任何一個(gè)用過(guò)或?qū)W過(guò)C的人對(duì)malloc都不會(huì)陌生。大家都知道m(xù)alloc可以分配一段連續(xù)的內(nèi)存空間，并且在不再使用時(shí)可以通過(guò)free釋放掉。但是，許多程序員對(duì)malloc背后的事情并不熟悉，許多人甚至把malloc當(dāng)做操作系統(tǒng)所提供的系統(tǒng)調(diào)用或C的關(guān)鍵字。實(shí)際上，malloc只是C的標(biāo)準(zhǔn)庫(kù)中提供的一個(gè)普通函數(shù)，而且實(shí)現(xiàn)malloc的基本思想并不復(fù)雜，任何一個(gè)對(duì)C和操作系統(tǒng)有些許了解的程序員都可以很容易理解。

這篇文章通過(guò)實(shí)現(xiàn)一個(gè)簡(jiǎn)單的malloc來(lái)描述malloc背后的機(jī)制。當(dāng)然與現(xiàn)有C的標(biāo)準(zhǔn)庫(kù)實(shí)現(xiàn)（例如glibc）相比，我們實(shí)現(xiàn)的malloc并不是特別高效，但是這個(gè)實(shí)現(xiàn)比目前真實(shí)的malloc實(shí)現(xiàn)要簡(jiǎn)單很多，因此易于理解。重要的是，這個(gè)實(shí)現(xiàn)和真實(shí)實(shí)現(xiàn)在基本原理上是一致的。

這篇文章將首先介紹一些所需的基本知識(shí)，如操作系統(tǒng)對(duì)進(jìn)程的內(nèi)存管理以及相關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用，然后逐步實(shí)現(xiàn)一個(gè)簡(jiǎn)單的malloc。為了簡(jiǎn)單起見(jiàn)，這篇文章將只考慮x86_64體系結(jié)構(gòu)，操作系統(tǒng)為Linux。

1 什么是malloc

在實(shí)現(xiàn)malloc之前，先要相對(duì)正式地對(duì)malloc做一個(gè)定義。

根據(jù)標(biāo)準(zhǔn)C庫(kù)函數(shù)的定義，malloc具有如下原型：

void* malloc(size_t size);

這個(gè)函數(shù)要實(shí)現(xiàn)的功能是在系統(tǒng)中分配一段連續(xù)的可用的內(nèi)存，具體有如下要求：

malloc分配的內(nèi)存大小至少為size參數(shù)所指定的字節(jié)數(shù)
malloc的返回值是一個(gè)指針，指向一段可用內(nèi)存的起始地址
多次調(diào)用malloc所分配的地址不能有重疊部分，除非某次malloc所分配的地址被釋放掉
malloc應(yīng)該盡快完成內(nèi)存分配并返回（不能使用NP-hard的內(nèi)存分配算法）
實(shí)現(xiàn)malloc時(shí)應(yīng)同時(shí)實(shí)現(xiàn)內(nèi)存大小調(diào)整和內(nèi)存釋放函數(shù)（即realloc和free）

對(duì)于malloc更多的說(shuō)明可以在命令行中鍵入以下命令查看：

man malloc

2 預(yù)備知識(shí)

在實(shí)現(xiàn)malloc之前，需要先解釋一些Linux系統(tǒng)內(nèi)存相關(guān)的知識(shí)。

2.1 Linux內(nèi)存管理

2.1.1 虛擬內(nèi)存地址與物理內(nèi)存地址

為了簡(jiǎn)單，現(xiàn)代操作系統(tǒng)在處理內(nèi)存地址時(shí)，普遍采用虛擬內(nèi)存地址技術(shù)。即在匯編程序（或機(jī)器語(yǔ)言）層面，當(dāng)涉及內(nèi)存地址時(shí)，都是使用虛擬內(nèi)存地址。采用這種技術(shù)時(shí)，每個(gè)進(jìn)程仿佛自己獨(dú)享一片2（N次方）字節(jié)的內(nèi)存，其中N是機(jī)器位數(shù)。例如在64位CPU和64位操作系統(tǒng)下，每個(gè)進(jìn)程的虛擬地址空間為2（64次方） Byte。

這種虛擬地址空間的作用主要是簡(jiǎn)化程序的編寫及方便操作系統(tǒng)對(duì)進(jìn)程間內(nèi)存的隔離管理，真實(shí)中的進(jìn)程不太可能（也用不到）如此大的內(nèi)存空間，實(shí)際能用到的內(nèi)存取決于物理內(nèi)存大小。

