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fda9bae Jun 22, 2017
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5.1 Zend内存池

zend针对内存的操作封装了一层,用于替换直接的内存操作:malloc、free等,实现了更高效率的内存利用,其实现主要参考了tcmalloc的设计。

源码中emalloc、efree、estrdup等等就是内存池的操作。

内存池是内核中最底层的内存操作,定义了三种粒度的内存块:chunk、page、slot,每个chunk的大小为2M,page大小为4KB,一个chunk被切割为512个page,而一个或若干个page被切割为多个slot,所以申请内存时按照不同的申请大小决定具体的分配策略:

  • Huge(chunk): 申请内存大于2M,直接调用系统分配,分配若干个chunk
  • Large(page): 申请内存大于3092B(3/4 page_size),小于2044KB(511 page_size),分配若干个page
  • Small(slot): 申请内存小于等于3092B(3/4 page_size),内存池提前定义好了30种同等大小的内存(8,16,24,32,...3072),他们分配在不同的page上(不同大小的内存可能会分配在多个连续的page),申请内存时直接在对应page上查找可用位置

5.1.1 基本数据结构

chunk由512个page组成,其中第一个page用于保存chunk结构,剩下的511个page用于内存分配,page主要用于Large、Small两种内存的分配;heap是表示内存池的一个结构,它是最主要的一个结构,用于管理上面三种内存的分配,Zend中只有一个heap结构。

struct _zend_mm_heap {
#if ZEND_MM_STAT
    size_t             size; //当前已用内存数
    size_t             peak; //内存单次申请的峰值
#endif
    zend_mm_free_slot *free_slot[ZEND_MM_BINS]; // 小内存分配的可用位置链表,ZEND_MM_BINS等于30,即此数组表示的是各种大小内存对应的链表头部
    ...

    zend_mm_huge_list *huge_list;               //大内存链表

    zend_mm_chunk     *main_chunk;              //指向chunk链表头部
    zend_mm_chunk     *cached_chunks;           //缓存的chunk链表
    int                chunks_count;            //已分配chunk数
    int                peak_chunks_count;       //当前request使用chunk峰值
    int                cached_chunks_count;     //缓存的chunk数
    double             avg_chunks_count;        //chunk使用均值,每次请求结束后会根据peak_chunks_count重新计算:(avg_chunks_count+peak_chunks_count)/2.0
}

struct _zend_mm_chunk {
    zend_mm_heap      *heap; //指向heap
    zend_mm_chunk     *next; //指向下一个chunk
    zend_mm_chunk     *prev; //指向上一个chunk
    int                free_pages; //当前chunk的剩余page数
    int                free_tail;               /* number of free pages at the end of chunk */
    int                num;
    char               reserve[64 - (sizeof(void*) * 3 + sizeof(int) * 3)];
    zend_mm_heap       heap_slot; //heap结构,只有主chunk会用到
    zend_mm_page_map   free_map; //标识各page是否已分配的bitmap数组,总大小512bit,对应page总数,每个page占一个bit位
    zend_mm_page_info  map[ZEND_MM_PAGES]; //各page的信息:当前page使用类型(用于large分配还是small)、占用的page数等
};

//按固定大小切好的small内存槽
struct _zend_mm_free_slot {
    zend_mm_free_slot *next_free_slot;//此指针只有内存未分配时用到,分配后整个结构体转为char使用
};

chunk、page、slot三者的关系:

zend_heap

接下来看下内存池的初始化以及三种内存分配的过程。

5.1.2 内存池初始化

内存池在php_module_startup阶段初始化,start_memory_manager():

