函数/代码安全、malloc的低层实现

一般说到代码安全时，一般会涉及这几个方面：
一、函数中的指针操作出现下面几种情况：
1.指针访问无效的内存
2指针所指资源没释放，导致内存空间越占越大。
3.指针已释放资源，又去访问。
二、函数在结束的时候，返回局部变量的地址或引用。
三、代码的线程安全。

---

• 如何知道代码或函数是线程安全的？

在函数运行的过程中，可能同一个会导致两个或两个以上的线程来访问变量，那么，如果在时间上出现你先取，我在你还没使用结束的情况下就取值，会导致最终的结果不是我们所要的结果。也就是说“运行程序的结果，随着线程调度的顺序的不同，而出现不同的运行结果。”我们把这种结果称之为程序代码出现了竞态条件，把发生竞态条件的代码段，称为临界区代码段。对于临界区代码段，需要保证它为原子操作，为了保证临界区代码段的原子操作，需要对临界区代码段加互斥锁进行控制。

---

关键字“volatile”的作用：
在多线程环境中，不允许将其修饰的变量放入到eche缓存中，所有线程读写的都是内存数据段的变量。

图中，将a和b取data这句代码翻译成了三句汇编码，对b取data时，是直接从缓存器eax中取得，这样就增加了代码运行效率，但另外也引出了另外一个问题–如果运算器对缓存器中的值发生更改，而系统又没能及时的将更改后的值刷回到内存地址中去，那么，另外的线程访问data时，会访问到旧的数据，导致程序运算结果发生错误。
此时，给data加了“volatile”关键字，编译器会将函数中的两句代码翻译成下图的形式。

b的取值也是从地址中进行取值，一旦对data变量发生修改，那么修改结果会直接保存到内存地址中去。

---

malloc函数的底层实现：

malloc函数的实现是用户通过调用API来访问核函数，核函数为系统自己提供。
malloc在分配内存时，以128k为界限，大于128k,使用do_mmap函数进行内存分配，小于128k，使用do_brk函数进行内存分配，这里通过break指针的移动来分配内存。

堆区的内存结构如下：

堆区主要由三部分组成：堆的开始部分（start_brk）,堆顶（break）,堆的最大限制（rlimit）。从start_brk到break部分，是系统为用户映射好的虚拟地址，可供用户访问，从break往上为未映射的地址空间，用户不可访问，否则会发生段错误“内存非法访问”。

堆的系统调用，主要通过brk,mmap,unmmap这些系统调用完成。
以一个具体例子来说明内存分配原理；

情况1.内存分配小于128K时。
1. 图1.当堆区未分配内存时，break和start_brk指向同一个地方，它们都指向数据段的最高地址。
2. 当调用A=malloc(10K)后，系统会自动调用brk（)函数，将break指针向下移动10K。
但这里有一个特殊情况：break+10K之后，完成了虚拟内存分配，但并没有物理页与之对应，所以当进程执行到这一块之后，发生缺页中断，这时候，系统才为这块内存分配物理页，如果这块内存分配后却从来不用，那么系统不会为这块区域分配实际内存。
3.调用b=malloc(20k)之后，得到图3操作。
情况2.malloc分配内存大于128K时

4.当系统调用e=malloc（200K），malloc分配空间大于128K时，系统调用mmap函数，在堆区和栈区之间为用户分配一块虚拟内存,这样做原因有一下两点：
mmap函数分配的内存可以单独释放，brk函数分配的内存必须要等到break所指向的内存释放之后才可以释放。
5.调用c=malloc(100K)时，如图5.
6.调用free(e),时，e所对应的虚拟地址和物理地址一起释放。如图6

7.free(b),图7，此时，只有一个break指针指向堆顶，如果回退，c这块的内存就无法进行管理了， 所以break指针不变。系统上将b视为已经收回的内存，如果再需要分配20K大小的内存时，就有可能将b这块内存分配出去。
8.free(c),此时b和c加起来的内存为120K,还不足128K，所以break不执行收缩这个动作，如果break所指向的最高地址空间的空闲内存大于128K，则执行一个收缩操作，其效果如图9。
这里借鉴了博客malloc的低层实现的过程