特此声明：本文参照了另外一篇文章和一个帖子，再结合自己的理解总结了malloc()函数的实现机制。
我们经常会在C程序中调用malloc()函数动态分配一块连续的内存空间并使用它们。那么，这些用户空间发生的事会引发内核空间什么样的反应呢？
malloc()是一个API，这个函数在库中封装了系统调用brk。因此如果调用malloc，那么首先会引发brk系统调用执行的过程。brk()在内核中对应的系统调用服务例程为SYSCALL_DEFINE1(brk,
unsigned long, brk)，参数brk用来指定heap段新的结束地址，也就是重新指定mm_struct结构中的brk字段。
brk系统调用服务例程首先会确定heap段的起始地址min_brk，然后再检查资源的限制问题。接着，将新老heap地址分别按照页大小对齐，对齐后的地址分别存储在newbrk和okdbrk中。
brk()系统调用本身既可以缩小堆大小，又可以扩大堆大小。缩小堆这个功能是通过调用do_munmap()完成的。如果要扩大堆的大小，那么必须先通过find_vma_intersection()检查扩大以后的堆是否与已经存在的某个虚拟内存重合，如何重合则直接退出。否则，调用do_brk()进行接下来扩大堆的各种工作。
SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long, brk)
{
unsigned long rlim, retval;
unsigned long newbrk, oldbrk;
struct mm_struct *mm = current->mm;
unsigned long min_brk;
down_write(&mm->mmap_sem);
#ifdef CONFIG_COMPAT_BRK
min_brk = mm->end_code;
#else
min_brk = mm->start_brk;
#endif
if (brk < min_brk)
goto out;
rlim = rlimit(RLIMIT_DATA);
if (rlim < RLIM_INFINITY && (brk - mm->start_brk) +
(mm->end_data - mm->start_data) > rlim)
newbrk = PAGE_ALIGN(brk);
oldbrk = PAGE_ALIGN(mm->brk);
if (oldbrk == newbrk)
goto set_brk;
if (brk brk) {
if (!do_munmap(mm, newbrk, oldbrk-newbrk))
goto set_brk;
goto out;
}
if (find_vma_intersection(mm, oldbrk, newbrk+PAGE_SIZE))
goto out;
if (do_brk(oldbrk, newbrk-oldbrk) != oldbrk)
goto out;
set_brk:
mm->brk = brk;
out:
retval = mm->brk;
up_write(&mm->mmap_sem);
return retval;
}
brk系统调用服务例程最后将返回堆的新结束地址。
用户进程调用malloc()会使得内核调用brk系统调用服务例程，因为malloc总是动态的分配内存空间，因此该服务例程此时会进入第二条执行路径中，即扩大堆。do_brk()主要完成以下工作：
1.通过get_unmapped_area()在当前进程的地址空间中查找一个符合len大小的线性区间，并且该线性区间的必须在addr地址之后。如果找到了这个空闲的线性区间，则返回该区间的起始地址，否则返回错误代码-ENOMEM；
2.通过find_vma_prepare()在当前进程所有线性区组成的红黑树中依次遍历每个vma，以确定上一步找到的新区间之前的线性区对象的位置。如果addr位于某个现存的vma中，则调用do_munmap()删除这个线性区。如果删除成功则继续查找，否则返回错误代码。
3.目前已经找到了一个合适大小的空闲线性区，接下来通过vma_merge()去试着将当前的线性区与临近的线性区进行合并。如果合并成功，那么该函数将返回prev这个线性区的vm_area_struct结构指针，同时结束do_brk()。否则，继续分配新的线性区。
4.接下来通过kmem_cache_zalloc()在特定的slab高速缓存vm_area_cachep中为这个线性区分配vm_area_struct结构的描述符。
5.初始化vma结构中的各个字段。
6.更新mm_struct结构中的vm_total字段，它用来同级当前进程所拥有的vma数量。
7.如果当前vma设置了VM_LOCKED字段，那么通过mlock_vma_pages_range()立即为这个线性区分配物理页框。否则，do_brk()结束。
可以看到，do_brk()主要是为当前进程分配一个新的线性区，在没有设置VM_LOCKED标志的情况下，它不会立刻为该线性区分配物理页框，而是通过vma一直将分配物理内存的工作进行延迟，直至发生缺页异常。
经过上面的过程，malloc()返回了线性地址，如果此时用户进程访问这个线性地址，那么就会发生缺页异常（Page Fault）。整个缺页异常的处理过程非常复杂，我们这里只关注与malloc()有关的那一条执行路径。
