實用演算法系列之RT-Thread連結串列堆管理器

[導讀] 前文描述了棧的基本概念，本文來聊聊堆是怎麼會事兒。RT-Thread 在社群廣受歡迎，閱讀了其核心程式碼，實現了堆的管理，程式碼設計很清晰，可讀性很好。故一方面瞭解RT-Thread核心實現，一方面可以弄清楚其堆的內部實現。將學習體會記錄分享，希望對於堆的理解及實現有一個更深入的認知。

注，文中程式碼分析基於rt-thread-v4.0.2 版本。

什麼是堆？

C語言堆是由malloc(),calloc(),realloc()等函式動態獲取記憶體的一種機制。使用完成後，由程式設計師呼叫free()等函式進行釋放。使用時，需要包含stdlib.h標頭檔案。

C++預言的堆管理則是使用new操作符向堆管理器申請動態記憶體分配，使用delete操作符將使用完畢記憶體的釋放給堆管理器。

注：本文只描述C的堆管理器實現相關內容。

以C語言為例，將上面的描述，翻譯成一個圖：

要動態管理一片記憶體，且需要動態分配釋放，這樣一個需求。很顯然C語言需要將動態記憶體區抽象描述起來並實現動態管理。事實上，C語言中堆管理器其本質是利用資料結構將堆區抽象描述，所需要描述的方面：

• 可用於分配的記憶體
• 正在使用的記憶體塊
• 釋放掉的記憶體塊

再利用相應演算法對於這類資料結構物件進行動態管理而實現的堆管理器。

經常看到各種演算法書很多隻講演算法原理，而不講應用例項，往往體會不深。私以為可以做些改善。學而不能致用，何必費力去學。所以不是晦澀難懂的演算法無用，而是沒有去真正結合應用。可以再進一步想，如果演算法沒有應用場景，也一定會在技術發展的歷程中逐漸被世人遺忘。所以建議學習閱讀演算法書籍時，找些例項來看看，一定會加深對演算法的理解領悟。這是比較重要的題外話，送給大家以共勉。

所以從本質上講，堆管理器就是資料結構+演算法實現的動態記憶體管理器，管理記憶體的動態分配以及釋放。

為什麼要堆？

C程式語言對記憶體管理方式有靜態，自動或動態三種方式。 靜態記憶體分配的變數通常與程式的可執行程式碼一起分配在主儲存器中，並在程式的整個生命週期內有效。 自動分配記憶體的變數在棧上分配，並隨著函式的呼叫和返回而申請或釋放。 對於靜態分配記憶體和自動分配記憶體的生命週期，分配的大小必須是編譯時常量（可變長度自動陣列[5]除外）。 如果所需的記憶體大小直到執行時才知道（例如，如果要從使用者或磁碟檔案中讀取任意大小的資料），則使用固定大小的資料物件則滿足不了要求了。試想，即便假定都知道要多大記憶體，如在windows/Linux下有那麼多應用程式，每個應用程式載入時都將執行中所需的記憶體取樣靜態分配策略，則如多個程式執行記憶體將很快耗盡。

分配的記憶體的生命週期也可能引起關注。 靜態或自動分配都不能滿足所有情況。 自動分配記憶體不能在多個函式呼叫之間保留，而靜態資料在程式的整個生命週期中必然保留，無論是否真正需要（所以都採用這樣的策略必然造成浪費）。 在許多情況下，程式設計師在管理分配的記憶體的生命週期具有更多的靈活性。

通過使用動態記憶體分配則避免了這些限制/缺點，在動態記憶體分配中，更明確（但更靈活）地管理記憶體，通常是通過從免費儲存區（非正式地稱為“堆”）中分配記憶體（為此目的而構造的記憶體區域）進行分配的。 在C語言中，庫函式malloc用於在堆上分配一個記憶體塊。 程式通過malloc返回的指標訪問該記憶體塊。 當不再需要記憶體時，會將指標傳遞給free，從而釋放記憶體，以便可以將其用於其他目的。

誰實現堆

如果一問道這個問題，馬上會說C編譯器。不錯C編譯器實現了堆管理器，而事實上並非編譯器在編譯的過程中實現動態記憶體管理器，而是C編譯器所實現的C庫實現了堆管理器，比如ANSI C，VC, IAR C編譯器，GNU C等其實都需要一些C庫的支援，那麼這些庫的內部就隱藏了這麼一個堆管理器。眼見為實吧，還是以IAR ARM 8.40.1 為例，其堆管理器就實現在：

