内容主要出自《The C Programming Language》一书，不得不说这是一本程序员必读的书，我大二读了前面几章就扔到一边了，直到最近才又拿起来再读，找不到言语来形容我现在后悔的心情....读的时候发现书中有好几处写错的地方，可能是我的版本比较旧的原因吧，我在文章中都改了过来。
先贴上所有的代码然后再根据书中的解释细致的分析，建议最好把代码手敲一遍，理解会更深刻。
typedef long Align;/*用于保证最受限类型可以对齐*/
union header{ /*头部*/
struct{
union header *ptr; /*下一个空闲块的指针*/
unsigned size; /*块的大小,空闲块被要求是头部长度的整倍数，size就是这个倍数，所以空闲块的实际长度是size*sizeof(header)*/
}s;
Align x;
};
typedef union header Header;
static Header base; /*空的空闲块链表*/
static Header *freep = NULL; /*指向空闲块链表的当前节点*/ Header *morecore(unsigned); /*当malloc函数无法分配合适的存储空间时，morecore方法会向系统申请更多存储空间*/
void free(void *);/*free方法用于释放malloc函数分配的内存空间，并将适当的空闲块合并成大块，减少碎片*/ void *malloc(unsigned nbytes)
{
Header *p,*prevp;
unsigned nunits;
nunits = (nbytes+sizeof(Header)-)/sizeof(header)+;/*实际长度要比申请的大1，因为要考虑头部*/
if((prevp = freep)== NULL){ /*还没有初始化空闲块*/
base.s.ptr = freep = prevp = &base;
base.s.size = ;
}
for(p = prevp->s.ptr;;prevp = p,p=p->s.ptr){
if (p->s.size >= nunits) {/*该块足够大*/
if (p->s.size == nunits) {/*大小正好*/
prevp->s.ptr = p->s.ptr;
}else{ /*当大于时，将尾部的足够大的块返回*/
p->s.size -= nunits;
p += p->s.size;
p->s.size = nunits;
}
freep = prevp;
return (void *)(p+);
}
if (p==freep) {
if ((p = morecore(nunits)) == NULL) {
return NULL;
}
}
}
} #define NALLOC 1024
Header* morecore(unsigned nu)
{
char *cp,*sbrk(int);
Header *up;
if (nu<NALLOC) {
nu = NALLOC;
}
cp = sbrk(nu*sizeof(Header));
if (cp == (char*)-) {
return NULL;
}
up = (Header*)cp;
up->s.size = nu;
free((void*)(up+));
return freep;
} void free(void *ap)
{
Header *bp,*p;
bp = (Header*)ap -;/*bp是要被释放内存的头部的指针*/
for (p = freep; !(bp>p&&bp<p->s.ptr); p = p->s.ptr) {/*从当前空闲块开始寻找bp是否位于p和p的下一个块空闲块之间*/
if (p>=p->s.ptr&&(bp>p||bp<p->s.ptr)) {/*当p>=p->s.ptr时，p位于链表的尾部，p->s.ptr位于链表的头部*/
break;
}
}
if (bp+bp->s.size == p->s.ptr) {/*如果bp与后面的块相邻就合并了两个块*/
bp->s.size += p->s.ptr->s.size;
}else{
bp->s.ptr = p->s.ptr;
}
if (p+p->s.size == bp) {/*如果bp与前面的空闲块相邻就合并两个块*/
p->s.size += bp->s.size;
p->s.ptr = bp->s.ptr;
}else{
p->s.ptr = bp;
}
freep = p;
}
malloc函数管理着一些空闲存储空间，这些空间不一定是连续的，而是以空闲块链表的方式组织的，每个块包含一个长度、一个指向下一个空闲块的指针以及一个指向自身存储空间的指针。这些空闲块按照存储地址的升序组织，最后一块指向第一块。
当调用malloc函数申请空间时，malloc将扫描空闲块链表，直到找到一个足够大的块为止。该算法称为“首次适应”，与之相对的算法是“最佳适应”，它寻找满足条件的最小块。如果该块恰好与请求的大小相符合，则将它从链表中移走并返回给用户。如果该块太大，则将它分成两部分：大小合适的块返回给用户，剩下的部分留在空闲块链表中。如果找不到一个足够大的块，则向操作系统申请一个大块并加入到空闲块链表中。
释放过程也是首先搜索空闲块链表，以找到可以插入被释放块的合适位置。如果与被释放块相邻的一边是一个空闲块，则将这两个块合成一个更大的块，这样存储空间不会有太多的碎片。因为空闲块链表是以地址的递增顺序链接在一起的，所以很容易判断相邻的块是否空闲。malloc函数返回的存储空间要满足将要保存的对象的对齐要求。虽然及其类型各异，但是，每个特定的机器都一个最受限的类型：如果最受限的类型可以存储在某个特定的地址中，则其它所有的类型也可以存放在此地址中。在某些机器中，最受限的类型是double类型；而在另外一些机器中，最受限的类型是int或long类型。
位于块开始处的控制信息被称为“头部”，为了简化块的对齐，所有块的大小都必须是头部大小的整数倍，且头部已正确地对齐。这是通过一个联合实现的，该联合包含所需的头部结构以及一个对齐要求最受限的类型的实例，在下面这段程序中，我们假定long类型为最受限的类型：
typedef long Align;/*用于保证最受限类型可以对齐*/
union header{ /*头部*/
struct{
union header *ptr; /*下一个空闲块的指针*/
unsigned size; /*块的大小,空闲块被要求是头部长度的整倍数，size就是这个倍数，所以空闲块的实际长度是size*sizeof(header)*/
}s;
