小的，所以比特位的位置定位，完全可以通过索引计算得到。
而且每次释放和分配，都会去缓存一个双字大小的位信息端，来预测下一次的分配，由于是双字大小，总共有32个比特位，所以每次缓存，最多可以预测邻近32个内存块。因此大部分情况下，预测成功率一直都是>98%的，分配效率都维持在O(1)，比起large_pool的预测率还高很多，所以small_pool对large_pool的分流，还在一定程度上，进一步提高了内存分配效率。
而就算很倒霉，没预测成功，slot的顺序遍历来查找空闲快的算法，也相当高效，完全是高度优化的，下面就详细描述下。
slot的顺序遍历分配算法优化：