分配：
1)获取分配区的锁，为了防止多个线程同时访问同一个分配区，在进行分配之前需要取得分配区域的锁。线程先查看线程私有实例中是否已经存在一个分配区，如果存在尝试对该分配区加锁，如果加锁成功，使用该分配区分配内存，否则，该线程搜索分配区循环链表试图获得一个空闲（没有加锁）的分配区。如果所有的分配区都已经加锁，那么ptmalloc会开辟一个新的分配区，把该分配区加入到全局分配区循环链表和线程的私有实例中并加锁，然后使用该分配区进行分配操作。开辟出来的新分配区一定为非主分配区，因为主分配区是从父进程那里继承来的。开辟非主分配区时会调用mmap()创建一个sub-heap，并设置好top chunk。
2)将用户的请求大小转换为实际需要分配的chunk空间大小。
3)判断所需分配chunk的大小是否满足chunk_size <= max_fast (max_fast 默认为64B)，如果是的话，则转下一步，否则跳到第5步。
4)首先尝试在fastbins中取一个所需大小的chunk分配给用户。如果可以找到，则分配结束。否则转到下一步。
5)判断所需大小是否处在smallbins中，即判断chunk_size <512B是否成立。如果chunk大小处在smallbins中，则转下一步，否则转到第6步。
6)根据所需分配的chunk的大小，找到具体所在的某个small bin，从该bin的尾部摘取一个恰好满足大小的chunk。若成功，则分配结束，否则，转到下一步。
7)到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者small bins中找不到合适的chunk。于是，ptmalloc首先会遍历fastbins中的chunk，将相邻的chunk进行合并，并链接到unsorted bin中，然后遍历unsorted bin中的chunk，如果unsorted bin只有一个chunk，并且这个chunk在上次分配时被使用过，并且所需分配的chunk大小属于small bins，并且chunk的大小大于等于需要分配的大小，这种情况下就直接将该chunk进行切割，分配结束，否则将根据chunk的空间大小将其放入small bins或是largebins中，遍历完成后，转入下一步。
8)到了这一步，说明需要分配的是一块大的内存，或者small bins和unsorted bin中都找不到合适的chunk，并且fastbins和unsorted bin中所有的chunk都清除干净了。从large bins中按照“smallest-first，best-fit”原则，找一个合适的chunk，从中划分一块所需大小的chunk，并将剩下的部分链接回到bins中。若操作成功，则分配结束，否则转到下一步。
9)如果搜索fastbins和bins都没有找到合适的chunk，那么就需要操作top chunk来进行分配了。判断top chunk大小是否满足所需chunk的大小，如果是，则从top chunk中分出一块来。否则转到下一步。
10)到了这一步，说明top chunk也不能满足分配要求，所以，于是就有了两个选择: 如果是主分配区，调用sbrk()，增加top chunk大小；如果是非主分配区，调用mmap来分配一个新的sub-heap，增加top chunk大小；或者使用mmap()来直接分配。在这里，需要依靠chunk的大小来决定到底使用哪种方法。判断所需分配的chunk大小是否大于等于mmap分配阈值，如果是的话，则转下一步，调用mmap分配，否则跳到第12步，增加top chunk 的大小。
11)使用mmap系统调用为程序的内存空间映射一块chunk_size align 4kB大小的空间。然后将内存指针返回给用户。
12)判断是否为第一次调用malloc，若是主分配区，则需要进行一次初始化工作，分配一块大小为(chunk_size + 128KB) align 4KB大小的空间作为初始的heap。若已经初始化过了，主分配区则调用sbrk()增加heap空间，分主分配区则在top chunk中切割出一个chunk，使之满足分配需求，并将内存指针返回给用户
释放：
1)free()函数同样首先需要获取分配区的锁，来保证线程安全。
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的大小和所处的位置，若chunk_size <= max_fast，并且chunk并不位于heap的顶部，也就是说并不与top chunk相邻，则转到下一步，否则跳到第6步。（因为与topchunk相邻的小chunk也和top chunk进行合并，所以这里不仅需要判断大小，还需要判断相邻情况）
5)将chunk放到fastbins中，chunk放入到fastbins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fastbins的合并操作，fastbins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。fastbins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。