.\IAR Systems\Embedded Workbench 8.3\arm\src\lib\dlib\heap

一看有這麼多的原始碼，那麼對於應用開發而言，有哪些選項需要進行配置呢？

支援四個選項：

• Automatic：
  • 如果您的應用程式中有對堆記憶體分配例程的呼叫，但沒有對堆釋放例程的呼叫，則連結程式將自動選擇無空閒堆。
  • 如果您的應用程式中有對堆記憶體分配例程的呼叫，則連結程式會自動選擇高階堆。
  • 例如，如果在庫中呼叫了堆記憶體分配例程，則連結程式會自動選擇基本堆。
• Advanced heap:高階堆（--advanced_heap）為廣泛使用該堆的應用程式提供有效的記憶體管理。 特別是，重複分配和釋放記憶體的應用程式可能會在空間和時間上獲得較少的開銷。 高階堆的程式碼明顯大於基本堆的程式碼。
• Basic heap: 基本堆（--basic_heap）是一個簡單的堆分配器，適用於不經常使用堆的應用程式。 特別是，它可以用於僅分配堆記憶體而從不釋放堆記憶體的應用程式中。 基本堆並不是特別快，並且在反覆釋放記憶體的應用程式中使用它很可能導致不必要的堆碎片化。 基本堆的程式碼遠小於高階堆的大小。
• No-free heap:無可用堆（--no_free_heap）使用此選項可以使用最小的堆實現。 因為此堆不支援釋放或重新分配，所以它僅適用於在啟動階段為各種緩衝區分配堆記憶體的應用程式，以及永不釋放記憶體的應用程式。

但是如果認為僅僅標準C庫負責實現堆管理器，則這種理解並不全面。回到事物的本質，堆管理器是利用資料結構及演算法動態管理一片記憶體的分配與釋放。那麼有這樣需求的地方，都可能需要實現一個堆管理器。

堆管理器的實現很大程度取決於作業系統以及硬體體系架構。大體上需要實現堆記憶體管理器的有兩大類：

• 應用程式，應用程式需要堆記憶體管理器，是顯而易見的。比如常見的windows/Linux下的應用程式，都需要堆記憶體管理器。而上述的cortex M或者其他微控制器程式使用C/C++程式設計時都需要堆記憶體管理器。
• 作業系統核心，作業系統核心需要像應用程式一樣分配記憶體。 但是，核心中malloc的實現通常與C庫使用的實現有很大不同。 例如，記憶體緩衝區可能需要符合DMA施加的特殊限制，或者可能從中斷上下文中呼叫記憶體分配功能。這需要與作業系統核心的虛擬記憶體子系統緊密整合的malloc實現。比如Linux核心就需要實現核心版本的堆管理器，對外提供kmalloc/vmalloc申請記憶體，kfree/vfree用於釋放記憶體。

怎麼實現堆

對於RT-Thread的核心而言，也實現了一個核心堆管理器，這裡就來梳理一下RT-Thread核心版本的小堆管理器的實現，同時來了解一下連結串列資料結構及演算法操作的例項應用。

其堆管理器實現位於.\rt-thread-v4.0.2\rt-thread\src下mem.c，memheap.c以及mempool.c。

關鍵資料結構

其堆管理器主要的資料結構為heap_mem。

• heap_mem

堆管理器初始化

堆管理器的初始化入口在mem.c，函式為：

void rt_system_heap_init(void *begin_addr, void *end_addr)
{
    struct heap_mem *mem;
    /*按4位元組對齊轉換地址*/
    /*如0x2000 0001～0x2000 0003,轉後為0x2000 0004*/
    rt_ubase_t begin_align = RT_ALIGN((rt_ubase_t)begin_addr, RT_ALIGN_SIZE);
    /*如0x3000 0001～0x3000 0003,轉後為0x3000 0000*/
    rt_ubase_t end_align   = RT_ALIGN_DOWN((rt_ubase_t)end_addr, RT_ALIGN_SIZE);
    
    /*除錯資訊，函式不可用於中斷內部*/
    RT_DEBUG_NOT_IN_INTERRUPT;

