动态内存分配器
Dynamic Memory Allocator
给出以下问题，并提供以下答案：
如何计算绿色轮廓区域中的值？我相信我对 C 中的 free() 函数如何工作以及它的作用有相当深刻的理解：清除堆堆栈上动态分配的内存块（完全删除它，或使其免费使用，以未来分配）。
我不明白的是，对 free(0x400b010) 的调用如何仅更改上面的其他一些堆块？ （我用绿色勾勒出的那些）。我得到地址 0x400b010（二进制值：01000000 00001011 01100000 00011100 不会改变，根据它已经释放的分配，在其 bit 0 中有 0。
谁能给我解释一下？例如，当在上面的块上调用 free 时，地址 0x400b00c:0x000000013 处的块将其值（: 之后的第二个参数）更改为 0x00000022。这个例子只是一个奇怪的例子，之前分配的块（1 in bit 0）变为空闲，即使没有在该地址上调用空闲。
类似的一些块改变了它们的值，而另一些则没有。
我尝试以多种不同的方式处理这个示例，但我无法破解为什么解决方案看起来像这样，所以我希望这里有人能向我解释到底发生了什么。
malloc返回的指针（然后传递给free）指向块的用户内容的第一个字节，NOT在 header（或页脚）处。所以要在free中找到块的header，需要从指针参数（header的大小）中减去4。
所以当free(0x400b010)被调用时，第一件事是减去4并得到0x400b00c处块的header——也就是0x13。这告诉您该块是 16 字节 (0x10) 并且正在使用中（位 0 已设置）并且前一个块正在使用中（位 1 已设置）。作为释放它的一部分，您需要检查相邻块是否空闲。位 1 的值告诉你前一个块不是空闲的，但要检查下一个块，你需要找到它。为此，您将大小 (0x10) 添加到 header 地址 (0x400b00c) 以获得下一个块的 header 地址 (0x400b01c)，这将为您提供 header 值 0x12。该块是空闲的，因此您将它的大小添加到当前块，并通过将当前块的 header 设置为 0x22 将当前块标记为空闲（因此它现在是一个空闲的 32 字节块）。您现在还需要找到这个新合并块的页脚（在 header 地址 + 大小 - 8 == 0x400b024）并将其也更改为 0x22。
没有必要更改块的旧页脚或以下正在合并的空闲块的旧 header，因为它们现在是空闲块内容的一部分（它们是"don't care" 个值）。也没有必要触摸前一个块，因为它（仍在）使用中。
此设置有些奇怪。
- 在位 1 中记录前一个块的 free/in 使用状态是不必要的复杂化。您也可以通过查看前一个块的页脚来检查它。如果它是免费的，无论如何你都需要前一个块的页脚值来找到它的大小（和 header）。
- 您确实需要知道堆的开始和结束，以免在检查上一个或下一个块时不小心离开堆的末端。如果这是堆上的最后一个块，尝试获取下一个块的 header 会导致错误，因为您是堆末尾的 运行。
找了图，没找到满意的。我就试着用文字来解释吧。
对比一下左右的table，你会看到变化的盒子是0x400b00c，0x400b028，分别从13和12变成了22
注意每个内存块都有页眉和页脚。由于free是在0x400b010进行的，说明0x400b00c是header。因此，下面的所有条目(400affc ~ 400b008) 都将保持不变，因为它不受自由操作的影响。
从0x400b00c往上看，之前有2块：
- 区块 1: 0x400b00c ~ 0x400b018
- 区块 2: 0x400b01c ~ 0x400b028
请注意，块 2 未被使用，因为 bit 0 indicates the use of current block，但值 0x0000012 是偶数。因此，如果 block 1 被释放，block 1 和 block 2 将合并为一个新的未使用的块。
这里发生的是这个合并过程将尽可能高效地执行。因此，块 1 的前一个页脚和块 2 的前一个页眉 将保持不变，因为它们不需要。释放内存空间不需要初始化。
因此，唯一需要更改的是新块的新页眉和页脚，位于位置 0x400b00c 和 0x400b028。
请注意，新页眉和页脚（含）之间有 8 个块，导致 8 * 4 = 32 字节。 32 的二进制是 100000，但由于 前一个块（未更改的块）正在使用中，因此位 1 设置为 1。结果为 100010，十六进制为 22。
