对象池碎片整理的本质是将地址相邻且空闲的小内存块合并为大块，需用std::set按起始地址有序维护空闲块，并在释放时懒合并邻近块以平衡开销与碎片率。
对象池碎片整理的本质是啥？
不是“回收内存”，而是把分散的小块空闲内存，按地址连续性合并成大块——前提是这些小块在内存布局上相邻且都空闲。c++里没运行时内存拓扑图，所以得自己维护块的地址、大小、状态，并支持 O(log n) 查找邻接块。
用 std::set 维护空闲块链表（按地址排序）
必须按起始地址排序，否则无法判断 blockA 和 blockB 是否物理相邻。用 std::set 而非 std::vector，是因为插入/删除/查找都要高效，且需稳定迭代器语义。
- 每个空闲块存为结构体：
{ void* ptr; size_t size; }，std::set的比较函数只比ptr - 合并时：查
it的前驱是否满足prev->ptr + prev->size == it->ptr；再查后继是否满足it->ptr + it->size == next->ptr - 注意：
std::set::erase(it)会使it失效，合并多块时得先收集待删迭代器，再批量删
周期性触发合并的时机和粒度怎么控？
不能每次 deallocate 都跑全量合并——开销太大；也不能攒太久，导致碎片僵化。真实项目里常见做法是「懒合并 + 限频」。
- 记录最近一次合并时间戳或分配/释放计数，比如每 100 次
deallocate触发一次 - 合并范围限定在“当前释放块附近”：只检查其前驱、后继最多各 1～2 个块，不扫整个
std::set - 若发现可合并，执行合并并重置计数；否则继续累积——避免高频小释放引发抖动
malloc / new 分配的大块内存本身有对齐和元数据开销
你看到的“空闲块”其实夹在 malloc 的 chunk header 和 padding 之间。直接用裸指针做地址运算，可能撞上 malloc 内部管理区，导致崩溃或静默错误。
- 对象池底层应使用
mmap(MAP_ANONYMOUS)或VirtualAlloc拿大页，绕过 malloc 管理，自己控制对齐与元数据位置 - 所有块地址必须按对象对齐（如
alignof(T)），否则placement new构造会 UB - 碎片整理后的新块，仍要保证首地址对齐、大小是对象大小的整数倍，不然后续
allocate会错位
真正难的不是合并逻辑，而是让合并后的块还能被池的分配器正确识别和切分——这要求元数据（如块头）必须固定偏移、不随合并移动，或者采用分离式元数据存储。