简单介绍一下free的流程

1. free()函数首先判断__free_hook是否为NULL，不是NULL则调用__free_hook,return,否则转下一步。
2. 判断传入的指针是否为 0，如果为 0，则什么都不做，直接 return。否则转下一步。
3. 判断所需释放的 chunk 是否为 mmaped chunk，如果是，则调用 munmap()释放
   mmaped chunk，解除内存空间映射，该该空间不再有效。如果开启了 mmap 分配
   阈值的动态调整机制，并且当前回收的 chunk 大小大于 mmap 分配阈值，将 mmap
   分配阈值设置为该 chunk 的大小，将 mmap 收缩阈值设定为 mmap 分配阈值的 2
   倍，释放完成，否则跳到下一步。
4. 判断 chunk 的大小,若 chunk_size <= max_fast，则转到下一步，否则跳到第 6 步。
5. 将 chunk 放到 fast bins 中，chunk 放入到 fast bins 中时，并不修改该 chunk 使用状
   态位 P。也不与相邻的 chunk 进行合并。只是放进去，如此而已。这一步做完之后
   释放便结束了，程序从 free()函数中返回。
6. 判断前一个 chunk 是否处在使用中，如果前一个块也是空闲块，则合并。并转下一
   步。
7. 判断当前释放 chunk 的下一个块是否为 top chunk，如果是，则转第 9 步，否则转
   下一步。
8. 判断下一个 chunk 是否处在使用中，如果下一个 chunk 也是空闲的，则合并，并将
   合并后的 chunk 放到 unsorted bin 中。注意，这里在合并的过程中，要更新 chunk
   的大小，以反映合并后的 chunk 的大小。并转到第 10 步。
9. 如果执行到这一步，说明释放了一个与 top chunk 相邻的 chunk。则无论它有多大，
   都将它与 top chunk 合并，并更新 top chunk 的大小等信息。转下一步。
10. 判断合并后的 chunk 的大小是否大于 FASTBIN_CONSOLIDATION_THRESHOLD（默认
    64KB），如果是的话，则会触发进行 fast bins 的合并操作，fast bins 中的 chunk 将被
    遍历，并与相邻的空闲 chunk 进行合并，合并后的 chunk 会被放到 unsorted bin 中。
    fast bins 将变为空，操作完成之后转下一步。
11. 判断 top chunk 的大小是否大于 mmap 收缩阈值（默认为 128KB），如果是的话，对
    于主分配区，则会试图归还 top chunk 中的一部分给操作系统。但是最先分配的
    128KB 空间是不会归还的，ptmalloc 会一直管理这部分内存，用于响应用户的分配
    请求；如果为非主分配区，会进行 sub-heap 收缩，将 top chunk 的一部分返回给操
    作系统，如果 top chunk 为整个 sub-heap，会把整个 sub-heap 还回给操作系统。做
    完这一步之后，释放结束，从 free() 函数退出。可以看出，收缩堆的条件是当前
    free 的 chunk 大小加上前后能合并 chunk 的大小大于 64k，并且要 top chunk 的大
    小要达到 mmap 收缩阈值，才有可能收缩堆。

__libc_free

一上来查看__free_hook是否为0，不是0调用，这里区别于__malloc_hook的一点就是__free_hook默认是0，不会像__malloc_hook初始化为malloc_hook_ini

所以一般系统不会主动去调用__free_hook除非两种情况

• 开发人员自己写了个free函数，所以会修改 free_hook
• 攻击者利用free_hook getshell
  这个其实给libc带来了很多安全隐患，但这个hook机制在libc-2.34中才被移除
  

接下来就是check如果传入的参数是0，那么直接return,也就是free(0)无效果
然后转化成chunk，用户直接拿过来的指针都是指向mem区域，防止用户误操作，而对于glibc来说他们想要的更多是chunk区域

如果是mmaped,进入下面处理mmap分配的部分
其实不复杂，就是判断是不是开启了动态调整门槛，如果开启了，还要保证当前的大小>mmap的门槛，太小了没必要修改，并且小于最大的分配分配，太大了认为不合法，如果满足，就修改mmap分配门槛为chunksize，默认mmap分配门槛为0x20000,128kb,并且收缩门槛设置为2倍chunksize
最后统一调用munmap_chunk去释放

如果不是mmap的，也就是通过sbrk分配的，就会进入下面流程

通过arena_for_chunk获取到main_arena,然后调用_int_free,可以说大部分free操作都是再_int_free里面实现

_int_free

上来先求个size

简单的check,所有heap必经之路，p指针是否对齐，并且位置不应该特别大，因为-size是0xff开头，其实是内核区域，这里面注释也说了，只是一个不消耗性能的check

第二个必须经过的check，size不应该特别小，因为我们free的堆块归根到底是malloc出来的，malloc出来的块不可能比MINSIZE0x20还要小(没有说明默认amd64),然后size必须也要对齐，也就是size&0xf==0

