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本文分为三个等级自顶向下地分析了glibc中内存分配与回收的过程。本文不过度关注细节，因此只是分别从arena层次、bin层次、chunk层次进行图解，而不涉及有关指针的具体操作。
在展开本文之前，先解释一下本文中会提到的三个重要概念：arena，bin，chunk。三者在逻辑上的蕴含关系一般如下图所示（图中的chunk严格来说应该是Free Chunk）。
三者概念的解释如下：
arena：通过sbrk或mmap系统调用为线程分配的堆区，按线程的类型可以分为2类：
main arena：主线程建立的arena；
thread arena：子线程建立的arena；
chunk：逻辑上划分的一小块内存，根据作用不同分为4类：
Allocated chunk：即分配给用户且未释放的内存块；
Free chunk：即用户已经释放的内存块；
Top chunk
Last Remainder chunk
bin：一个用以保存Free chunk链表的表头信息的指针数组，按所悬挂链表的类型可以分为4类:
Fast bin
Unsorted bin
Small bin
Large bin
在这里读者仅需明白arena的等级大于bin的等级大于(free)chunk的等级即可，即A>B>C。
tips:
实际内存中，main arena和thread arena的图示如下（单堆段）。
其中malloc_state的数据结构描述在源代码中发现该数据结构中保存着fastbinsY、top、last_remainder、bins这四个分别表示Fast bin、Top chunk、Last Remainder chunk、bins（Unsorted bin、 Small bin、Large bin）的数据。
此处从Arena的层次分析内存分配与回收的过程。
main arena中的内存申请的流程如下图所示：
第一次申请
根据申请内存空间大小是否达到mmap这一系统调用的分配阈值，决定是使用sbrk系统调用 还是mmap系统调用申请堆区。一般分配的空间比申请的要大，这样可以减少后续申请中向操作系统申请内存的次数。
举例而言，用户申请1000字节的内存，实际会通过sbrk系统调用产生132KB的连续堆内存区域。
然后将用户申请大小的内存返回。（本例中将返回1000字节的内存。）
后续申请
根据arena中剩余空间的大小决定是继续分配还是扩容，其中包含扩容部分的为top chunk。
然后将用户申请大小的内存返回。
tips：top chunk不属于任何bin！只有free chunk依附于bin！分配阈值具有默认值，但会动态调整；扩容具体过程见库函数sYSMALLOc 。
thread arena中的内存申请的流程如下图所示：
其流程类似于main arena的，区别在于thread arena的堆内存是使用mmap系统调用产生的，而非同主线程一样可能会使用sbrk系统调用。
tips：Arena的数量与线程之间并不一定是一一映射的关系。如，在32位系统中有着“ Number of arena = 2 * number of cores + 1”的限制。
内存回收
线程释放的内存不会直接返还给操作系统，而是返还给’glibc malloc’。
此处从bin的层次分析内存分配与回收的过程。考虑到内存回收的过程比内存分配的过程要复杂，因此这里先分析内存回收的过程，再分析内存分配的过程。
内存回收的流程如下图所示：
bin可以分为4类：Fast bin、Unsorted bin、Small bin和 Large bin。保存这些bin的数据结构为fastbinsY以及bins：
fastbinsY：用以保存fast bins。（可索引大小16~64B的内存块）
bins：用以保存unsorted、small以及large bins，共计可容纳126个：
Bin 1 – unsorted bin
Bin 2 to Bin 63 – small bin(可索引大小<512B的内存块)
Bin 64 to Bin 126 – large bin（可索引大小≥512B的内存块）
在内存被释放的时候，被释放内存块会根据其大小而被添加入对应的bin中：
16~64B的内存块会被添加入fastbinY中
samll及large的会添加在bins中的unsorted bins中。
tips：small bins和large bins中索引的内存块是在内存分配的过程中被添加在相应的bin中的。
内存分配的流程如下图所示：
我们知道，内存分配的最终目的在于分配出合适大小的内存块返回给用户。在实现中即为在bin或top chunk中找到（并分割出）所需内存块，其检索的优先级从高到低分别是：
fastbinY
