在數據結構中棧具有先進後出的（First in Last Out FIFO）的特性，而在計算機系統中，棧是一個具有以上屬性的動態內存區域。程序可以將數據壓入棧中，也可以將數據從棧中彈出。壓棧的操作使得棧增大，而彈出操作使得棧變小。在一般的操作系統中。棧是向下增長的。在i386機器上，棧頂由稱爲esp的寄存器進行定位。壓棧的操作使得棧頂的地址減小，彈出的操作使得棧頂的地址增大。
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此處棧底的地址是0xbfffff,而esp寄存器標明瞭棧頂，地址爲0xbffffff4.在棧上壓入數據會導致esp減小，彈出數據使得esp增大。相反，直接減小esp的值也等效於在棧上開闢空間，直接增大esp的值等下魚在棧上回收空間。
在程序的運行中，棧保存了一個函數調用所需要的維護信息，通常稱爲堆棧幀（Stack Frame）或活動記錄（Activate Record）堆棧幀一般包括如下幾方面內容
：*函數的返回值和參數
*臨時變量--包括函數的非靜態局部變量以及編譯器自動生成的其他臨時變量
*保存的上下文--包括函數調用前後需要保持不變的寄存器
在i386中，一個函數的活動記錄用ebp和esp這兩個寄存器劃定範圍。esp寄存器始終指向棧的頂部，同時也就指向了當前函數的活動記錄的頂部。而相對的，ebp寄存器執行了函數活動記錄的一個固定位置，ebp寄存器又被稱爲幀指針。
在參數之後的數據（包括參數）既是當前函數的活動記錄，ebp固定在圖中所示的位置，不隨這個函數的執行而變化，相反的esp始終指向棧頂，因此隨着函數的執行，esp會不斷變化。固定不變的ebp可以用來定位感受活動記錄中的各個數據。在ebp之前首先是這個函數的返回值，他的地址是ebp-4，再往前是壓入棧中的參數，他們的地址分別是ebp-8、ebp-12等，視參數數量和大小而定。ebp所直接指向的數據是調用該函數前ebp的值，這樣函數在返回的時候，ebp可以通過讀取這個值恢復到調用前的值。採用這樣的結構原因在於函數調用如下（i386）：
*把所有或一部分參數壓入棧中，如果有其他參數沒有入棧，那麼使用某些特地的寄存器傳遞
*把當前指令的下一條指令的地址壓入棧中
*跳轉到函數體執行
其中第2、3步是由指令call一起執行。跳轉到函數體之後開始執行函數。而i386函數體的標準開頭是這樣的（特別情況下也有可能不一樣）
*push ebp--把epb壓入棧中（稱old ebp）
*move ebp,esp--ebp=esp(這時ebp指向棧頂，而此時棧頂就是old ebp)
*【可選】 sub esp,XXX在棧上分配XXX字節的臨時空間
*【可選】push XXX --如有必要，保存名爲XXX寄存器（可重複多個）
把ebp壓入棧中，是爲了在函數返回的時候便於恢復以前的ebp值。而之所以可能要保存一些寄存器，在於編譯器可能要求某些寄存器在調用前後保持不變，那麼函數就可以在開始時將這些寄存器的值壓入棧中，在結束後再取出。不難想象，在函數返回時，所進行的“標準”結尾與“標準”開頭正好相反：
*【可選】pop XXX--如有必要，恢復保存過的寄存器（可重複多個）
*mov esp,ebp--恢復esp同時回收局部變量空間
*pop ebp--從棧中恢復保存的ebp的值
*ret--從棧中取得返回地址，並跳轉到該位置
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堆是一塊巨大的內存空間，常常佔據整個虛擬空間的絕大部分。在這片空間裏，程序可以請求一塊連續內存，並自由的使用，這塊內存在程序主動放棄之前都會一直保持有效。
malloc實現的兩種方法：1)把進程的內存管理交給操作系統內核去做，由於內核管理着進程的地址空間，當其提供一個系統調用，使程序可以通過這個系統調用申請內存。該方法理論可行，但是性能比較差（系統調用時性能開銷很大，頻繁調用的話會嚴重影響程序性能）。2）程序向操作系統申請一塊適當大小的堆空間，然後程序自己管理這塊空間，具體來說，管理着堆空間分配的往往是程序的運行庫。
在進程的地址空間中，除了可執行文件、共享庫和棧之外。剩餘的未分配的空間都可以用來作爲堆空間。
在Linux系統下，其提供兩種堆空間分配方式，即兩個系統調用：一個是brk()系統調用，另一個是mmap()。brk()的C語言形式聲明如下：
int brk(void * end_data_segment)
brk()的作用實際上是設置進程數據段的結束地址，即它可以擴大或者縮小數據段（Linux下數據段和BSS合併在一起統稱爲數據段）。如果我們將數據段的結束地址向高地址移動，那麼擴大的那部分空間就可以被我們使用，最常見的做法就是將這個空間視爲堆空間。
mmap()的作業和window系統下的VituralAlloc很相似，它的作用就是向操作系統申請一段虛擬地址空間，當然這塊虛擬地址空間可以映射到某個文件（這也是這個系統調用的最初作用），當它不將地址空間映射到某個文件時，我們又將這塊空間稱爲匿名空間（Anonymous）,匿名空間就可以拿來作爲堆空間。其聲明如下
void * mmap(
void *start,
size_t length,
int prot,
int flags,
int fd.