抱歉，如果此解释令人困惑，请询问您是否无法理解此答案的任何部分。
给出以下问题，并提供以下答案：
如何计算绿色轮廓区域中的值？我相信我对 C 中的 free() 函数如何工作以及它的作用有相当深刻的理解：清除堆堆栈上动态分配的内存块（完全删除它，或使其免费使用，以未来分配）。
我不明白的是，对 free(0x400b010) 的调用如何仅更改上面的其他一些堆块？ （我用绿色勾勒出的那些）。我得到地址 0x400b010（二进制值：01000000 00001011 01100000 00011100 不会改变，根据它已经释放的分配，在其 bit 0 中有 0。
谁能给我解释一下？例如，当在上面的块上调用 free 时，地址 0x400b00c:0x000000013 处的块将其值（: 之后的第二个参数）更改为 0x00000022。这个例子只是一个奇怪的例子，之前分配的块（1 in bit 0）变为空闲，即使没有在该地址上调用空闲。
类似的一些块改变了它们的值，而另一些则没有。
我尝试以多种不同的方式处理这个示例，但我无法破解为什么解决方案看起来像这样，所以我希望这里有人能向我解释到底发生了什么。
malloc返回的指针（然后传递给free）指向块的用户内容的第一个字节，NOT在 header（或页脚）处。所以要在free中找到块的header，需要从指针参数（header的大小）中减去4。
所以当free(0x400b010)被调用时，第一件事是减去4并得到0x400b00c处块的header——也就是0x13。这告诉您该块是 16 字节 (0x10) 并且正在使用中（位 0 已设置）并且前一个块正在使用中（位 1 已设置）。作为释放它的一部分，您需要检查相邻块是否空闲。位 1 的值告诉你前一个块不是空闲的，但要检查下一个块，你需要找到它。为此，您将大小 (0x10) 添加到 header 地址 (0x400b00c) 以获得下一个块的 header 地址 (0x400b01c)，这将为您提供 header 值 0x12。该块是空闲的，因此您将它的大小添加到当前块，并通过将当前块的 header 设置为 0x22 将当前块标记为空闲（因此它现在是一个空闲的 32 字节块）。您现在还需要找到这个新合并块的页脚（在 header 地址 + 大小 - 8 == 0x400b024）并将其也更改为 0x22。
没有必要更改块的旧页脚或以下正在合并的空闲块的旧 header，因为它们现在是空闲块内容的一部分（它们是"don't care" 个值）。也没有必要触摸前一个块，因为它（仍在）使用中。
此设置有些奇怪。
- 在位 1 中记录前一个块的 free/in 使用状态是不必要的复杂化。您也可以通过查看前一个块的页脚来检查它。如果它是免费的，无论如何你都需要前一个块的页脚值来找到它的大小（和 header）。
- 您确实需要知道堆的开始和结束，以免在检查上一个或下一个块时不小心离开堆的末端。如果这是堆上的最后一个块，尝试获取下一个块的 header 会导致错误，因为您是堆末尾的 运行。
找了图，没找到满意的。我就试着用文字来解释吧。
对比一下左右的table，你会看到变化的盒子是0x400b00c，0x400b028，分别从13和12变成了22
注意每个内存块都有页眉和页脚。由于free是在0x400b010进行的，说明0x400b00c是header。因此，下面的所有条目(400affc ~ 400b008) 都将保持不变，因为它不受自由操作的影响。
从0x400b00c往上看，之前有2块：
- 区块 1: 0x400b00c ~ 0x400b018
- 区块 2: 0x400b01c ~ 0x400b028
请注意，块 2 未被使用，因为 bit 0 indicates the use of current block，但值 0x0000012 是偶数。因此，如果 block 1 被释放，block 1 和 block 2 将合并为一个新的未使用的块。
这里发生的是这个合并过程将尽可能高效地执行。因此，块 1 的前一个页脚和块 2 的前一个页眉 将保持不变，因为它们不需要。释放内存空间不需要初始化。
因此，唯一需要更改的是新块的新页眉和页脚，位于位置 0x400b00c 和 0x400b028。
请注意，新页眉和页脚（含）之间有 8 个块，导致 8 * 4 = 32 字节。 32 的二进制是 100000，但由于 前一个块（未更改的块）正在使用中，因此位 1 设置为 1。结果为 100010，十六进制为 22。
抱歉，如果此解释令人困惑，请询问您是否无法理解此答案的任何部分。