本文转自【 blog.codinglabs.org/articles/a-malloc-tutorial.html 】，有删改。
任何一个用过或学过C的人对malloc都不会陌生。大家都知道malloc可以分配一段连续的内存空间，并且在不再使用时可以通过free释放掉。但是，许多程序员对malloc背后的事情并不熟悉，许多人甚至把malloc当做操作系统所提供的系统调用或C的关键字。实际上，malloc只是C的标准库中提供的一个普通函数，而且实现malloc的基本思想并不复杂，任何一个对C和操作系统有些许了解的程序员都可以很容易理解。
这篇文章通过实现一个简单的malloc来描述malloc背后的机制。当然与现有C的标准库实现（例如glibc）相比，我们实现的malloc并不是特别高效，但是这个实现比目前真实的malloc实现要简单很多，因此易于理解。重要的是，这个实现和真实实现在基本原理上是一致的。
这篇文章将首先介绍一些所需的基本知识，如操作系统对进程的内存管理以及相关的系统调用，然后逐步实现一个简单的malloc。为了简单起见，这篇文章将只考虑x86_64体系结构，操作系统为Linux。
CONTENTS
1 什么是malloc
在实现malloc之前，先要相对正式地对malloc做一个定义。
根据标准C库函数的定义，malloc具有如下原型：
void* malloc(size_t size);
这个函数要实现的功能是在系统中分配一段连续的可用的内存，具体有如下要求：
malloc分配的内存大小至少为size参数所指定的字节数
malloc的返回值是一个指针，指向一段可用内存的起始地址
多次调用malloc所分配的地址不能有重叠部分，除非某次malloc所分配的地址被释放掉
malloc应该尽快完成内存分配并返回（不能使用NP-hard的内存分配算法）
实现malloc时应同时实现内存大小调整和内存释放函数（即realloc和free）
对于malloc更多的说明可以在命令行中键入以下命令查看：
man malloc
2 预备知识
在实现malloc之前，需要先解释一些Linux系统内存相关的知识。
2.1 Linux内存管理
2.1.1 虚拟内存地址与物理内存地址
为了简单，现代操作系统在处理内存地址时，普遍采用虚拟内存地址技术。即在汇编程序（或机器语言）层面，当涉及内存地址时，都是使用虚拟内存地址。采用这种技术时，每个进程仿佛自己独享一片2N字节的内存，其中N是机器位数。例如在64位CPU和64位操作系统下，每个进程的虚拟地址空间为264Byte。
这种虚拟地址空间的作用主要是简化程序的编写及方便操作系统对进程间内存的隔离管理，真实中的进程不太可能（也用不到）如此大的内存空间，实际能用到的内存取决于物理内存大小。
由于在机器语言层面都是采用虚拟地址，当实际的机器码程序涉及到内存操作时，需要根据当前进程运行的实际上下文将虚拟地址转换为物理内存地址，才能实现对真实内存数据的操作。这个转换一般由一个叫MMU（Memory Management Unit）的硬件完成。
2.1.2 页与地址构成
在现代操作系统中，不论是虚拟内存还是物理内存，都不是以字节为单位进行管理的，而是以页（Page）为单位。一个内存页是一段固定大小的连续内存地址的总称，具体到Linux中，典型的内存页大小为4096Byte（4K）。
所以内存地址可以分为页号和页内偏移量。下面以64位机器，4G物理内存，4K页大小为例，虚拟内存地址和物理内存地址的组成如下：
上面是虚拟内存地址，下面是物理内存地址。由于页大小都是4K，所以页内便宜都是用低12位表示，而剩下的高地址表示页号。
MMU映射单位并不是字节，而是页，这个映射通过查一个常驻内存的数据结构页表来实现。现在计算机具体的内存地址映射比较复杂，为了加快速度会引入一系列缓存和优化，例如TLB等机制。下面给出一个经过简化的内存地址翻译示意图，虽然经过了简化，但是基本原理与现代计算机真实的情况的一致的。
2.1.3 内存页与磁盘页
我们知道一般将内存看做磁盘的的缓存，有时MMU在工作时，会发现页表表明某个内存页不在物理内存中，此时会触发一个缺页异常（Page Fault），此时系统会到磁盘中相应的地方将磁盘页载入到内存中，然后重新执行由于缺页而失败的机器指令。关于这部分，因为可以看做对malloc实现是透明的，所以不再详细讲述，有兴趣的可以参考《深入理解计算机系统》相关章节。
最后附上一张在维基百科找到的更加符合真实地址翻译的流程供大家参考，这张图加入了TLB和缺页异常的流程（图片来源页）。
2.2 Linux进程级内存管理
2.2.1 内存排布
明白了虚拟内存和物理内存的关系及相关的映射机制，下面看一下具体在一个进程内是如何排布内存的。
