Doug Lea malloc是一个用C语言实现的非常流行的内存分配器，由纽约州立大学Oswego分校计算机系教授Doug Lea于1987年撰写，许多人将其称为Doug Lea的malloc，或者简称dlmalloc，目前最新版本为2.8.4。
由于具备高效且占用空间较小等特点，dlmalloc被广泛使用，用Doug Lea自己的话说，就是“它在一些linux版本里面作为默认的malloc被使用，被编译到一些公共的软件包里，并且已经被用于各种PC环境及嵌入式系统，以及许多甚至我也不知道的地方”。
dlmalloc的由来，从Doug Lea自己写的文章看，似乎是这样的：1986年到1991年Doug Lea是libg++（即GNU C++ library）的主要作者，当时他写了大量有着动态分配内存的C++程序，结果发现程序跑得比预期慢，内存消耗也比预想的要大很多，追究下去，发现是所在系统内存分配器的问题。于是开始用C++为新类写一些特殊用途的分配器，但他很快意识到这并非一个好的策略，应该提供一个在C++和C环境下都能运行得很好的通用内存分配器，于是dlmalloc诞生了。在之后的日子里，Doug Lea和一些志愿者一直都在不断的维护优化这个内存分配器。dlmalloc之所以能被广泛应用，与其高标准的追求和不断的精益求精应该有着不可分割的关系。
另外，值得一提的是，Doug Lea是JAVA编程界的大师级人物，也是JCP中的一员。同时Doug还是一个无私的人，苹果越分越少，知识却越分越多，他深信知识的分享能激荡出不一样的火花。
本文以dlmalloc-2.6.6为分析对象，之所以选择这个版本而不是最新的版本，原因如下，一是公司项目操作系统用的是eCos，而eCos用的是dlmalloc-2.6.6；二是网友lenky0401已经很详细的分析了dlmalloc-2.8.3(见“参考文档”一节)。另外一个顺带的好处就是，通过两个版本的比较，可以找到从2.6.6到2.8.3的变迁及其缘由。
尽管dlmalloc经历了诸多版本的变化，然而malloc算法的两个核心元素一直没变：边界标记和分箱管理。
2．边界标记
在继续深入之前，有必要解释一下chunk的概念，这个概念对内存分配器而言十分重要。
chunk，“大块”的意思，在dlmalloc中指包含了用户空间、heap控制信息空间及出于对齐需求而多出来的空间的内存空间，是dlmalloc分配释放的基本操作对象。
有两种类型的chunk，已分配的chunk和未分配的chunk，两者交错排列，占据了整个heap空间。注意，没有相邻的两个未分配chunk，因为在调用free()释放被使用过的chunk时，dlmalloc将合并任何相邻的空闲chunk。交错的两种chunk看起来像这样
图1
Dlmalloc使用双向链表来管理空闲chunk，其节点数据结构体定义如下，
struct malloc_chunk
{
INTERNAL_SIZE_T prev_size; /* Size of previous chunk (if free). */
INTERNAL_SIZE_T size; /* Size in bytes, including overhead. */
struct malloc_chunk* fd; /* double links -- used only if free. */
struct malloc_chunk* bk;
};
成员prev_size记录了物理位置上相邻的前一个chunk的大小，利用prev_size可以找到前一个chunk，这在free( )时合并前一个空闲块时派上了用场；
成员size记录了该chunk的大小，dlmalloc在32位处理器上总是8字节对齐，故size的低三位对size而言是无效的，dlmalloc利用这三位来记录一些信息，具体如下：
#define
PREV_INUSE 0x1
bit[0]：物理位置上相邻的前一个chunk是否被分配使用的标志，如果为0x1，说明被分配；
#define
IS_MMAPPED 0x2
bit[1]：如果为0x1，则表明该chunk通过mmap( )分配而得，那么在释放时调用munmap( )；
fd和bk则分别指向双向链表中前一个节点和后一个节点。
其物理布局看起来像这样：
图2
可以看出，chunk指针指向heap内部控制信息，图中head和foot区域的Size of
chunk必须是一样的，如此nextchunk才能根据Size
of chunk准确找到chunk的位置。
另一种是已分配的chunk，其结构体和未分配chunk结构体一样，只是不会使用fd和bk两个成员，因为被分配后已经不需要这两个域了，其物理布局看起来像下图，chunk指后面8字节的偏移处，即mem区域，是返回给用户的内存指针，该chunk的heap控制信息占据了8个字节，
图3
在调用malloc( )时首先会将用户申请的size转换为系统可用的size，
#define request2size(req) \
(((long)((req) + (SIZE_SZ +
MALLOC_ALIGN_MASK)) < \
(long)(MINSIZE + MALLOC_ALIGN_MASK))
? MINSIZE : \
(((req) + (SIZE_SZ +
MALLOC_ALIGN_MASK)) & ~(MALLOC_ALIGN_MASK)))
在32位处理器上等同下列表达式，
#define request2size(req) \
(((long)((req) + (0x4 + 0x7)) <
\
(long)(0x10 + 0x7)) ? ((0x10 +
0x7) & ~(0x7)) : \
(((req) + (0x4 + 0x7)) & ~(0x7)))
从这个宏定义中，我们可以获取三点信息：
一是系统可用的size和用户申请的size的差值，最小是0x4；
二是系统可用的size最小为16个字节，即sizeof(malloc_chunk);
三是系统可用的size 8字节对齐；
说到这，或许你已经发现一个问题了，如果用户申请20个字节的空间，姑且称之为A，系统会分配24字节，而chunk的heap控制信息占了8个字节，那留给用户使用的只剩下18个字节了。如此看来，岂不是会覆盖下一个chunk（姑且称之为B）的“Size
of previous chunk”区域？
这个问题问得好，学而思，而后得解，我们才能更加充分认识到这个设计的思想。为解答这个问题，我们先了解什么时候需要定位前一个chunk？只有在释放一块空间，判断前一个chunk是否空闲时才需要该动作。换而言之，当一个chunk被分配使用时，它根本不需要下一个chunk被释放时来合并它，既然不需要，就利用起来吧。于是，B的“Size of previous chunk”区域也被纳入到A的用户空间中了。
图4
从这一点讲，上图中的“Size of previous chunk, if allocated”的表述是不对的，应该是“Size of previous chunk, if freed”。
我曾分配了大小为0x98c的一块空间, 打印出来的控制信息证明了我的观点。
图5
Size of previous chunk域为0x0，属于上一个chunk的用户空间；
Size of chunk为0x991，bit[0]=0x1说明上一个chunk被分配使用，0x990是该chunk的大小，加上nextchunk的Size of previous chunk域4个字节，总共0x994，刚好比用户申请的0x98c多出8个字节；
Nextchunk的Size of chunk域为0x607f，0x607e为nextchunk的大小，bit[0]=0x1表明上一个chunk被分配使用。