由于在機(jī)器語(yǔ)言層面都是采用虛擬地址，當(dāng)實(shí)際的機(jī)器碼程序涉及到內(nèi)存操作時(shí)，需要根據(jù)當(dāng)前進(jìn)程運(yùn)行的實(shí)際上下文將虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理內(nèi)存地址，才能實(shí)現(xiàn)對(duì)真實(shí)內(nèi)存數(shù)據(jù)的操作。這個(gè)轉(zhuǎn)換一般由一個(gè)叫MMU（Memory Management Unit）的硬件完成。

2.1.2 頁(yè)與地址構(gòu)成

在現(xiàn)代操作系統(tǒng)中，不論是虛擬內(nèi)存還是物理內(nèi)存，都不是以字節(jié)為單位進(jìn)行管理的，而是以頁(yè)（Page）為單位。一個(gè)內(nèi)存頁(yè)是一段固定大小的連續(xù)內(nèi)存地址的總稱，具體到Linux中，典型的內(nèi)存頁(yè)大小為4096Byte（4K）。

所以內(nèi)存地址可以分為頁(yè)號(hào)和頁(yè)內(nèi)偏移量。下面以64位機(jī)器，4G物理內(nèi)存，4K頁(yè)大小為例，虛擬內(nèi)存地址和物理內(nèi)存地址的組成如下：

上面是虛擬內(nèi)存地址，下面是物理內(nèi)存地址。由于頁(yè)大小都是4K，所以頁(yè)內(nèi)便宜都是用低12位表示，而剩下的高地址表示頁(yè)號(hào)。

MMU映射單位并不是字節(jié)，而是頁(yè)，這個(gè)映射通過(guò)查一個(gè)常駐內(nèi)存的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)頁(yè)表來(lái)實(shí)現(xiàn)?，F(xiàn)在計(jì)算機(jī)具體的內(nèi)存地址映射比較復(fù)雜，為了加快速度會(huì)引入一系列緩存和優(yōu)化，例如TLB等機(jī)制。下面給出一個(gè)經(jīng)過(guò)簡(jiǎn)化的內(nèi)存地址翻譯示意圖，雖然經(jīng)過(guò)了簡(jiǎn)化，但是基本原理與現(xiàn)代計(jì)算機(jī)真實(shí)的情況的一致的。

2.1.3 內(nèi)存頁(yè)與磁盤頁(yè)

我們知道一般將內(nèi)存看做磁盤的的緩存，有時(shí)MMU在工作時(shí)，會(huì)發(fā)現(xiàn)頁(yè)表表明某個(gè)內(nèi)存頁(yè)不在物理內(nèi)存中，此時(shí)會(huì)觸發(fā)一個(gè)缺頁(yè)異常（Page Fault），此時(shí)系統(tǒng)會(huì)到磁盤中相應(yīng)的地方將磁盤頁(yè)載入到內(nèi)存中，然后重新執(zhí)行由于缺頁(yè)而失敗的機(jī)器指令。關(guān)于這部分，因?yàn)榭梢钥醋鰧?duì)malloc實(shí)現(xiàn)是透明的，所以不再詳細(xì)講述，有興趣的可以參考《深入理解計(jì)算機(jī)系統(tǒng)》相關(guān)章節(jié)。

最后附上一張?jiān)诰S基百科找到的更加符合真實(shí)地址翻譯的流程供大家參考，這張圖加入了TLB和缺頁(yè)異常的流程（圖片來(lái)源頁(yè)）。

2.2 Linux進(jìn)程級(jí)內(nèi)存管理

2.2.1 內(nèi)存排布

明白了虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存的關(guān)系及相關(guān)的映射機(jī)制，下面看一下具體在一個(gè)進(jìn)程內(nèi)是如何排布內(nèi)存的。

以Linux 64位系統(tǒng)為例。理論上，64bit內(nèi)存地址可用空間為0x0000000000000000 ~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF，這是個(gè)相當(dāng)龐大的空間，Linux實(shí)際上只用了其中一小部分（256T）。