    /* 分配地址範圍至少能儲存兩個heap_mem */
    if ((end_align > (2 * SIZEOF_STRUCT_MEM)) &&
        ((end_align - 2 * SIZEOF_STRUCT_MEM) >= begin_align))
    {
        /* 計算可用堆區，4位元組對齊 */
        mem_size_aligned = end_align - begin_align - 2 * SIZEOF_STRUCT_MEM;
    }
    else
    {
        rt_kprintf("mem init, error begin address 0x%x, and end address 0x%x\n",
                   (rt_ubase_t)begin_addr, (rt_ubase_t)end_addr);

        return;
    }

    /* heap_ptr指向堆區起始地址 */
    heap_ptr = (rt_uint8_t *)begin_align;

    RT_DEBUG_LOG(RT_DEBUG_MEM, ("mem init, heap begin address 0x%x, size %d\n",
                                (rt_ubase_t)heap_ptr, mem_size_aligned));

    /* 初始化堆起始描述符 */
    mem        = (struct heap_mem *)heap_ptr;
    mem->magic = HEAP_MAGIC;
    mem->next  = mem_size_aligned + SIZEOF_STRUCT_MEM;
    mem->prev  = 0;
    mem->used  = 0;
#ifdef RT_USING_MEMTRACE
    rt_mem_setname(mem, "INIT");
#endif

    /* 初始化堆結束描述符 */
    heap_end        = (struct heap_mem *)&heap_ptr[mem->next];
    heap_end->magic = HEAP_MAGIC;
    heap_end->used  = 1;
    heap_end->next  = mem_size_aligned + SIZEOF_STRUCT_MEM;
    heap_end->prev  = mem_size_aligned + SIZEOF_STRUCT_MEM;
#ifdef RT_USING_MEMTRACE
    rt_mem_setname(heap_end, "INIT");
#endif

    rt_sem_init(&heap_sem, "heap", 1, RT_IPC_FLAG_FIFO);

    /* 初始化釋放指標指向堆的開始 */
    lfree = (struct heap_mem *)heap_ptr;
}

傳入連結堆區的記憶體起始地址，以及結束地址。以STM32為例，傳入0x20000000--0x20018000，96k位元組

上述rt_system_heap_init( 0x20000000,0x20018000)，主要做了下圖這麼一件事情。

將堆管理頭尾描述符進行了初始化，並指向對應的記憶體地址。用圖翻譯一下：

技巧點：

• 利用型別強制轉換將記憶體資料轉換為struct heap_mem *。實現了靜態雙連結串列的建立

mem      = (struct heap_mem *)heap_ptr;
heap_end = (struct heap_mem *)&heap_ptr[mem->next];

• 定義heap_mem沒有定義使用多少位元組為該塊的使用者資料位元組數，節約了記憶體。是一個比較好的處理方式。
• 對齊方式可配置，RT_ALIGN_SIZE預設為4位元組。

向堆申請記憶體

使用者呼叫rt_malloc 用於申請分配動態記憶體。

void *rt_malloc(rt_size_t size)
{
    rt_size_t ptr, ptr2;
    struct heap_mem *mem, *mem2;

    if (size == 0)
        return RT_NULL;

    RT_DEBUG_NOT_IN_INTERRUPT;
    /*按四位元組對齊申請，如申請5位元組，則實際按8位元組申請*/
    if (size != RT_ALIGN(size, RT_ALIGN_SIZE))
        RT_DEBUG_LOG(RT_DEBUG_MEM, ("malloc size %d, but align to %d\n",
                                    size, RT_ALIGN(size, RT_ALIGN_SIZE)));
    else
        RT_DEBUG_LOG(RT_DEBUG_MEM, ("malloc size %d\n", size));

    /* 按四位元組對齊申請，如申請5位元組，則實際按8位元組申請 */
    size = RT_ALIGN(size, RT_ALIGN_SIZE);

    if (size > mem_size_aligned)
    {
        RT_DEBUG_LOG(RT_DEBUG_MEM, ("no memory\n"));
        return RT_NULL;
    }

    /* 每塊的長度必須至少為MIN_SIZE_ALIGNED=12 STM32*/
    if (size < MIN_SIZE_ALIGNED)
        size = MIN_SIZE_ALIGNED;

    /* 獲取堆保護訊號量 */
    rt_sem_take(&heap_sem, RT_WAITING_FOREVER);

    for (ptr = (rt_uint8_t *)lfree - heap_ptr;
         ptr < mem_size_aligned - size;
         ptr = ((struct heap_mem *)&heap_ptr[ptr])->next)
    {
        mem = (struct heap_mem *)&heap_ptr[ptr];