当CPU产生一个异常时，将会跳转到异常处理的整个处理流程中。对于缺页异常，CPU将跳转到page_fault异常处理程序中。异常处理程序会调用do_page_fault()函数，该函数通过读取CR2寄存器获得引起缺页的线性地址，通过各种条件判断以便确定一个合适的方案来处理这个异常。
do_page_fault()函数：
该函数通过各种条件来检测当前发生异常的情况，但至少do_page_fault()会区分出引发缺页的两种情况：由编程错误引发异常，以及由进程地址空间中还未分配物理内存的线性地址引发。对于后一种情况，通常还分为用户空间所引发的缺页异常和内核空间引发的缺页异常。
内核引发的异常是由vmalloc()产生的，它只用于内核空间内存的分配。显然，我们这里需要关注的是用户空间所引发的异常情况。这部分工作从do_page_fault()中的good_area标号处开始执行，主要通过handle_mm_fault()完成。
dotraplinkage void __kprobes do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
{
…… ……
good_area:
write = error_code & PF_WRITE;
if (unlikely(access_error(error_code, write, vma))) {
bad_area_access_error(regs, error_code, address);
return;
}
fault = handle_mm_fault(mm, vma, address, write ? FAULT_FLAG_WRITE : 0);
}
handle_mm_fault()函数：
该函数的主要功能是为引发缺页的进程分配一个物理页框，它先确定与引发缺页的线性地址对应的各级页目录项是否存在，如何不存在则分进行分配。具体如何分配这个页框是通过调用handle_pte_fault()完成的。
int handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, unsigned int flags)
{
pgd_t *pgd;
pud_t *pud;
pmd_t *pmd;
pte_t *pte;
…… ……
pgd = pgd_offset(mm, address);
pud = pud_alloc(mm, pgd, address);
if (!pud)
return VM_FAULT_OOM;
pmd = pmd_alloc(mm, pud, address);
if (!pmd)
return VM_FAULT_OOM;
pte = pte_alloc_map(mm, pmd, address);
if (!pte)
return VM_FAULT_OOM;
return handle_pte_fault(mm, vma, address, pte, pmd, flags);
}
handle_pte_fault()函数：
该函数根据页表项pte所描述的物理页框是否在物理内存中，分为两大类：
请求调页：被访问的页框不再主存中，那么此时必须分配一个页框。
写时复制：被访问的页存在，但是该页是只读的，内核需要对该页进行写操作，此时内核将这个已存在的只读页中的数据复制到一个新的页框中。
用户进程访问由malloc()分配的内存空间属于第一种情况。对于请求调页，handle_pte_fault()仍然将其细分为三种情况：
1.如果页表项确实为空（pte_none(entry)），那么必须分配页框。如果当前进程实现了vma操作函数集合中的fault钩子函数，那么这种情况属于基于文件的内存映射，它调用do_linear_fault()进行分配物理页框。否则，内核将调用针对匿名映射分配物理页框的函数do_anonymous_page()。
2.如果检测出该页表项为非线性映射（pte_file(entry)），则调用do_nonlinear_fault()分配物理页。
3.如果页框事先被分配，但是此刻已经由主存换出到了外存，则调用do_swap_page()完成页框分配。
由malloc分配的内存将会调用do_anonymous_page()分配物理页框。
static inline int handle_pte_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, pte_t *pte, pmd_t *pmd, unsigned int flags)
{
…… ……
if (!pte_present(entry)) {
if (pte_none(entry)) {
if (vma->vm_ops) {
if (likely(vma->vm_ops->fault))
return do_linear_fault(mm, vma, address,
pte, pmd, flags, entry);
}
return do_anonymous_page(mm, vma, address,
pte, pmd, flags);
}
if (pte_file(entry))
return do_nonlinear_fault(mm, vma, address,
pte, pmd, flags, entry);
return do_swap_page(mm, vma, address,
pte, pmd, flags, entry);
}
…… ……
}
do_anonymous_page()函数：