根據(jù)Linux內(nèi)核相關(guān)文檔描述，Linux64位操作系統(tǒng)僅使用低47位，高17位做擴(kuò)展（只能是全0或全1）。所以，實(shí)際用到的地址為空間為0x0000000000000000 ~ 0x00007FFFFFFFFFFF和0xFFFF800000000000 ~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF，其中前面為用戶空間（User Space），后者為內(nèi)核空間（Kernel Space）。圖示如下：

對(duì)用戶來(lái)說(shuō)，主要關(guān)注的空間是User Space。將User Space放大后，可以看到里面主要分為如下幾段：

Code：這是整個(gè)用戶空間的最低地址部分，存放的是指令（也就是程序所編譯成的可執(zhí)行機(jī)器碼）
Data：這里存放的是初始化過(guò)的全局變量
BSS：這里存放的是未初始化的全局變量
Heap：堆，這是我們本文重點(diǎn)關(guān)注的地方，堆自低地址向高地址增長(zhǎng)，后面要講到的brk相關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用就是從這里分配內(nèi)存
Mapping Area：這里是與mmap系統(tǒng)調(diào)用相關(guān)的區(qū)域。大多數(shù)實(shí)際的malloc實(shí)現(xiàn)會(huì)考慮通過(guò)mmap分配較大塊的內(nèi)存區(qū)域，本文不討論這種情況。這個(gè)區(qū)域自高地址向低地址增長(zhǎng)
Stack：這是棧區(qū)域，自高地址向低地址增長(zhǎng)

下面我們主要關(guān)注Heap區(qū)域的操作。對(duì)整個(gè)Linux內(nèi)存排布有興趣的同學(xué)可以參考其它資料。

2.2.2 Heap內(nèi)存模型

一般來(lái)說(shuō)，malloc所申請(qǐng)的內(nèi)存主要從Heap區(qū)域分配（本文不考慮通過(guò)mmap申請(qǐng)大塊內(nèi)存的情況）。

由上文知道，進(jìn)程所面對(duì)的虛擬內(nèi)存地址空間，只有按頁(yè)映射到物理內(nèi)存地址，才能真正使用。受物理存儲(chǔ)容量限制，整個(gè)堆虛擬內(nèi)存空間不可能全部映射到實(shí)際的物理內(nèi)存。Linux對(duì)堆的管理示意如下：

Linux維護(hù)一個(gè)break指針，這個(gè)指針指向堆空間的某個(gè)地址。從堆起始地址到break之間的地址空間為映射好的，可以供進(jìn)程訪問(wèn)；而從break往上，是未映射的地址空間，如果訪問(wèn)這段空間則程序會(huì)報(bào)錯(cuò)。

2.2.3 brk與sbrk

由上文知道，要增加一個(gè)進(jìn)程實(shí)際的可用堆大小，就需要將break指針向高地址移動(dòng)。Linux通過(guò)brk和sbrk系統(tǒng)調(diào)用操作break指針。兩個(gè)系統(tǒng)調(diào)用的原型如下：

int brk(void *addr);
void *sbrk(intptr_t increment);

brk將break指針直接設(shè)置為某個(gè)地址，而sbrk將break從當(dāng)前位置移動(dòng)increment所指定的增量。brk在執(zhí)行成功時(shí)返回0，否則返回-1并設(shè)置errno為ENOMEM；sbrk成功時(shí)返回break移動(dòng)之前所指向的地址，否則返回(void *)-1。

一個(gè)小技巧是，如果將increment設(shè)置為0，則可以獲得當(dāng)前break的地址。

另外需要注意的是，由于Linux是按頁(yè)進(jìn)行內(nèi)存映射的，所以如果break被設(shè)置為沒(méi)有按頁(yè)大小對(duì)齊，則系統(tǒng)實(shí)際上會(huì)在最后映射一個(gè)完整的頁(yè)，從而實(shí)際已映射的內(nèi)存空間比break指向的地方要大一些。但是使用break之后的地址是很危險(xiǎn)的（盡管也許break之后確實(shí)有一小塊可用內(nèi)存地址）。

2.2.4 資源限制與rlimit

系統(tǒng)對(duì)每一個(gè)進(jìn)程所分配的資源不是無(wú)限的，包括可映射的內(nèi)存空間，因此每個(gè)進(jìn)程有一個(gè)rlimit表示當(dāng)前進(jìn)程可用的資源上限。這個(gè)限制可以通過(guò)getrlimit系統(tǒng)調(diào)用得到，下面代碼獲取當(dāng)前進(jìn)程虛擬內(nèi)存空間的rlimit：

int main() {
    struct rlimit *limit = (struct rlimit *)malloc(sizeof(struct rlimit));
    getrlimit(RLIMIT_AS, limit);
    printf("soft limit: %ld, hard limit: %ldn", limit- >rlim_cur, limit- >rlim_max);
}