以Linux 64位系统为例。理论上，64bit内存地址可用空间为0x0000000000000000 ~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF，这是个相当庞大的空间，Linux实际上只用了其中一小部分（256T）。
根据Linux内核相关文档描述，Linux64位操作系统仅使用低47位，高17位做扩展（只能是全0或全1）。所以，实际用到的地址为空间为0x0000000000000000 ~ 0x00007FFFFFFFFFFF和0xFFFF800000000000 ~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF，其中前面为用户空间（User Space），后者为内核空间（Kernel Space）。图示如下：
对用户来说，主要关注的空间是User Space。将User Space放大后，可以看到里面主要分为如下几段：
Code：这是整个用户空间的最低地址部分，存放的是指令（也就是程序所编译成的可执行机器码）
Data：这里存放的是初始化过的全局变量
BSS：这里存放的是未初始化的全局变量
Heap：堆，这是我们本文重点关注的地方，堆自低地址向高地址增长，后面要讲到的brk相关的系统调用就是从这里分配内存
Mapping Area：这里是与mmap系统调用相关的区域。大多数实际的malloc实现会考虑通过mmap分配较大块的内存区域，本文不讨论这种情况。这个区域自高地址向低地址增长
Stack：这是栈区域，自高地址向低地址增长
下面我们主要关注Heap区域的操作。对整个Linux内存排布有兴趣的同学可以参考其它资料。
2.2.2 Heap内存模型
一般来说，malloc所申请的内存主要从Heap区域分配（本文不考虑通过mmap申请大块内存的情况）。
由上文知道，进程所面对的虚拟内存地址空间，只有按页映射到物理内存地址，才能真正使用。受物理存储容量限制，整个堆虚拟内存空间不可能全部映射到实际的物理内存。Linux对堆的管理示意如下：
Linux维护一个break指针，这个指针指向堆空间的某个地址。从堆起始地址到break之间的地址空间为映射好的，可以供进程访问；而从break往上，是未映射的地址空间，如果访问这段空间则程序会报错。
2.2.3 brk与sbrk
由上文知道，要增加一个进程实际的可用堆大小，就需要将break指针向高地址移动。Linux通过brk和sbrk系统调用操作break指针。两个系统调用的原型如下：
int brk(void *addr);
void *sbrk(intptr_t increment);
brk将break指针直接设置为某个地址，而sbrk将break从当前位置移动increment所指定的增量。brk在执行成功时返回0，否则返回-1并设置errno为ENOMEM；sbrk成功时返回break移动之前所指向的地址，否则返回(void *)-1。
一个小技巧是，如果将increment设置为0，则可以获得当前break的地址。
另外需要注意的是，由于Linux是按页进行内存映射的，所以如果break被设置为没有按页大小对齐，则系统实际上会在最后映射一个完整的页，从而实际已映射的内存空间比break指向的地方要大一些。但是使用break之后的地址是很危险的（尽管也许break之后确实有一小块可用内存地址）。
2.2.4 资源限制与rlimit
系统对每一个进程所分配的资源不是无限的，包括可映射的内存空间，因此每个进程有一个rlimit表示当前进程可用的资源上限。这个限制可以通过getrlimit系统调用得到，下面代码获取当前进程虚拟内存空间的rlimit：
int main() {
struct rlimit *limit = (struct rlimit *)malloc(sizeof(struct rlimit));
getrlimit(RLIMIT_AS, limit);
printf("soft limit: %ld, hard limit: %ld\n", limit->rlim_cur, limit->rlim_max);
}
其中rlimit是一个结构体：
struct rlimit {
rlim_t rlim_cur; /* Soft limit */
rlim_t rlim_max; /* Hard limit (ceiling for rlim_cur) */
};
每种资源有软限制和硬限制，并且可以通过setrlimit对rlimit进行有条件设置。其中硬限制作为软限制的上限，非特权进程只能设置软限制，且不能超过硬限制。
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