        /*如果該塊未使用，且滿足大小要求*/
        if ((!mem->used) && (mem->next - (ptr + SIZEOF_STRUCT_MEM)) >= size)
        {
            /* mem沒有被使用，至少完美的配合是可能的:
             * mem->next - (ptr + SIZEOF_STRUCT_MEM) 計算出mem的“使用者資料大小” */
            if (mem->next - (ptr + SIZEOF_STRUCT_MEM) >=
                (size + SIZEOF_STRUCT_MEM + MIN_SIZE_ALIGNED))
            {
                /* (除了上面的，我們測試另一個結構heap_mem (SIZEOF_STRUCT_MEM)
                 * 是否包含至少MIN_SIZE_ALIGNED的資料也適合'mem'的'使用者資料空間')
                 * -> 分割大的塊，建立空的餘數,
                 * 餘數必須足夠大，以包含MIN_SIZE_ALIGNED大小資料:
                 * 如果mem->next - (ptr + (2*SIZEOF_STRUCT_MEM)) == size,
                 * struct heap_mem 會適合，在mem2及mem2->next沒有使用
                 */
                ptr2 = ptr + SIZEOF_STRUCT_MEM + size;

                /* create mem2 struct */
                mem2       = (struct heap_mem *)&heap_ptr[ptr2];
                mem2->magic = HEAP_MAGIC;
                mem2->used = 0;
                mem2->next = mem->next;
                mem2->prev = ptr;
#ifdef RT_USING_MEMTRACE
                rt_mem_setname(mem2, "    ");
#endif
                /*將ptr2插入mem及mem->next之間 */
                mem->next = ptr2;
                mem->used = 1;

                if (mem2->next != mem_size_aligned + SIZEOF_STRUCT_MEM)
                {
                    ((struct heap_mem *)&heap_ptr[mem2->next])->prev = ptr2;
                }
#ifdef RT_MEM_STATS
                used_mem += (size + SIZEOF_STRUCT_MEM);
                if (max_mem < used_mem)
                    max_mem = used_mem;
#endif
            }
            else
            {
                mem->used = 1;
#ifdef RT_MEM_STATS
                used_mem += mem->next - ((rt_uint8_t *)mem - heap_ptr);
                if (max_mem < used_mem)
                    max_mem = used_mem;
#endif
            }
            /* 設定塊幻數 */
            mem->magic = HEAP_MAGIC;
#ifdef RT_USING_MEMTRACE
            if (rt_thread_self())
                rt_mem_setname(mem, rt_thread_self()->name);
            else
                rt_mem_setname(mem, "NONE");
#endif

            if (mem == lfree)
            {
                /* 尋找下一個空閒塊並更新lfree指標*/
                while (lfree->used && lfree != heap_end)
                    lfree = (struct heap_mem *)&heap_ptr[lfree->next];

                RT_ASSERT(((lfree == heap_end) || (!lfree->used)));
            }

            rt_sem_release(&heap_sem);
            RT_ASSERT((rt_ubase_t)mem + SIZEOF_STRUCT_MEM + size <= (rt_ubase_t)heap_end);
            RT_ASSERT((rt_ubase_t)((rt_uint8_t *)mem + SIZEOF_STRUCT_MEM) % RT_ALIGN_SIZE == 0);
            RT_ASSERT((((rt_ubase_t)mem) & (RT_ALIGN_SIZE - 1)) == 0);

            RT_DEBUG_LOG(RT_DEBUG_MEM,
                         ("allocate memory at 0x%x, size: %d\n",
                          (rt_ubase_t)((rt_uint8_t *)mem + SIZEOF_STRUCT_MEM),
                          (rt_ubase_t)(mem->next - ((rt_uint8_t *)mem - heap_ptr))));

            RT_OBJECT_HOOK_CALL(rt_malloc_hook,
                                (((void *)((rt_uint8_t *)mem + SIZEOF_STRUCT_MEM)), size));

            /* 返回除mem結構之外的記憶體地址 */
            return (rt_uint8_t *)mem + SIZEOF_STRUCT_MEM;
        }
    }
    /* 釋放堆保護訊號量 */
    rt_sem_release(&heap_sem);

    return RT_NULL;
}

其基本思路，從空閒塊連結串列開始檢索記憶體塊，如檢索到某塊空閒且滿足申請大小且其剩餘空間至少能儲存描述符，則滿足了申請要求，則將後續記憶體頭部生成描述，更新前後指標，標記幻數以及塊已被使用標記，將該塊插入連結串列。返回申請成功的記憶體地址。如果檢索不到，則返回空指標，表示申請失敗，堆目前沒有滿足要求的記憶體可供使用。實際上，上述程式碼在執行時將堆記憶體區按照下述示意圖進行動態維護。