其中rlimit是一個(gè)結(jié)構(gòu)體：

struct rlimit {
    rlim_t rlim_cur;  /* Soft limit */
    rlim_t rlim_max;  /* Hard limit (ceiling for rlim_cur) */
};

每種資源有軟限制和硬限制，并且可以通過(guò)setrlimit對(duì)rlimit進(jìn)行有條件設(shè)置。其中硬限制作為軟限制的上限，非特權(quán)進(jìn)程只能設(shè)置軟限制，且不能超過(guò)硬限制。

3 實(shí)現(xiàn)malloc

3.1 玩具實(shí)現(xiàn)

在正式開(kāi)始討論malloc的實(shí)現(xiàn)前，我們可以利用上述知識(shí)實(shí)現(xiàn)一個(gè)簡(jiǎn)單但幾乎沒(méi)法用于真實(shí)的玩具malloc，權(quán)當(dāng)對(duì)上面知識(shí)的復(fù)習(xí)：

/* 一個(gè)玩具malloc */
#include < sys/types.h >
#include < unistd.h >
void *malloc(size_t size)
{
    void *p;
    p = sbrk(0);
    if (sbrk(size) == (void *)-1)
        return NULL;
    re

這個(gè)malloc每次都在當(dāng)前break的基礎(chǔ)上增加size所指定的字節(jié)數(shù)，并將之前break的地址返回。這個(gè)malloc由于對(duì)所分配的內(nèi)存缺乏記錄，不便于內(nèi)存釋放，所以無(wú)法用于真實(shí)場(chǎng)景。

3.2 正式實(shí)現(xiàn)

下面嚴(yán)肅點(diǎn)討論malloc的實(shí)現(xiàn)方案。

3.2.1 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

首先我們要確定所采用的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。一個(gè)簡(jiǎn)單可行方案是將堆內(nèi)存空間以塊（Block）的形式組織起來(lái)，每個(gè)塊由meta區(qū)和數(shù)據(jù)區(qū)組成，meta區(qū)記錄數(shù)據(jù)塊的元信息（數(shù)據(jù)區(qū)大小、空閑標(biāo)志位、指針等等），數(shù)據(jù)區(qū)是真實(shí)分配的內(nèi)存區(qū)域，并且數(shù)據(jù)區(qū)的第一個(gè)字節(jié)地址即為malloc返回的地址。

可以用如下結(jié)構(gòu)體定義一個(gè)block：

typedef struct s_block *t_block;
struct s_block {
    size_t size;  /* 數(shù)據(jù)區(qū)大小 */
    t_block next; /* 指向下個(gè)塊的指針 */
    int free;     /* 是否是空閑塊 */
    int padding;  /* 填充4字節(jié)，保證meta塊長(zhǎng)度為8的倍數(shù) */
    char data[1]  /* 這是一個(gè)虛擬字段，表示數(shù)據(jù)塊的第一個(gè)字節(jié)，長(zhǎng)度不應(yīng)計(jì)入meta */
};

由于我們只考慮64位機(jī)器，為了方便，我們?cè)诮Y(jié)構(gòu)體最后填充一個(gè)int，使得結(jié)構(gòu)體本身的長(zhǎng)度為8的倍數(shù)，以便內(nèi)存對(duì)齊。示意圖如下：

3.2.2 尋找合適的block

現(xiàn)在考慮如何在block鏈中查找合適的block。一般來(lái)說(shuō)有兩種查找算法：

First fit：從頭開(kāi)始，使用第一個(gè)數(shù)據(jù)區(qū)大小大于要求size的塊所謂此次分配的塊
Best fit：從頭開(kāi)始，遍歷所有塊，使用數(shù)據(jù)區(qū)大小大于size且差值最小的塊作為此次分配的塊

兩種方法各有千秋，best fit具有較高的內(nèi)存使用率（payload較高），而first fit具有更好的運(yùn)行效率。這里我們采用first fit算法。

