本文重点解释malloc和free过程中涉及到的堆块管理活动，暂时省略了目前接触面比较小的关于线程和非主分配区活动的部分。
free
用户free的chunk不会直接归还系统，而是由ptmalloc对空闲状态的chunk进行管理，以便于下一次分配的时候从空闲的chunk中快速找到合适的堆块进行分配，从而避免大量系统调用，减少申请内存的开销。
关于对空闲chunk管理的*bins，参见堆之*bin理解
以下为free的大体流程。
如果释放的chunk位于heap顶部(与top chunk相邻)，则将进行堆块合并操作（存疑，与实验结果不符合）
- 判断物理相邻的前一个chunk是否为inuse，若空闲则与之合并。
- 将合并的堆块与top chunk 进行合并。
- 如果合并后topchunk 大小大于mmap的收缩阈值(128k)，要进行收缩，将多出来的部分归还给系统。
#include<stdlib.h>
int main()
{
void *a;
a = malloc(0x28);
//printf("a -> %p\n",a);//printf中会调用malloc，导致topchunk指针改变。
free(a);
return 0;
}
- 在以上代码中，应该会生成size=0x30的chunk，在调试中可以看到free之后，该chunk进入fastbin，且topchunk指针在free前后没有变化。
pwndbg> bins
fastbins
0x20: 0x0
0x30: 0x602000 ◂— 0x0
0x40: 0x0
0x50: 0x0
0x60: 0x0
0x70: 0x0
0x80: 0x0
unsortedbin
all: 0x0
smallbins
empty
largebins
empty
pwndbg> p main_arena
$2 = {
mutex = 0,
flags = 0,
fastbinsY = {0x0, 0x602000, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0},
top = 0x602030,
last_remainder = 0x0,
-
如果被释放堆块的size <= max_fast, 则将此chunk放入fastbin中。
- 对于放入fastbin中的堆块，不会改变其使用状态P(物理相邻的下一个chunk的Pre_inuse位)，也不会对其进行合并操作。
- 在之后的分配过程中，特定情况下有可能会对fastbin中的chunk进行遍历，并合并相邻的freed-chunk加入unsorted bin。
-
若释放的chunk-size > max_fast，则最终将此chunk放入unsorted bin中。unsorted bin 可以看做是 bins 的一个缓冲区。
- 检查其前一个chunk(物理相邻)是否空闲，是则进行合并。
- 检查其后一个chunk是否空闲，是则进行合并。
- 将得到的chunk加入unsorted bin的堆块要将起使用状态P赋0，并置fd和bk形成双向链表。
1.首先连续进行五次分配 malloc(128) pwndbg> r Starting program: /media/pn/Everything/Study/github/MyStudy/jarvisOJ/guestbook2/unsortedbin a >> 0x602010 b >> 0x6020a0 c >> 0x602130 d >> 0x6021c0 e >> 0x602250 # 这些指针均指向chunk的usr data # 此时的bins中都为空 pwndbg> bins fastbins 0x20: 0x0 ... ↓ 0x80: 0x0 unsortedbin all: 0x0 smallbins empty largebins empty pwndbg> p main_arena $1 = { mutex = 0, flags = 1, fastbinsY = {0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0}, top = 0x6026e0, last_remainder = 0x0, bins = {0x7ffff7dd3b58 <main_arena+88>, 0x7ffff7dd3b58 <main_arena+88>, 2.free(d) pwndbg> bins fastbins 0x20: 0x0 ... ↓ 0x80: 0x0 unsortedbin all: 0x6021b0 —▸ 0x7ffff7dd3b58 (main_arena+88) —▸ 0x6021b0 ◂— 0x7ffff7dd3b58 3.free(b) pwndbg> unsortedbin unsortedbin all: 0x602090 —▸ 0x6021b0 —▸ 0x7ffff7dd3b58 (main_arena+88) —▸ 0x602090 ◂— 0x6021b0 # 此时unsorted bin中有指向b和d两个chunk的指针 4.free(c) pwndbg> unsortedbin unsortedbin all: 0x602090 —▸ 0x7ffff7dd3b58 (main_arena+88) —▸ 0x602090 ◂— 0x7ffff7dd3b58 pwndbg> telescope 0x602090 00:0000│ 0x602090 ◂— 0x0 01:0008│ 0x602098 ◂— 0x1b1 02:0010│ 0x6020a0 —▸ 0x7ffff7dd3b58 (main_arena+88) —▸ 0x6026e0 ◂— 0x0 ... ↓ 04:0020│ 0x6020b0 ◂— 0x0 # 此时发生了chunk合并，unsorted bin中只有一个chunk，值为原来bchunk的地址 # 查看该地址可以看到chunk的size已经变成0x1b0=3*0x90，说明正好是b、c、d三个chunk合并在一起
malloc
-
将用户申请大小n(malloc的参数)转化为实际分配的chunk_size
- 32位系统中size = (n + 4) align to 8
- 64位系统中size = (n + 8) align to 16
-
若chunk_size <= max_fast ，进入fastbin进行寻找， search fastbins with size
max_fast:
在32位系统中，fastbin里chunk的大小范围从16到64；
在64位系统中，fastbin里chunk的大小范围从32到128。
- 如果对应size的index下有空闲的chunk，取下chunk，更新链表的fd指针，返回。
- 如果对应index下没有空闲chunk，则进入small bin进行寻找。
-
若chunk_size 在small bin大小范围内，且not found in fastbin
- search smallbins with size
- 若对应index下有空闲的chunk，从该bin的尾部取下，更新fd、bk指针并返回。
-
//此时仍未解决malloc申请，则申请的size较大或fastbin和small bin中都没有空闲chunk。
-
遍历fastbin中的空闲chunk，将相邻的chunk进行合并，将合并后的堆块加入unsorted bin。
-
若此时unsorted bin中只有一个chunk，大小足够且上次分配使用过(last remainder)， 分割此堆块。
-
# 在上面free部分的演示代码中，free掉d和b后unsorted bin中有两个chunk pwndbg> unsortedbin unsortedbin all: 0x602090 —▸ 0x6021b0 —▸ 0x7ffff7dd3b58 (main_arena+88) —▸ 0x602090 ◂— 0x6021b0 # 再free(c)之后发生chunk合并,此时只有一个chunk，满足big enough 且 为上次分配使用 pwndbg> n ... ↓ pwndbg> unsortedbin unsortedbin all: 0x602090 —▸ 0x7ffff7dd3b58 (main_arena+88) —▸ 0x602090 ◂— 0x7ffff7dd3b58 # 此时进行malloc，从unsorted bin的唯一chunk中分割一块，剩余部分继续留在unsorted bin pwndbg> unsortedbin unsortedbin all: 0x602120 —▸ 0x7ffff7dd3b58 (main_arena+88) —▸ 0x602120 ◂— 0x7ffff7dd3b58
-
对unsorted bin中的堆块进行遍历
-
如果size不合适，则根据堆块的大小加入small bin 或 large bin(the only place to insert small/large bin)
-
遇到size合适的堆块，则进行分配，停止遍历。
-
-
在small bin和large bin中找到最小的large enough的chunk，进行分割，unlink，分配完成。
Ref:
Glibc 内存管理-Ptmalloc2 源代码分析（华庭）
作者：辣鸡小谱尼
出处：http://www.cnblogs.com/ZHijack/
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