Align x;
};
typedef union header Header;
在该联合中，Align字段永远不会被使用，它仅仅用于强制每个头部在最坏的情况下满足对齐要求。在malloc函数中，请求的长度（以字符为单位）将被舍入，以保证它是头部大小的整数倍。实际分配的块将多包含一个单元，用于头部本身。实际分配的块的大小将被记录在头部的size字段中。malloc函数返回的指针将指向空闲空间，而不是头部的块。用户可对获得的存储空间进行任何操作，但是，如果在分配的存储空间之外写入数据，则可能会破坏块链表。
其中的size字段是必须的，因为由malloc函数控制的块不一定是连续的，这样就不可能通过指针算术运算计算其大小。
static Header base; /*空的空闲块链表*/
static Header *freep = NULL; /*指向空闲块链表的当前节点*/ Header *morecore(unsigned); /*当malloc函数无法分配合适的存储空间时，morecore方法会向系统申请更多存储空间*/
void free(void *);/*free方法用于释放malloc函数分配的内存空间，并将适当的空闲块合并成大块，减少碎片*/ void *malloc(unsigned nbytes)
{
Header *p,*prevp;
unsigned nunits;
nunits = (nbytes+sizeof(Header)-)/sizeof(header)+;/*实际长度要比申请的大1，因为要考虑头部*/
if((prevp = freep)== NULL){ /*还没有初始化空闲块*/
base.s.ptr = freep = prevp = &base;
base.s.size = ;
}
for(p = prevp->s.ptr;;prevp = p,p=p->s.ptr){
if (p->s.size >= nunits) {/*该块足够大*/
if (p->s.size == nunits) {/*大小正好*/
prevp->s.ptr = p->s.ptr;
}else{ /*当大于时，将尾部的足够大的块返回*/
p->s.size -= nunits;
p += p->s.size;
p->s.size = nunits;
}
freep = prevp;
return (void *)(p+);
}
if (p==freep) {
if ((p = morecore(nunits)) == NULL) {
return NULL;
}
}
}
}
base表示空闲块链表的头部。第一次调用malloc函数时，freep为NULL，系统将创建一个退化的空闲块链表，它只包含一个大小为0的块，且该块指向它自己。任何情况下，当请求空闲空间时，都将搜索空闲块链表。搜索从上一次找到空闲块的地方（freep）开始。该策略可以保证链表是均匀的。如果找到的块太大，则将其尾部返回给用户，这样，初始块的头部只需要修改size字段即可。在任何情况下，返回给用户的指针都指向块内的空闲存储空间，即比指向头部的指针大一个单元。
#define NALLOC 1024
Header* morecore(unsigned nu)
{
char *cp,*sbrk(int);
Header *up;
if (nu<NALLOC) {
nu = NALLOC;
}
cp = sbrk(nu*sizeof(Header));
if (cp == (char*)-) {
return NULL;
}
up = (Header*)cp;
up->s.size = nu;
free((void*)(up+));
return freep;
}
函数morecore用于向操作系统请求存储空间，其实现细节因系统的不同而不同。因为向系统请求存储空间是一个开销很大的操作，因此，我们不希望每次调用malloc函数时都执行该操作，基于这个考虑，morecore函数请求至少NALLOC个单元。这个较大的块将根据需要分成较小的块。在设置完size字段之后，morecore函数调用free函数把多余的存储空间插入到空闲区域中。UNIX系统调用sbrk(n)返回一个指针，该指针指向n个字节的存储空间。如果没有空闲空间，尽管返回NULL可能更好一些，但sbrk调用返回-1.必须将-1强制转换为char*类型，以便与返回值进行比较。而且，强制类型转换使得该函数不会受不同机器中指针表示的不同的影响。但是，这里仍然假定，由sbrk调用返回的指向不同块的多个指针之间可以进行有意义的比较。ANSI标准并没有保证这一点，它只允许指向同一个数组的指针间的比较。因此，只有在一般指针间的比较操作有意义的机器上，该版本的malloc函数才能够移植。
void free(void *ap)
{
Header *bp,*p;
bp = (Header*)ap -;/*bp是要被释放内存的头部的指针*/
for (p = freep; !(bp>p&&bp<p->s.ptr); p = p->s.ptr) {/*从当前空闲块开始寻找bp是否位于p和p的下一个块空闲块之间*/
if (p>=p->s.ptr&&(bp>p||bp<p->s.ptr)) {/*当p>=p->s.ptr时，p位于链表的尾部，p->s.ptr位于链表的头部*/
break;
}
}
if (bp+bp->s.size == p->s.ptr) {/*如果bp与后面的块相邻就合并了两个块*/
bp->s.size += p->s.ptr->s.size;
}else{
bp->s.ptr = p->s.ptr;
}
if (p+p->s.size == bp) {/*如果bp与前面的空闲块相邻就合并两个块*/
p->s.size += bp->s.size;
p->s.ptr = bp->s.ptr;
}else{
p->s.ptr = bp;
}
freep = p;
}
我们最后来看一下free函数。它从freep指向的地址开始，逐个扫描空闲块链表，寻找可以插入空闲块的地方。该位置可能在两个空闲块之间，也可能在链表的末尾。在任何一种情况下，如果被释放的块与另一空闲块相邻，则将这两个块合并起来。合并两个块的操作很简单，只需要设置指针指向正确的位置，并设置正确的块大小就可以了。虽然存储分配从本质上是与机器相关的，但是，以上的代码说明了如何控制与具体机器相关的部分，并将这部分程序控制到最少量。typedef和union的使用解决了地址的对齐(假定sbrk返回的是合适的指针)问题。类型的强制转换使得指针的转换是显式进行的，这样做甚至可以处理设计不够好的系统接口问题。虽然这里所讲的内容只涉及到存储分配，但是，这种通用方法也适用于其它情况。