small bins
unsorted bins
large bins
top bins
tips： Fast bin、Unsorted bin、Small bin和 Large bin中保存的都是用户曾经释放的内存块（可能经过合并）；top chunk包含Arena扩容的部分，不属于任何bin！
本文不过度关注操作细节，因此有关内存回收的过程就不赘述了。下图即内存分配的详细过程图：
tips：保存或新窗口打开图片可以查看原图。
具体分配说明参见下列引用内容：
1、获取分配区的锁，为了防止多个线程同时访问同一个分配区，在进行分配之前需要取得分配区域的锁。线程先查看线程私有实例中是否已经存在一个分配区，如果存在尝试对该分配区加锁，如果加锁成功，使用该分配区分配内存，否则，该线程搜索分配区循环链表试图获得一个空闲（没有加锁）的分配区。如果所有的分配区都已经加锁，那么ptmalloc会开辟一个新的分配区，把该分配区加入到全局分配区循环链表和线程的私有实例中并加锁，然后使用该分配区进行分配操作。开辟出来的新分配区一定为非主分配区，因为主分配区是从父进程那里继承来的。开辟非主分配区时会调用mmap()创建一个sub-heap，并设置好top chunk。
2、将用户的请求大小转换为实际需要分配的chunk空间大小。
3、判断所需分配chunk的大小是否满足chunk_size <= max_fast (max_fast 默认为 64B)，如果是的话，则转下一步，否则跳到第5步。
4、首先尝试在fast bins中取一个所需大小的chunk分配给用户。如果可以找到，则分配结束。否则转到下一步。
5、判断所需大小是否处在small bins中，即判断chunk_size < 512B是否成立。如果chunk大小处在small bins中，则转下一步，否则转到第6步。
6、根据所需分配的chunk的大小，找到具体所在的某个small bin，从该bin的尾部摘取一个恰好满足大小的chunk。若成功，则分配结束，否则，转到下一步。
7、到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者small bins中找不到合适的 chunk。于是，ptmalloc首先会遍历fast bins中的chunk，将相邻的chunk进行合并，并链接到unsorted bin中，然后遍历unsorted bin中的chunk，如果unsorted bin只有一个chunk，并且这个chunk在上次分配时被使用过，并且所需分配的chunk大小属于small bins，并且chunk的大小大于等于需要分配的大小，这种情况下就直接将该chunk进行切割，分配结束，否则将根据chunk的空间大小将其放入small bins或是large bins中，遍历完成后，转入下一步。
8、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fast bins和unsorted bin中所有的chunk都清除干净了。从large bins中按照“smallest-first，best-fit”原则，找一个合适的 chunk，从中划分一块所需大小的chunk，并将剩下的部分链接回到bins中。若操作成功，则分配结束，否则转到下一步。
9、如果搜索fast bins和bins都没有找到合适的chunk，那么就需要操作top chunk来进行分配了。判断top chunk大小是否满足所需chunk的大小，如果是，则从top chunk中分出一块来。否则转到下一步。
10、到了这一步，说明top chunk也不能满足分配要求，所以，于是就有了两个选择: 如果是主分配区，调用sbrk()，增加top chunk大小；如果是非主分配区，调用mmap来分配一个新的sub-heap，增加top chunk大小；或者使用mmap()来直接分配。在这里，需要依靠chunk的大小来决定到底使用哪种方法。判断所需分配的chunk大小是否大于等于 mmap分配阈值，如果是的话，则转下一步，调用mmap分配，否则跳到第12步，增加top chunk 的大小。
11、使用mmap系统调用为程序的内存空间映射一块chunk_size align 4kB大小的空间。然后将内存指针返回给用户。
12、判断是否为第一次调用malloc，若是主分配区，则需要进行一次初始化工作，分配一块大小为(chunk_size + 128KB) align 4KB大小的空间作为初始的heap。若已经初始化过了，主分配区则调用sbrk()增加heap空间，分主分配区则在top chunk中切割出一个chunk，使之满足分配需求，并将内存指针返回给用户。
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