off_t offset);
mmap的前兩個參數分別用於指定需要申請的空間的起始地址和長度，如果起始地址設置爲0，那麼Linux系統會自動挑選合適的其實地址。prot/flags這兩個參數分別用於設置申請空間的權限（可讀、可寫、可執行）以及映射類型（文件映射、匿名空間等），最後兩個參數是用於文件映射時指定文件描述符和文件偏移的。
對於malloc函數，處理用戶空間請求時：對於128kb的請求來說，其會在現有的堆空間裏面，按照堆分配算法爲其分配一塊空間並返回：對於大於128kb的請求來說，它會使用mmap()函數爲它分配一塊匿名空間，然後在這個匿名空間中爲用戶分配空間。當然也可以直接使用mmap()函數來實現malloc函數
void *malloc(size_t nbytes){
void * res=mmap(0,nbytes,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_PRIVATE|MAP_ANONMOUS,0,0);
if(ret==MAP_FAILED)
{return 0;}
return ret;
}在malloc中申請的內存，在進程結束會便不會存在。因爲當進程結束後，所有與進程相關的資源，包括進程的地址空間、物理內存、打開的文件、網絡鏈接等都被操作系統關閉或者收回、所以無論malloc申請了多少內存，進程結束後都不會存在
malloc申請的空間：如果是指虛擬空間的話，其爲連續的，即每次malloc分配後返回的空間都可以看作是一塊連續的地址；如果空間是指“物理空間”則並不一定聯繫，對於一塊連續的虛擬空間來說，其可能是由若干個不連續的物理頁拼湊而成。
堆分配算法：
1）空閒鏈表--其方法是把堆中各個空閒的塊按照鏈表的方式連接起來，當用戶請求一塊空間時，可以遍歷整個列表，直到找到合適大小的塊並且將它拆分。當用戶釋放空間時將它合併到空閒鏈表中。
2）位圖（Bitmap）--核心思想是將整個堆劃分爲大量的塊（block），每個塊大小相同。當用戶請求內存的時候，總是分配整數個塊的空間給用戶，第一個塊我們稱爲已分配區域的頭（Head），其餘的稱爲已分配區域的主體（Body）.而我們可以使用一個整數數組來記錄塊的使用情況，由於每個塊只有頭/主體/空閒三種狀態，因而僅僅需要兩位即可表示一個塊，因此稱爲位圖。位圖的實現具有以下優點：（1）速度快--由於整個堆的空閒信息存儲在一個數組內，因此訪問該數組時cache容易命中（2）穩定性好--爲了避免用戶越界讀寫破壞數據，我們只需簡單的備份一下位圖即可。而且即使部分數據被破壞，也不會導致整個堆無法工作（3）塊不需要額外信息，易於管理；其缺點有：(1)分配時容易產生碎片（2）如果堆很大，或者設定的塊很小（可以減少碎片），那麼位圖會很大，可能失去cache命中率高的優勢，並且浪費一定的空間。此種情形出現時可以使用多級的位圖。
（3）對象池--其思路爲：如果每一次分配的空間大小都一樣，那麼可以按照這個每次請求分配的大小作爲一個單位，把整個堆空間劃分爲大量的小塊，每次請求的時候只需要找到一個小塊就可以了。對象池的管理方法可以採用空閒鏈表，也可以採用位圖，與他們的區別僅僅在於它假定每次請求的都是一個固定的大小，因此實現起來很容易，由於每次總是隻請求一個單位的內存，因此請求得到滿足的速度非常快，無需查找足夠大的空間。
在現實應用中，堆分配算法往往是採取多種算法複合而成的。比如對與glibc來說，它對小於64字節的空間申請是採用類似於對象池的方法；而對於大於512字節的空間申請採用的是最佳適配算法，對於大於64字節而小於512字節的，會根據情況採用上述方法中的折衷策略；對於大於128kb的申請，它會使用mmap機制直接向操作系統申請空間。
