此时heap内存布局如下：

  此次申请100K的内存，但是top chunk大小为0x7fe0（31K多），也就是top chunk不能满足分配需求。由于是在主arena，因此调用sbrk()函数，增加top chunk的大小。这里增加的大小为200KB

4、释放ptr1内存。

       free释放的内存不会立马归还给系统，而是标记为free chunk，ptmalloc会统一管理free chunk，当下次请求分配内存时，会首先试图从free chunk中选择一个，这样就避免了频繁的系统调用。一个free chunk的布局如下：

       Ptmalloc将相似大小的free chunk用双向链表链接在一起，这样的一个链表称为bin。Ptmalloc一共维护了128个bin，并使用一维数组来存储这些bin。根据chunk size大小的不同，bin分为以下几种：fast bin，unsorted bin，small bin和large bin。

◆fast bin

  程序在运行过程中可能会频繁的申请和释放一些小内存，为了提高效率，ptmalloc引入了fast bin，小于等于max_fast(默认值64Byte)的allocated chunk被释放后，会放到fast bin中，fast bin中的chunk不改变P标志位，这样就不会将它们合并。当需要分配的内存小于等于max_fast时，会首先从fast bin中选择空闲块。

◆unsorted bin

       unsorted bin是一维数组中第一个bin，如果用户释放的chunk大于max_fast，或者fast bin中的空闲chunk合并后，都是会放在unsorted bin中。在申请内存时，如果fast bin中没有找到合适的chunk，就会接着在unsorted bin中查找空闲的chunk。

◆small bin

  一维数组中bit1~bit63的62个bin称为small bins，这些bin的chunk size小于512Byte。一个small bin中的chunk大小相同，两个相邻的bin的chunk大小相差8byte。第一个small bin的chunk大小为16byte，第二个small bin大小为24字节，以此类推最后一个small bin的chunk大小为504byte。

      small bin中最后free的chunk被链接到链表的头部，则申请chunk则是从链表的尾部开始，因此链表中的chunk都有机会被ptmalloc选择分配。当free一个chunk的时候检查相邻的chunk是否是free chunk，如果是free的，就合并成一个更大的chunk，并将此chunk插入到unsorted bin链表的头部。

◆large bin

  一维数组中small bins之后的就是large bin，这些bin的chunk size大于等于512Byte。

      large bin中的chunk内存分配和释放比small bins中的要慢。large bins包含63个bin，每一个bin都是一个双链表，可以在large bin的任何位置（头部，尾部或者中间）添加或移除chunk。

      63个large bin具体是如下情况：

Ⅰ)一维数组中bit64~bit95的32个bin，每个bin的chunk size大小都有64bytes的偏差范围，第一个large bin大小为512~568bytes，第二个large bin大小为568~632bytes，其余的以此类推。

Ⅱ)16个bin，其中每个bin双链表上的chunk大小偏差范围为512bytes。

Ⅲ)8个bin，其中每个bin双链表上的chunk大小偏差范围为4096bytes。

Ⅳ)4个bin，其中每个bin双链表上的chunk大小偏差范围为32768bytes。

Ⅴ)2个bin，其中每个bin双链表上的chunk大小偏差范围为262144bytes。

Ⅵ)1个bin，chunk大小为除上述大小外。

      large bin双链表上的每个chunk大小可能是不同的，它们是按降序排列的，大的chunk排在链表的前面，小的chunk排在链表的后面。分配内存时从bin的链表的尾部往头部遍历，直到找到等于或者接近所请求的内存大小的chunk，此chunk会分割成两部分：一部分满足分配请求，chunk剩下的部分将加入到unsorted bin中。如果此bin的头部的chunk大小比所请求的内存都小，那就从相邻的下一个large bin中查找。如果遍历了所有的large bin都没有找到满足请求的chunk，那么就会使用top chunk满足分配请求。

  根据上述的分析ptr1在free之后会放入unsorted bin中。从下图可以看到大小为0x19010的free chunk放在了unsorted bin中。

此时heap内存布局如下：

  此free chunk不与top chunk相邻，且chunk size > max_fast，因此直接放入unsorted bin，不做其他，free直接返回。

5、释放ptr2内存。

      ptr2释放后也会标记为free chunk，放入unsorted bin中，它会与之前的ptr1的free chunk合并，合并后的大小为0x19010+0x19010=0x32020。

  此时heap内存布局如下：

  此free chunk不与top chunk相邻，free直接返回。

6、释放ptr3内存。

      ptr3释放后heap内存布局如下：

      free chunk与top chunk相邻，则无论free chunk多大，都将与top chunk合并。合并之后的top chunk大小为0x66f000 - 0x603000 = 432KB大于FASTRBIN_CONSOLIDATION_THRESHOLD（默认64KB），则会触发进行fastbin的合并操作，遍历fastbin中的chunk，并与相邻的chunk合并，合并之后的chunk将会被放到unsorted bin。此时fastbin的情况如下：

      fastbin中10个bin链表都未空，没有需要进行合并的。接下来看top chunk的大小是否大于mmap收缩阈值(默认128KB)，此时是大于阈值的且位于main arena，因此会释放top chunk的一部分回操作系统。最先分配的128KB内存空间是不会释放的，ptmalloc会一直管理这片空间，用户满足后面的内存分配请求。

  此时heap内存布局如下：

言归正传，回到频繁的malloc/free对系统性能的影响。这里有两个方面可以考虑：

◆少用或不使用mmap

      mmap系统调用较之brk系统调用来说，首先在分配内存时mmap比brk耗时。其次mmap分配的映射区虚拟内存每次free都是调用munmap函数，会释放掉虚拟内存和物理内存，而brk分配的heap内存在free时则可以做到不是立即释放，这样可以重复使用，会减少minor falut。

      Glibc提供有M_MMAP_MAX选项可以设置进程调用mmap分配的内存块的最大限制。设置为0，就不会使用mmap分配大块内存。

mallopt(M_MMAP_MAX, 0);

 

◆重复使用空闲的chunk内存

  在前面讲到malloc会从top chunk中分配内存，如果free之后free chunk大小加上前后能合并的chunk大于64KB，并且top chunk的大小达到收缩阈值，就会分配一部分内存给操作系统，可以设置M_TRIM_THRESHOLD的值为-1，关闭内存自动收缩，这样就可以重复使用。

mallopt(M_TRIM_THRESHOLD,-1);