/* First fit */
t_block find_block(t_block *last, size_t size) {
    t_block b = first_block;
    while(b && !(b- >free && b- >size >= size)) {
        *last = b;
        b = b- >next;
    }
    return b;
}

find_block從frist_block開(kāi)始，查找第一個(gè)符合要求的block并返回block起始地址，如果找不到這返回NULL。這里在遍歷時(shí)會(huì)更新一個(gè)叫l(wèi)ast的指針，這個(gè)指針始終指向當(dāng)前遍歷的block。這是為了如果找不到合適的block而開(kāi)辟新block使用的，具體會(huì)在接下來(lái)的一節(jié)用到。

3.2.3 開(kāi)辟新的block

如果現(xiàn)有block都不能滿足size的要求，則需要在鏈表最后開(kāi)辟一個(gè)新的block。這里關(guān)鍵是如何只使用sbrk創(chuàng)建一個(gè)struct：

#define BLOCK_SIZE 24 /* 由于存在虛擬的data字段，sizeof不能正確計(jì)算meta長(zhǎng)度，這里手工設(shè)置 */

t_block extend_heap(t_block last, size_t s) {
    t_block b;
    b = sbrk(0);
    if(sbrk(BLOCK_SIZE + s) == (void *)-1)
        return NULL;
    b- >size = s;
    b- >next = NULL;
    if(last)
        last- >next = b;
    b- >free = 0;
    return b;
}

3.2.4 分裂block

First fit有一個(gè)比較致命的缺點(diǎn)，就是可能會(huì)讓很小的size占據(jù)很大的一塊block，此時(shí)，為了提高payload，應(yīng)該在剩余數(shù)據(jù)區(qū)足夠大的情況下，將其分裂為一個(gè)新的block，示意如下：

實(shí)現(xiàn)代碼：

void split_block(t_block b, size_t s) {
    t_block new;
    new = b- >data + s;
    new- >size = b- >size - s - BLOCK_SIZE ;
    new- >next = b- >next;
    new- >free = 1;
    b- >size = s;
    b- >next = new;
}

3.2.5 malloc的實(shí)現(xiàn)

有了上面的代碼，我們可以利用它們整合成一個(gè)簡(jiǎn)單但初步可用的malloc。注意首先我們要定義個(gè)block鏈表的頭first_block，初始化為NULL；另外，我們需要剩余空間至少有BLOCK_SIZE + 8才執(zhí)行分裂操作。

由于我們希望malloc分配的數(shù)據(jù)區(qū)是按8字節(jié)對(duì)齊，所以在size不為8的倍數(shù)時(shí)，我們需要將size調(diào)整為大于size的最小的8的倍數(shù)：

size_t align8(size_t s) {
    if(s & 0x7 == 0)
        return s;
    return ((s > > 3) + 1) < < 3;
}

#define BLOCK_SIZE 24
void *first_block=NULL;

/* other functions... */

void *malloc(size_t size) {
    t_block b, last;
    size_t s;
    /* 對(duì)齊地址 */
    s = align8(size);
    if(first_block) {
        /* 查找合適的block */
        last = first_block;
        b = find_block(&last, s);
        if(b) {
            /* 如果可以，則分裂 */
            if ((b- >size - s) >= ( BLOCK_SIZE + 8))
                split_block(b, s);
            b- >free = 0;
        } else {
            /* 沒(méi)有合適的block，開(kāi)辟一個(gè)新的 */
            b = extend_heap(last, s);
            if(!b)
                return NULL;
        }
    } else {
        b = extend_heap(NULL, s);
        if(!b)
            return NULL;
        first_block = b;
    }
    return b- >data;
}

3.2.6 calloc的實(shí)現(xiàn)

有了malloc，實(shí)現(xiàn)calloc只要兩步：

malloc一段內(nèi)存
將數(shù)據(jù)區(qū)內(nèi)容置為0

由于我們的數(shù)據(jù)區(qū)是按8字節(jié)對(duì)齊的，所以為了提高效率，我們可以每8字節(jié)一組置0，而不是一個(gè)一個(gè)字節(jié)設(shè)置。我們可以通過(guò)新建一個(gè)size_t指針，將內(nèi)存區(qū)域強(qiáng)制看做size_t類型來(lái)實(shí)現(xiàn)。

void *calloc(size_t number, size_t size) {
    size_t *new;
    size_t s8, i;
    new = malloc(number * size);
    if(new) {
        s8 = align8(number * size) > > 3;
        for(i = 0; i < s8; i++)
            new[i] = 0;
    }
    return new;
}