这里可以看到源码里面其实还有一个check,也就是check_inuse_chunk
我们可以找到对应源码的定义，一般我们都不会开malloc_debug这个宏，所以下面这些函数其实是无用的


然后进入复杂的free流程

fastbin范围的chunk处理

首先检查下一个堆块是否合法，具体来说就是下一个块的大小是不是过小（<0x10),是否过大（>=system_mem这个值是main_arena里面一共分配的内存，你不可能比堆管理器总共分配的大小还大）

下面有一个类似于清空的函数


可以看到正如if里面 unlikely所言，perturb_byte很可能不是1，所以free_perturb基本上没有任何效果，不管是malloc还是free里面

set_fastchunks其实就是给main_arena设置一个状态，表示我现在有free的fastbin,因为某些情况largebin里有合并fastbin的操作

接着就是找到对应的fastbin的索引
old就是当前fastbinY里面的节点

double free check，其实这个check是个弱check，他只check 了第一个节点是不是等于当前free的块，绕过很简单,doublefree中间随便free一个，相比于libc-2.30之后的tcache double free检查不知道弱了很多,tcache double free check会检查里面每一个空闲块是不是和当前要被free的一致

这里我是单线程，所以也没上锁，have_lock==0

这里其实操作就是插入
把我们这个要free的块插入到里面
由于fastbin是一个filo的结构
他先把old也就是free之前的节点保存到old2里面
然后让我们当前free的块指向他

下面然后就是把fd里面保存的值从old2替换成p,catomic操作是原子交换，防止多线程干扰，返回值就是原来的值，这个还做了一个check，防止被交换失败，但实际是不会改变的

后面还有一个跟锁有关的操作，这里我们关注old_idx,可以看到old_idx是之前我们求得，这里其实还是比较严谨得，因为他去判断你fastbin里面当前第一个free chunk对应的索引是不是正确的，但是由于这里我have_lock为NULL,所以不会进入判断，如果有have_lock的时候可能还要注意

因为fastbin的size不会超过限制，那么就直接return就好

非fastbin大小的chunk处理

当我们size不在fastbin范围，也就是默认情况下>0x80的时候,那么我们进入不了第一个if
那么进入else if,这里判断这个块是不是 非mmap出来，然后检查锁，这里之前提到过我们fastbin处理的时候是没有锁的，所以先上个锁

找到nextchunk

这里有个check,因为其实对于用户来说，我们一般是不会获取到top chunk的，或者这样理解，topchunk的free只能是glibc堆管理器来做的，他认为用户free top chunk是非法的，那么就会报错

这里由于我们是sbrk分配的，所以都是连续的，不像mmap可能有空袭，而且这里注释主要提到的是第二个check,这个check的是nextchunk的范围是否合理，因为av->top+chunksize(av->top)其实是合法堆里面最大的地址，对于非mmap的堆块，这个地址就是上限，不能比这个还大，不然就报错

double free check因为对于fastbin来说，他的inuse状态一直是1，因为这是glibc管理器设计的，他不让合并fastbin除非特殊情况，一般情况下free的chunk都会被设置为not in use,然后就会出现相邻合并，所以这里就check，如果这个chunk已经被free过，那么就不能再free了，一个很质朴的检查

这里和fastbin一样，都check了下一个块的大小是否合法

没有效果，跳过

接下来就是我提到的合并操作

如果前一个块是free的，那么当前块的size就修改为两个之后，并且指针调整到第一个块，同时把第一个块从对应的链上取下来

这里还有一个判断，所以会有两条路，那我们先看下一个块是top chunk的

可以看到直接把他合并到top chunk,具体操作是，首先算出新的size=size+top chunksize,然后修改header,然后让top chunk指向p

那么在回到如果下一个不是topchunk

首先看看一个块是否在使用，如果是那么也是同样的合并，unlink
不是的话就把下一个块设置prev_inuse=0,标志前面的块free了
然后就是把当前的块放入unsorted bin
因为unsorted bin是FIFO的结构
我们去块都是从Last(unsortedbin()),也就是unsortedbin()->bk开始用，所以插入就得从unsortedbin()->fd开始插入，也就是插入到unsortedbin()和unsortedbin()->fd之间
这里还check了双向链表的完整性
然后就是上链操作
并且如果对应chunk size是large bin,要清空fd_nextsize 和bk_nextsize,因为这两个对于unsorted bin没有意义
接着设置大小，和下一个块的prev_inuse
同时最后一个check_free_chunk(av,p)也没有效果

接下来就是提到的收缩操作
如果size过大的话，会尝试缩小空间


顺便看一下具体的大小

这里如果还有空闲的fastbin,那么再合并一下，这样有可能可以回收更多的空间

下面就是源码里面提到的，如果top chunk过大，那么就会缩小top chunk

具体systemtrim没有什么好说的，如果有兴趣可以自己看看