在程式執行的過程中，由malloc申請的記憶體空間被稱作chunk,而當程式申請的chunk被free時會被加入到相應的空閒管理列表(bin)中。
解釋：前乙個chunk塊的大小，如果chunk_size的p位為1則pre_size無效，上個chunk可以使用pre_size的空間。（前乙個chunk塊的大小，指的是低位址的chunk）
當前chunk的大小，由於chunk是8位元組對齊的，所以後3位分別為，a(是否為main_arena,即主線程)、m(該chunk是否由mmap分配)，p(前乙個chunk是否被分配，故經常會看到chunk_size比chunk大1位元組)。
使用者申請的空間，即malloc 申請得到的記憶體指標，其實指向 mem 的起始處。chunk 處於分配狀態時，從 fd 字段開始是使用者的資料。chunk 空閒時，會被新增到對應的空閒管理鍊錶中，其字段的含義如下
fd 指向下乙個（非物理相鄰）空閒的 chunk
bk 指向上乙個（非物理相鄰）空閒的 chunk
通過 fd 和 bk 可以將空閒的 chunk 塊加入到空閒的 chunk 塊鍊錶進行統一管理
chunk的大小必須是 2 * size_sz 的整數倍。如果申請的記憶體大小不是
2 * size_sz 的整數倍，會被轉換滿足大小的最小的 2 * size_sz 的倍數。size_sz 是 4；64 位系統中，size_sz 是 8。
故在32位中最小的chunk(min_size)的大小為：8+4+4=16位元組,其中8位元組為使用者使用的空間，4位元組為pre_size,4位元組為chunk_size
64位為：16+8+8=32字,16位元組為使用者使用的空間，8位元組為pre_size,8位元組為chunk_size（最小的chunk意味著只要使用者申請的size小於min_size，得到的空間都為min_size）
使用者釋放掉的 chunk 不會馬上歸還給系統，ptmalloc會統一管理 heap 和 mmap 對映區域中的空閒的chunk。在具體的實現中，ptmalloc 採用分箱式方法對空閒的chunk 進行管理。首先，它會根據空閒的 chunk 的大小以及使用狀態將 chunk 初步分為4類：fast bins，small bins，large bins，unsorted bin。每類中仍然有更細的劃分，相似大小的 chunk 會用雙向鍊錶鏈結起來。也就是說，在每類 bin 的內部仍然會有多個互不相關的鍊錶來儲存不同大小的chunk。在這裡我們主要學習的兩種bin：fastbins和unsorted bin。
glibc以單鏈表結構對其進行管理，且每個bin採取的是lifo（後進先出，跟棧類似）的策略，即最近釋放的chunk會被優先分配，同時fastbin中的chunk的p位設為1，不會進行合併操作。
fastbin大小（注：以下的大小都為mem的大小，實際chunk的空間還要加上chunk_head（64位為16位元組，32位為8位元組）)
fastbins中最多有10個bin：
如果free的chunk塊不在fastbins範圍內，就會被亂序存放在unsorted bins內，即是未排序的bin，而unsortedbins的作用是視作空閒 chunk 回歸其所屬（larg/small) bin 之前的緩衝區。當使用者申請(malloc)乙個大於fastbin的chunk時，首先會遍歷unsorted bin中的chunk，找到合適的chunk，這時再將其他不滿足的chunk儲存到small bin和large bin中也是順便的事情，所以從unsorted bin命名也可看成，這是乙個未排序的bin，需要排序就需要遍歷，遍歷後的chunk就直接分類到(larg/small)bin中。
unsortedbin在使用過程中採用的遍歷順序是fifo，同時bin中的chunk是以雙向鍊錶連線的，fd指向先入bin的chunk，bk指向**bin的chunk
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好像這題二分也可以做 話說這年頭寫堆都不用heapify 函式的？program p2010 const maxc 100000 maxn 19999 maxaid 100000 maxf 2000000000 type node record a,b longint end heap record...
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