3.2.7 free的實(shí)現(xiàn)

free的實(shí)現(xiàn)并不像看上去那么簡(jiǎn)單，這里我們要解決兩個(gè)關(guān)鍵問(wèn)題：

如何驗(yàn)證所傳入的地址是有效地址，即確實(shí)是通過(guò)malloc方式分配的數(shù)據(jù)區(qū)首地址
如何解決碎片問(wèn)題

首先我們要保證傳入free的地址是有效的，這個(gè)有效包括兩方面：

地址應(yīng)該在之前malloc所分配的區(qū)域內(nèi)，即在first_block和當(dāng)前break指針?lè)秶鷥?nèi)
這個(gè)地址確實(shí)是之前通過(guò)我們自己的malloc分配的

第一個(gè)問(wèn)題比較好解決，只要進(jìn)行地址比較就可以了，關(guān)鍵是第二個(gè)問(wèn)題。這里有兩種解決方案：一是在結(jié)構(gòu)體內(nèi)埋一個(gè)magic number字段，free之前通過(guò)相對(duì)偏移檢查特定位置的值是否為我們?cè)O(shè)置的magic number，另一種方法是在結(jié)構(gòu)體內(nèi)增加一個(gè)magic pointer，這個(gè)指針指向數(shù)據(jù)區(qū)的第一個(gè)字節(jié)（也就是在合法時(shí)free時(shí)傳入的地址），我們?cè)趂ree前檢查magic pointer是否指向參數(shù)所指地址。這里我們采用第二種方案：

首先我們?cè)诮Y(jié)構(gòu)體中增加magic pointer（同時(shí)要修改BLOCK_SIZE）：

typedef struct s_block *t_block;
struct s_block {
    size_t size;  /* 數(shù)據(jù)區(qū)大小 */
    t_block next; /* 指向下個(gè)塊的指針 */
    int free;     /* 是否是空閑塊 */
    int padding;  /* 填充4字節(jié)，保證meta塊長(zhǎng)度為8的倍數(shù) */
    void *ptr;    /* Magic pointer，指向data */
    char data[1]  /* 這是一個(gè)虛擬字段，表示數(shù)據(jù)塊的第一個(gè)字節(jié)，長(zhǎng)度不應(yīng)計(jì)入meta */
};

然后我們定義檢查地址合法性的函數(shù)：

t_block get_block(void *p) {
    char *tmp;  
    tmp = p;
    return (p = tmp -= BLOCK_SIZE);
}

int valid_addr(void *p) {
    if(first_block) {
        if(p > first_block && p < sbrk(0)) {
            return p == (get_block(p))- >ptr;
        }
    }
    return 0;
}

當(dāng)多次malloc和free后，整個(gè)內(nèi)存池可能會(huì)產(chǎn)生很多碎片block，這些block很小，經(jīng)常無(wú)法使用，甚至出現(xiàn)許多碎片連在一起，雖然總體能滿足某此malloc要求，但是由于分割成了多個(gè)小block而無(wú)法fit，這就是碎片問(wèn)題。

一個(gè)簡(jiǎn)單的解決方式時(shí)當(dāng)free某個(gè)block時(shí)，如果發(fā)現(xiàn)它相鄰的block也是free的，則將block和相鄰block合并。為了滿足這個(gè)實(shí)現(xiàn)，需要將s_block改為雙向鏈表。修改后的block結(jié)構(gòu)如下：

typedef struct s_block *t_block;
struct s_block {
    size_t size;  /* 數(shù)據(jù)區(qū)大小 */
    t_block prev; /* 指向上個(gè)塊的指針 */
    t_block next; /* 指向下個(gè)塊的指針 */
    int free;     /* 是否是空閑塊 */
    int padding;  /* 填充4字節(jié)，保證meta塊長(zhǎng)度為8的倍數(shù) */
    void *ptr;    /* Magic pointer，指向data */
    char data[1]  /* 這是一個(gè)虛擬字段，表示數(shù)據(jù)塊的第一個(gè)字節(jié)，長(zhǎng)度不應(yīng)計(jì)入meta */
};

合并方法如下：

t_block fusion(t_block b) {
    if (b- >next && b- >next- >free) {
        b- >size += BLOCK_SIZE + b- >next- >size;
        b- >next = b- >next- >next;
        if(b- >next)
            b- >next- >prev = b;
    }
    return b;
}