概括一下：

• heap_ptr總是指向堆起始地址，heap_end總是指向最後一個塊，兩者配合可以實現邊界保護，在釋放記憶體時使用。
• lfree 總是指向最地址最小的空閒塊，因此在動態申請記憶體時，總是從該塊進行檢索是否有滿足申請要求的記憶體塊可供使用。
• used=1表示該塊被佔用，非空閒。used=0表示該塊空閒。
• magic 欄位幻數，起始就是一個特殊標記字，與used=0配合，用於檢測異常，試想一下如果僅僅用used=0判斷塊是空閒，則易出錯，或者需要加其他的輔助程式碼，才能保證程式碼的健壯性。
• 動態記憶體管理申請比較慢，需要檢索連結串列，以及額外的記憶體開銷。
• rt_realloc 及rt_calloc 不做分析了

釋放記憶體

釋放記憶體由rt_free實現：

void rt_free(void *rmem)
{
    struct heap_mem *mem;

    if (rmem == RT_NULL)
        return;

    RT_DEBUG_NOT_IN_INTERRUPT;

    RT_ASSERT((((rt_ubase_t)rmem) & (RT_ALIGN_SIZE - 1)) == 0);
    RT_ASSERT((rt_uint8_t *)rmem >= (rt_uint8_t *)heap_ptr &&
              (rt_uint8_t *)rmem < (rt_uint8_t *)heap_end);

    RT_OBJECT_HOOK_CALL(rt_free_hook, (rmem));
    /* 申請釋放地址不在堆區 */
    if ((rt_uint8_t *)rmem < (rt_uint8_t *)heap_ptr ||
        (rt_uint8_t *)rmem >= (rt_uint8_t *)heap_end)
    {
        RT_DEBUG_LOG(RT_DEBUG_MEM, ("illegal memory\n"));

        return;
    }

    /* 獲取塊描述符 */
    mem = (struct heap_mem *)((rt_uint8_t *)rmem - SIZEOF_STRUCT_MEM);

    RT_DEBUG_LOG(RT_DEBUG_MEM,
                 ("release memory 0x%x, size: %d\n",
                  (rt_ubase_t)rmem,
                  (rt_ubase_t)(mem->next - ((rt_uint8_t *)mem - heap_ptr))));


    /* 獲取堆保護訊號量 */
    rt_sem_take(&heap_sem, RT_WAITING_FOREVER);

    /* 待釋放的記憶體，其塊描述符需是使用狀態 */
    if (!mem->used || mem->magic != HEAP_MAGIC)
    {
        rt_kprintf("to free a bad data block:\n");
        rt_kprintf("mem: 0x%08x, used flag: %d, magic code: 0x%04x\n", mem, mem->used, mem->magic);
    }
    RT_ASSERT(mem->used);
    RT_ASSERT(mem->magic == HEAP_MAGIC);
    /* 清除使用標誌 */
    mem->used  = 0;
    mem->magic = HEAP_MAGIC;
#ifdef RT_USING_MEMTRACE
    rt_mem_setname(mem, "    ");
#endif

    if (mem < lfree)
    {
        /* 更新空閒塊lfree指標 */
        lfree = mem;
    }

#ifdef RT_MEM_STATS
    used_mem -= (mem->next - ((rt_uint8_t *)mem - heap_ptr));
#endif

    /* 如臨近塊也處於空閒態，則合併整理成一個更大的塊 */
    plug_holes(mem);
    rt_sem_release(&heap_sem);
}
RTM_EXPORT(rt_free);

合併空閒塊plug_holes

static void plug_holes(struct heap_mem *mem)
{
    struct heap_mem *nmem;
    struct heap_mem *pmem;

    RT_ASSERT((rt_uint8_t *)mem >= heap_ptr);
    RT_ASSERT((rt_uint8_t *)mem < (rt_uint8_t *)heap_end);
    RT_ASSERT(mem->used == 0);

