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操作系统内存布局
各种malloc的内存分配管理方式离不开操作系统的内存布局策略。
32位经典内存布局
32位系统下经典内存布局如上，程序起始的1GB地址为内核空间，接下来是向下增长的栈空间和由0x40000000向上增长的mmap地址。而堆地址是从底部开始，去除ELF、数据段、代码段、常量段之后的地址并向上增长。但是这种布局有几个问题，首先是容易遭受溢出攻击；其次是，堆地址空间只有不到1G有木有？如果mmap内存比较少地址很浪费有木有？所以后来就有了另一种内存布局。
32位默认内存布局
这幅图描述地比较清楚也比较完整。首先是加入了几种Random offset随机偏移，导致内存溢出攻击不那么容易了，其次是堆仍然向上，但是mmap向下增长。但是这样的话栈空间就不是动态增长的了，所以现在的操作系统都有栈大小限制来着（Windows好像默认是2MB对吧？Linux可以ulimit –s查看）。这种内存布局地址利用度比较高。
64位内存布局
64位系统的寻址空间比较大，所以仍然沿用了32位的经典布局，但是加上了随机的mmap起始地址，以防止溢出攻击。反正一时半会是用不了这么大的内存地址了，所以至少N多年不会变了（话说要生产出40TB+的内存条，把堆内存地址用光，一时半会也搞不定吧）。
总结
纵观各种内存布局，对于大内存各种malloc基本上都是直接mmap的。而对于小数据，则通过向操作系统申请扩大堆顶，这时候操作系统会把需要的内存分页映射过来，然后再由这些malloc管理这些堆内存块，减少系统调用。而在free内存的时候，不同的malloc有不同的策略，不一定会把内存真正地还给系统，所以很多时候，如果访问了free掉的内存，并不会立即Run Time Error，只有访问的地址没有对应的内存分页，才会崩掉。
Ptmalloc
Ptmalloc采用主-从分配区的模式，当一个线程需要分配资源的时候，从链表中找到一个没加锁的分配区，在进行内存分配。
小内存分配
在ptmalloc内部，内存块采用chunk管理，并且将大小相似的chunk用链表管理，一个链表被称为一个bin。前64个bin里，相邻的bin内的chunk大小相差8字节，称为small bin，后面的是large bin，large bin里的chunk按先大小，再最近使用的顺序排列，每次分配都找一个最小的能够使用的chunk。
Chunk的结构如上所示，A位表示是不是在主分配区，M表示是不是mmap出来滴，P表示上一个内存紧邻的chunk是否在使用，如果没在使用，则size of previous chunk是上一个chunk的大小，否则无意义（而且被用作被分配出去的内存了），正式根据P标记位和size of previous chunk在free内存块的时候来进行chunk合并的。当然，如果chunk空闲，mem里还记录了一些指针用于索引临近大小的chunk的，实现原理就不复述了，知道大致作用就行。
在free的时候，ptmalloc会检查附近的chunk，并尝试把连续空闲的chunk合并成一个大的chunk，放到unstored bin里。但是当很小的chunk释放的时候，ptmalloc会把它并入fast bin中。同样，某些时候，fast bin里的连续内存块会被合并并加入到一个unsorted bin里，然后再才进入普通bin里。所以malloc小内存的时候，是先查找fast bin，再查找unsorted bin，最后查找普通的bin，如果unsorted bin里的chunk不合适，则会把它扔到bin里。
大内存分配
Ptmalloc的分配的内存顶部还有一个top chunk，如果前面的bin里的空闲chunk都不足以满足需要，就是尝试从top chunk里分配内存。如果top chunk里也不够，就要从操作系统里拿了。
还有就是特别大的内存，会直接从系统mmap出来，不受chunk管理，这样的内存在回收的时候也会munmap还给操作系统。
简而言之，就是：**
**小内存： [获取分配区(arena)并加锁] -> fast bin -> unsorted bin -> small bin -> large bin -> top chunk -> 扩展堆
大内存： 直接mmap
总结
释放的时候，几乎是和分配反过来，再加上可一些chunk合并和从一个bin转移到另一个bin的操作。并且如果顶部有足够大的空闲chunk，则收缩堆顶并还给操作系统。
介于此，对于ptmalloc的内存分配使用有几个注意事项：
- Ptmalloc默认后分配内存先释放，因为内存回收是从top chunk开始的。
- 避免多线程频繁分配和释放内存，会造成频繁加解锁。
- 不要分配长生命周期的内存块，容易造成内碎片，影响内存回收。