有了上述方法，free的實(shí)現(xiàn)思路就比較清晰了：首先檢查參數(shù)地址的合法性，如果不合法則不做任何事；否則，將此block的free標(biāo)為1，并且在可以的情況下與后面的block進(jìn)行合并。如果當(dāng)前是最后一個(gè)block，則回退break指針釋放進(jìn)程內(nèi)存，如果當(dāng)前block是最后一個(gè)block，則回退break指針并設(shè)置first_block為NULL。實(shí)現(xiàn)如下：

void free(void *p) {
    t_block b;
    if(valid_addr(p)) {
        b = get_block(p);
        b- >free = 1;
        if(b- >prev && b- >prev- >free)
            b = fusion(b- >prev);
        if(b- >next)
            fusion(b);
        else {
            if(b- >prev)
                b- >prev- >prev = NULL;
            else
                first_block = NULL;
            brk(b);
        }
    }
}

3.2.8 realloc的實(shí)現(xiàn)

為了實(shí)現(xiàn)realloc，我們首先要實(shí)現(xiàn)一個(gè)內(nèi)存復(fù)制方法。如同calloc一樣，為了效率，我們以8字節(jié)為單位進(jìn)行復(fù)制：

void copy_block(t_block src, t_block dst) {
    size_t *sdata, *ddata;
    size_t i;
    sdata = src- >ptr;
    ddata = dst- >ptr;
    for(i = 0; (i * 8) < src- >size && (i * 8) < dst- >size; i++)
        ddata[i] = sdata[i];
}

然后我們開(kāi)始實(shí)現(xiàn)realloc。一個(gè)簡(jiǎn)單（但是低效）的方法是malloc一段內(nèi)存，然后將數(shù)據(jù)復(fù)制過(guò)去。但是我們可以做的更高效，具體可以考慮以下幾個(gè)方面：

如果當(dāng)前block的數(shù)據(jù)區(qū)大于等于realloc所要求的size，則不做任何操作
如果新的size變小了，考慮split
如果當(dāng)前block的數(shù)據(jù)區(qū)不能滿足size，但是其后繼block是free的，并且合并后可以滿足，則考慮做合并

下面是realloc的實(shí)現(xiàn)：

void *realloc(void *p, size_t size) {
    size_t s;
    t_block b, new;
    void *newp;
    if (!p)
        /* 根據(jù)標(biāo)準(zhǔn)庫(kù)文檔，當(dāng)p傳入NULL時(shí)，相當(dāng)于調(diào)用malloc */
        return malloc(size);
    if(valid_addr(p)) {
        s = align8(size);
        b = get_block(p);
        if(b- >size >= s) {
            if(b- >size - s >= (BLOCK_SIZE + 8))
                split_block(b,s);
        } else {
            /* 看是否可進(jìn)行合并 */
            if(b- >next && b- >next- >free
                    && (b- >size + BLOCK_SIZE + b- >next- >size) >= s) {
                fusion(b);
                if(b- >size - s >= (BLOCK_SIZE + 8))
                    split_block(b, s);
            } else {
                /* 新malloc */
                newp = malloc (s);
                if (!newp)
                    return NULL;
                new = get_block(newp);
                copy_block(b, new);
                free(p);
                return(newp);
            }
        }
        return (p);
    }
    return NU
｝

3.3 遺留問(wèn)題和優(yōu)化

以上是一個(gè)較為簡(jiǎn)陋，但是初步可用的malloc實(shí)現(xiàn)。還有很多遺留的可能優(yōu)化點(diǎn)，例如：

同時(shí)兼容32位和64位系統(tǒng)
在分配較大快內(nèi)存時(shí)，考慮使用mmap而非sbrk，這通常更高效
可以考慮維護(hù)多個(gè)鏈表而非單個(gè)，每個(gè)鏈表中的block大小均為一個(gè)范圍內(nèi)，例如8字節(jié)鏈表、16字節(jié)鏈表、24-32字節(jié)鏈表等等。此時(shí)可以根據(jù)size到對(duì)應(yīng)鏈表中做分配，可以有效減少碎片，并提高查詢block的速度
可以考慮鏈表中只存放free的block，而不存放已分配的block，可以減少查找block的次數(shù)，提高效率

還有很多可能的優(yōu)化，這里不一一贅述。有興趣的同學(xué)可以更深入研究。

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