    /* 前向整理 */
    nmem = (struct heap_mem *)&heap_ptr[mem->next];
    if (mem != nmem &&
        nmem->used == 0 &&
        (rt_uint8_t *)nmem != (rt_uint8_t *)heap_end)
    {
        /*如果mem->next是空閒，且非尾節點，則合併*/
        if (lfree == nmem)
        {
            lfree = mem;
        }
        mem->next = nmem->next;
        ((struct heap_mem *)&heap_ptr[nmem->next])->prev = (rt_uint8_t *)mem - heap_ptr;
    }

    /* 後向整理 */
    pmem = (struct heap_mem *)&heap_ptr[mem->prev];
    if (pmem != mem && pmem->used == 0)
    {
        /* 如mem->prev空閒,將mem與mem->prev合併 */
        if (lfree == mem)
        {
            lfree = pmem;
        }
        pmem->next = mem->next;
        ((struct heap_mem *)&heap_ptr[mem->next])->prev = (rt_uint8_t *)pmem - heap_ptr;
    }
}

動態記憶體的釋放相對比較簡單，其思路主要是判斷傳入地址是否在堆區，如是堆記憶體，則判斷其塊資訊是否合法。如果合法，則將使用標誌清除。同時如果臨近塊如果是空閒態，則利用plug_holes將空閒塊進行合併，合併成一個大的空閒塊。

記憶體洩漏

使用free釋放記憶體失敗會導致不可重用記憶體的累積，程式不再使用這些記憶體。這將浪費記憶體資源，並可能在耗盡這些資源時導致分配失敗。

怎麼使用堆

堆區的配置

對於STM32而言,位於board.h

/ * 配置堆區大小，可根據實際使用進行修改 */
#define HEAP_BEGIN   STM32_SRAM1_START
#define HEAP_END     STM32_SRAM1_END

/* 用於板級初始化堆區 */
void rt_system_heap_init(void *begin_addr, void *end_addr)

堆的介面函式

用於動態申請記憶體
void *rt_malloc(rt_size_t size)
/*追加申請記憶體，此函式將更改先前分配的記憶體塊。*/
void *rt_realloc(void *rmem, rt_size_t newsize)
/* 申請的記憶體被初始化為0 */
void *rt_calloc(rt_size_t count, rt_size_t size)

記憶體分配不能保證成功，而是可能返回一個空指標。使用返回的值，而不檢查分配是否成功，將呼叫未定義的行為。這通常會導致崩潰，但不能保證會發生崩潰，因此依賴於它也會導致問題。

對於申請的記憶體，使用前必須進行返回值判斷，否則申請失敗，且任繼續使用。將會出現意想不到的錯誤！！

總結一下

通過對RT-Thread的小堆管理器實現的梳理，層層遞進更深入理解以下一些要點：

• 為什麼需要堆，為什麼堆是C/C++執行時的基礎之一。堆可實現動態記憶體管理的多樣性，在犧牲一定開銷情況下（申請/釋放開銷，以及記憶體開銷),可以提供記憶體的利用率，在一定程度上解決記憶體不足的需求。
• 可以更深入的理解連結串列實用價值，理解靜態實現方法的一些技巧。
• 通過更深入的理解堆的實現，可以更好的使用堆。
• 理解堆管理器究竟在哪裡實現的，C/C++標準庫，以及作業系統核心都可能實現堆管理器。
• RT-Thread的小堆實現是一個比較簡單和比較好的學習堆管理的例子，事實上堆的實現還有更復雜的場景，比如基於SLAB堆管理器實現，以及IAR中庫的堆實現還需要使用樹這個資料結構。

堆使用常見錯誤

• 使用前沒有檢查分配失敗：記憶體分配不能保證成功，不成功時返回一個空指標。使用返回的空指標，而直接操作這個空指標。可能會導致程式崩潰。
• 記憶體洩露：使用free釋放記憶體也可能會失敗，失敗會導致不可重用記憶體的累積，這些記憶體將在堆區不再能被使用。這將浪費記憶體資源，並可能會隨著程式的執行耗盡所有堆記憶體。
• 邏輯錯誤：所有的分配須使用相同的模式:使用malloc申請分配記憶體，使用free釋放記憶體。如果使用後而不釋放。例如在呼叫free釋放之後或在呼叫malloc之前使用記憶體、也或者兩次呼叫free釋放記憶體(“double free”)等，通常可能會導致段錯誤並導致程式崩潰。這些錯誤可能是偶發的，而且很難除錯發現。

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