此时，缺页异常处理程序终于要为当前进程分配物理页框了。它通过alloc_zeroed_user_highpage_movable()来完成这个过程。我们层层拨开这个函数的外衣，发现它最终调用了alloc_pages()。
static int do_anonymous_page(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
unsigned long address, pte_t *page_table, pmd_t *pmd,
unsigned int flags)
{
…… ……
if (unlikely(anon_vma_prepare(vma)))
goto oom;
page = alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, address);
if (!page)
goto oom;
…… ……
}
经过这样一个复杂的过程，用户进程所访问的线性地址终于对应到了一块物理内存。
下面附上我自认为比较完善的malloc()和free()函数源代码：
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
//块首
union header
{
struct{
union header *next;//指向下一空闲快的指针
unsigned int size;//空闲块的大小
}s;
long x;//对齐
};
typedef union header Header;
#define NALLOC 1024;//请求的最小单位数，每页大小为1KB
static Header* moreSys(unsigned int num);//向系统申请一块内存
void* userMalloc(unsigned int nbytes);//从用户管理区申请内存
void userFree(void *ap);//释放内存，放入到用户管理区
static Header base;//定义空闲链表头
static Header *free_list = NULL;//空闲链表的起始查询指针
void* userMalloc(unsigned int nbytes)
{
Header *p;
Header *prev;
unsigned int unitNum;
//将申请的字节数nbytes转换成unitNum个块首单位，多计算一个作为管理块首
unitNum = (nbytes + sizeof(Header) - 1)/sizeof(Header) + 1;
if ((prev = free_list) == NULL)//如果无空闲链表，定义空闲链表
{
base.s.next = free_list = prev = &base;
base.s.size = 1;
}
for (p = prev->s.next; ; p = p->s.next, prev = p)
{
if (p->s.size >= unitNum)//空闲块足够大
{
if (p->s.size <= (unitNum + 1))
{
prev->s.next = p->s.next;
}
else//偏大，切出需要的一块
{
p->s.size = unitNum;
p += p->s.size;
p->s.size = unitNum;
}
free_list = prev;
return (void *)(p+1);
}
if (p == free_list)
{
if ((p = moreSys(unitNum)) == NULL)//无合适块，向系统申请
{
return NULL;
}
}
}
}
static Header* moreSys(unsigned int num)
{
char *cp;
Header *up;
if(num < NALLOC)
num = NALLOC;//向系统申请的最小量
cp = sbrk(num * sizeof(Header));
if (cp == (char *)-1)
{
return NULL;//无空闲页面，返回空地址
}
up = (Header *)cp;
up->s.size = num;
userFree(up + 1);
return free_list;
}
//回收内存到空闲链上
void Free(void *ap)
{
Header *bp, *p;
bp = (Header *)ap - 1; //指向块首
for(p = free_list; !(bp>p && bp<p->s.next); p = p->s.next) //按地址定位空闲块在链表
//中的位置
if(p>=p->s.next && (bp>p || bp<p->s.next))
break; //空闲块在两端
if(bp + bp->s.size == p->s.next) { //看空闲块是否与已有的块相邻，相邻就合并
bp->s.size += p->s.next->s.size;
bp->s.next = p->s.next->s.next;
}
else
bp->s.next = p->s.next;
if(p + p->s.size == bp) {
p->s.size += bp->s.size;
p->s.next = bp->s.next;
}
else
p->s.next = bp;
free_list = p;
}