基础知识：
32位进程的虚拟地址空间
64位进程的虚拟地址空间
应用程序的堆栈从最高地址处开始向下生长，.bss段与.Stack之间的空间是空闲的，空闲空间被分成两部分，一部分为heap，一部分为mmap映射区域。
Heap和mmap区域都可以供用户自由使用，但是它在刚开始的时候并没有映射到内存空间内，是不可访问的。
在向内核请求分配该空间之前，对这个空间的访问会导致segmentationfault（段错误）。
用户程序可以直接使用系统调用来管理heap和mmap映射区域，但更多的时候程序都是使用C语言提供的malloc()和free()函数来动态的分配和释放内存。在C++中使用new和delete来动态分配和释放内存，但是其底层还是通过调用malloc和free函数实现。
Stack区域是唯一不需要映射，用户却可以访问的内存区域，这也是利用堆栈溢出进行攻击的基础。
heap和mmap映射区域是可以提供给用户程序使用的虚拟内存空间，如何获得该区域的内存呢？也就是如何获取额外的虚拟内存。
对heap堆内存的操作
#include <unistd.h>
int brk(void *addr); linux操作系统提供了brk()系统调用函数
void *sbrk(intptr_t increment); C运行时库提供了sbrk()库函数：
Glibc的malloc函数族（realloc，calloc等）就调用sbrk()函数移动指向堆顶的brk指针，将数据段的下界移动，sbrk()函数在内核的管理下将虚拟地址空间映射到内存，供malloc()函数使用。
sbrk()的参数increment为0时，sbrk()返回的是进程的当前brk值，increment为正数时扩展brk值，当increment为负值时收缩brk值。
内核的进程PCB（task_struct）里一个mm_struct数据结构中有用来描述一个进程的虚拟地址空间的数据结构。
其中mm_struct成员变量中的有一个vm_area_struct结构体维护了进程的虚拟地址空间：
start_code和end_code是进程代码段的起始和终止地址
start_data和 end_data是进程数据段的起始和终止地址
start_stack是进程堆栈段起始地址
start_brk是heap的起始地址,还有一个 brk（堆的当前最后地址），就是动态内存分配当前的终止地址。
C语言的动态内存分配基本函数malloc()，在Linux上的实现是通过内核的brk系统调用。在使malloc之前，brk的值等于start_brk，也就是说heap大小为0
brk()是一个非常简单的系统调用，只是简单地改变mm_struct结构的成员变量brk的值来扩大堆的内存。
对mmap映射区域的操作
操作系统提供了mmap()和munmap()函数。
mmap()函数将一个文件或者其它对象映射进内存。文件被映射到多个页上，如果文件的大小不是所有页的大小之和，则按页大小也就4K是整数倍申请且最后一个页不被使用的空间将会清零，这个清零的操作效率比较低。
munmap执行相反的操作，删除特定地址区域的对象映射。函数的定义如下：
#include <sys/mman.h>
void *mmap(void *addr, size_tlength, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
int munmap(void *addr, size_tlength);
总结：
sbrk()，brk() 或者 mmap() 都可以用来向我们的进程添加额外的虚拟内存。
Glibc同样是使用这些函数向操作系统申请虚拟内存，Linux内核在用户申请内存的时候，只是给它分配了一个线性区（也就是虚拟内存），并没有分配实际物理内存；只有当用户使用这块内存的时候会产生缺页中断，通过缺页异常的处理程序内核这才会分配具体的物理页面给用户，这时候才占用宝贵的物理内存。
常见C内存管理程序
内存管理程序：分配器
它处在用户程序和内核之间，接收响应用户的分配请求，然后向操作系统申请内存，将其返回给用户程序。
为了保持高效的分配，分配器一般都会预先分配一块大于用户请求的内存，并通过某种算法管理这块内存，来满足用户的内存分配要求。
用户释放掉的内存也并不是立即就返回给操作系统，相反分配器会管理这些被释放掉的空闲空间，以应对用户以后的内存分配要求。
也就是说，分配器不但要管理已分配的内存块，还需要管理空闲的内存块。
当响应用户分配要求时，分配器会首先在空闲空间中寻找一块合适的内存给用户，在空闲空间中找不到的情况下才分配一块新的内存。
为实现一个高效的分配器，需要考虑很多的因素。
比如，分配器本身管理内存块所占用的内存空间必须很小，分配算法必须要足够的快。
TCMalloc：
TCMalloc是google开发的开源工具中的一种通用内存管理程序。
集成了内存池和垃圾回收的优点：
对于小内存，按8的整数次倍分配
对于大内存，按4K的整数次倍分配
这样做有两种好处
一：相比于其他提供几十种选择的内存池，内存管理程序往往要遍历一遍各种长度才能选出合适的内存块，TCMalloc只需要简单地做几个运算就开源分配，所以TCMalloc分配的速度比较快。
二：短期的收益比较大，分配的小内存至多浪费7个字节，大内存则之多浪费4K。但是长远来说，TCMalloc分配的种类还是比别的内存池要多很多的，可能会导致内存的复用率很低。
TCMalloc有高效的空闲内存回收机制：
1、当一个线程的空闲内存比较多的时候，会交还给进程，进程可以把它调配给其他线程使用
2、当线程的某种长度内存交还给进程后，其他线程并没有需求，进程则把这些长度合并成内存页，然后切割成其他长度。
3、周期性的内存回收，避免可能出现的内存爆炸式增长的问题。
TCMalloc有很高的空间利用率，只额外花费1%的空间：
1、尽量避免加锁（一次加锁解锁约浪费100ns），如果要使用锁的话使用更高效的spinlock，采用更合理的内存粒度：小于32K的被定义为小块内存。
总结
至少在性能与内存使用率上TCMalloc是领先很多的。Glibc的Ptmalloc在内存回收方面做得不太好，常见的一个问题，申请很多内存，然后又释放，只是有一小块没释放，这时候Glibc就必须要等待这一小块也释放了，也把整个大块释放，极端情况下，可能会造成几个G的浪费。
Ptmalloc简介：ptmalloc是linux下glibc库的malloc()和free()底层实现的内存管理程序，提供动态内存管理的和多线程的支持。
Chunk格式：
ptmalloc 在给用户分配的空间的前后加上了一些控制信息，用这样的方法来记录分配的信息，以便完成分配和释放工作。
GLIBC中的源码中的chunk结构:
空闲chunk容器
用户调用malloc请求分配的空间在ptmalloc中都使用一个chunk结构来管理。
用户调用free()函数释放掉的内存也并不是都会立即归还给操作系统，相反：它们也会被表示为一个chunk，ptmalloc会统一管理heap和mmap映射区域中的空闲chunk。当用户进行下一次分配请求时，ptmalloc会首先试图在空闲的chunk中挑选一块给用户，这样就避免了频繁的系统调用，降低了内存分配的开销。
对于空闲的chunk，ptmalloc采用分箱式内存管理方式，根据空闲chunk的大小和处于的状态通过链表的方式将其放在四个不同的bin中，这四个空闲chunk的容器包括fast bins，unsorted bin， small bins和large bin
1、bins：ptmalloc将相似大小的chunk用双向链表链接起来，这样的一个链表被称为一个bin。
bins有128个队列（通俗的说法就是一个128大小的数组，里面放着指向双向链表的头结点的指针，每个相连bin大小差为8B）
前64个队列是定长的（smallbins），每隔8个字节大小的块分配在一个队列。
后面的64个队列是不定长的（largebins），就是在一个范围长度的都分配在一个队列中。所有长度小于512字节的都分配在定长的队列中，后面的64个队列是变长的队列，每个队列中的chunk都是从大到小排列的。
2、unsort队列（只有一个队列）：它是一个cache，所有free下来的如果要进入bins队列中都要经过unsort队列，分配内存时会查看unsorted bin中是否有合适的chunk，如果找到满足条件的chunk，则直接返回给用户，否则将unsorted bin中所有chunk放入bins中。
3、fastbins：大约有10个定长队列，它是一个高速缓冲，所有free下来的并且长度是小于max_fast（默认80B）的chunk就会进入这种队列中。进入此队列的chunk在free的时候并不修改使用位，目的是为了避免被相邻的块合并掉
如果内存块是空闲的，它会挂在其中的一个队列中，它是通过复用的方式，使用空闲chunk的第3个字和第4个字当作它的前链和后链（变长块是第5个字和第6个字）。
并不是所有的chunk都按照上面的方式来组织，实际上，有三种例外情况。Top chunk，mmaped chunk和last remainder，下面会分别介绍这三类特殊的chunk。top chunk对于主分配区和非主分配区是不一样的。
4.Top chunk：
对于非主分配区会预先从mmap区域分配一块较大的空闲内存模拟sub-heap，通过管理sub-heap来响应用户的需求，因为内存是按地址从低向高进行分配的，在空闲内存的最高处，必然存在着一块空闲chunk，叫做top chunk。
由于主分配区是唯一能够映射进程heap区域的分配区，它可以通过sbrk()来增大或是收缩进程heap的大小，ptmalloc在开始时会预先分配一块较大的空闲内存（也就是所谓的 heap），主分配区的top chunk在第一次调用malloc时会分配一块(chunk_size +128KB) align 4KB大小的空间作为初始的heap，用户从top chunk分配内存时，可以直接取出一块内存给用户
5.mmaped chunk：
当需要分配的chunk足够大，而且fast bins和bins都不能满足要求，甚至top chunk本身也不能满足分配需求时，ptmalloc会使用mmap来直接使用内存映射来将页映射到进程空间。这样分配的chunk在被free时将直接解除映射，于是就将内存归还给了操作系统，再次对这样的内存区的引用将导致segmentationfault错误
6.last remainder：
Last remainder是另外一种特殊的chunk，就像top chunk和mmaped chunk一样，不会在任何bins中找到这种chunk。当需要分配一个small chunk，但在small bins中找不到合适的chunk，如果last remainderchunk的大小大于所需的small chunk大小，last remainderchunk被分裂成两个chunk，其中一个chunk返回给用户，另一个chunk变成新的last remainderchuk
ptmalloc分配算法
小于等于64字节：
用pool算法分配。
64到512字节之间：
在最佳匹配算法分配和pool算法分配中根据情况折中选取策略取一种合适算法的配算法。
大于等于512字节：
用最佳适配算法分配。
大于等于mmap分配阈值（默认值128KB）：根据设置的mmap的分配策略进行分配，如果没有开启mmap分配阈值的动态调整机制，大于等于128KB就直接调用mmap分配，否则，大于等于mmap分配阈值时才直接调用mmap()分配。
我们在linux上验证一下这个理论：首先提一个问题，以下两个代码有什么问题？不考虑其他，只考虑程序能否成功运行？
运行代码：
该代码在linux下可以成功输出hello world hello c 。在windows有类似的效果
该代码直接异常结束，产生段错误的提示。在windows有类似的效果
我们通过命令$strace ./a.out 来跟踪a.out程序的运行找出答案：
程序1：
程序2：
从实验中我们看到申请小于128Kb的内存是通过系统调用brk()函数，但是free()后并没有产生系统调用。也就是说该内存并没有归还给操作系统。所以可以成功打印出想要的结果，并没有发生段错误。
但是大于128Kb的内存malloc底层是用系统调用mmap()函数分配的，free()后马上用munmap()函数归还给操作系统了。如果程序再次访问该内存就发生段错误，程序直接被操作系统结束了。
总结ptmalloc的内存申请和释放步骤：
malloc的步骤：
1.先在fastbins中找，如果能找到，从队列中取下后（不需要再置使用位为1）立刻返回；
2. 判断需求的块是否在small bins（bins的前64个bin）范围，如果在小箱子范围，并且刚好有满足需求的块，则直接返回内存地址；
3.到了这一步，说明需要分配的是一块大内存，或者小箱子里找不到合适的chunk；这个时候，会触发consolidate，ptmalloc首先会遍历fastbins中的chunk，将相邻的chunk合并，并链接到unsorted bin中（因为在大箱子找一般都要切割，所以要优先合并，避免过多碎片）；
4. 在unsort bin中取出一个chunk，如果能找到刚好和想要的chunk相同大小的chunk，立刻返回，如果不是想要的chunk大小的chunk，就把它插入到bins对应的队列中去，转到2。
5. 到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者small bins和unsorted bin中都找不到合适的chunk，并且fastbins和unsorted bin中所有的chunk都清楚干净了。在large bins中找，找到一个最小的能符合需求的chunk从队列中取下，如果剩下的大小还能建一个chunk，就把chunk分成两个部分，把剩下的chunk插入到unsort队列中取，把chunk的内存地址返回；
6. 如果搜索fastbins和bins都没有找到合适的chunk，那么就需要操作topchunk（是堆顶的一个chunk，不会放在任何一个队列里）来进行分配了。在topchunk找，如果能切出符合要求的，把剩下的一部分当作topchunk，然后返回内存地址；
7. 到了这一步说明topchunk也不能满足分配要求，就只能调用sysalloc，其实就是增长堆了，然后返回内存地址。
free的步骤：
1.判断所需释放的chunk是否为mmaped chunk，如果是，则调用munmap释放mmaped chunk，解除内存空间映射，该空间不再有效，然后立刻返回；
2. 如果和topchunk相邻，直接和topchunk合并，不会放到其他的空闲队列中取，然后立刻返回；
3. 如果释放的大小小于max_fast(80字节)，就把它挂到fastbins中去返回，使用位仍然为1，当然更不会去合并相邻块，然后立刻返回；
4.如果释放块得大小介于80—128K，把chunk的使用位置为0，判断前一个chunk是否处于使用中，如果前一块也是空闲块，则合并，并转入下一步；
5.判断当前释放chunk的下一个块是否为top chunk，如果是，则转到第7步，否则转下一步；
6.判断下一个chunk是否处在使用中，如果也是空闲的，则合并，并将合并后的chunk挂到unsort队列中去；
7.如果执行到了这一步，说明释放了一个与top chunk相邻的chunk；则无论它有多大，都将它与top chunk合并，并更新top chunk的大小等信息，转下一步；
8.如果合并后的大小大于FASTBIN_CONSOLIDATION_THRESHOLD(64K)，也会触发consolidate，即fastbins的合并操作，合并后的chunk会被放到unsorted bin中，fastbins将变为空，操作完成之后转下一步；
9.试图收缩堆。（判断top chunk的大小是否大于mmap的收缩阈值，默认为128KB）
ptmalloc对于大于128K的块通过mmap方式来分配，小于128K（mmap分配阈值）的块在heap中分配。
堆是通过brk的方式来增加或压缩的，如果在现有的堆中不能找到合适的chunk，会通过增长堆的方式来满足分配，如果堆顶的空闲块超过一定的阈值会收缩堆，所以只要堆顶的空间没释放，堆是一直不会收缩的。
因为ptmalloc的内存收缩是从top chunk开始，如果与top chunk（堆顶的一个chunk）相邻的那个chunk在内存池中没有释放，top chunk以下的空闲内存都无法返回给系统，即使这些空闲内存有几十个G也不行。这也是GLIBC内存暴增现象的原因。