ZEND_API void start_memory_manager(void)
{
#ifdef ZTS
    ts_allocate_id(&alloc_globals_id, sizeof(zend_alloc_globals), (ts_allocate_ctor) alloc_globals_ctor, (ts_allocate_dtor) alloc_globals_dtor);
#else
    alloc_globals_ctor(&alloc_globals);
#endif
}

static void alloc_globals_ctor(zend_alloc_globals *alloc_globals)
{
#ifdef MAP_HUGETLB
    tmp = getenv("USE_ZEND_ALLOC_HUGE_PAGES");
    if (tmp && zend_atoi(tmp, 0)) {
        zend_mm_use_huge_pages = 1;
    }
#endif
    ZEND_TSRMLS_CACHE_UPDATE();
    alloc_globals->mm_heap = zend_mm_init();
}

alloc_globals 是一个全局变量,即 AG宏 ,它只有一个成员:mm_heap,保存着整个内存池的信息,所有内存的分配都是基于这个值,多线程模式下(ZTS)会有多个heap,也就是说每个线程都有一个独立的内存池,看下它的初始化:

static zend_mm_heap *zend_mm_init(void)
{
    //向系统申请2M大小的chunk
    zend_mm_chunk *chunk = (zend_mm_chunk*)zend_mm_chunk_alloc_int(ZEND_MM_CHUNK_SIZE, ZEND_MM_CHUNK_SIZE);
    zend_mm_heap *heap;

    heap = &chunk->heap_slot; //heap结构实际是主chunk嵌入的一个结构,后面再分配chunk的heap_slot不再使用
    chunk->heap = heap;
    chunk->next = chunk;
    chunk->prev = chunk;
    chunk->free_pages = ZEND_MM_PAGES - ZEND_MM_FIRST_PAGE; //剩余可用page数
    chunk->free_tail = ZEND_MM_FIRST_PAGE;
    chunk->num = 0;
    chunk->free_map[0] = (Z_L(1) << ZEND_MM_FIRST_PAGE) - 1; //将第一个page的bit分配标识位设置为1
    chunk->map[0] = ZEND_MM_LRUN(ZEND_MM_FIRST_PAGE); //第一个page的类型为ZEND_MM_IS_LRUN,即large内存
    heap->main_chunk = chunk; //指向主chunk
    heap->cached_chunks = NULL; //缓存chunk链表
    heap->chunks_count = 1; //已分配chunk数
    heap->peak_chunks_count = 1;
    heap->cached_chunks_count = 0;
    heap->avg_chunks_count = 1.0;
    ...
    heap->huge_list = NULL; //huge内存链表
    return heap;
}

这里分配了主chunk,只有第一个chunk的heap会用到,后面分配的chunk不再用到heap,初始化完的结构如下图:

chunk_init

初始化的过程实际只是分配了一个主chunk,这里并没有看到开始提到的小内存slot切割,下一节我们来详细看下各种内存的分配过程。

5.1.3 内存分配

文章开头已经简单提过Zend内存分配器按照申请内存的大小有三种不同的实现:

alloc_all

5.1.3.1 Huge分配

超过2M内存的申请,与通用的内存申请没有太大差别,只是将申请的内存块通过单链表进行了管理。

static void *zend_mm_alloc_huge(zend_mm_heap *heap, size_t size ZEND_FILE_LINE_DC ZEND_FILE_LINE_ORIG_DC)
{
    size_t new_size = ZEND_MM_ALIGNED_SIZE_EX(size, REAL_PAGE_SIZE); //按页大小重置实际要分配的内存

#if ZEND_MM_LIMIT
    //如果有内存使用限制则check是否已达上限,达到的话进行zend_mm_gc清理后再检查
    //此过程不再展开分析
#endif

    //分配chunk
    ptr = zend_mm_chunk_alloc(heap, new_size, ZEND_MM_CHUNK_SIZE);
    if (UNEXPECTED(ptr == NULL)) {
        //清理后再尝试分配一次
        if (zend_mm_gc(heap) &&
            (ptr = zend_mm_chunk_alloc(heap, new_size, ZEND_MM_CHUNK_SIZE)) != NULL) {
            /* pass */
        } else {
            //申请失败
            zend_mm_safe_error(heap, "Out of memory");
            return NULL;
        }
    }
    
    //将申请的内存通过zend_mm_huge_list插入到链表中,heap->huge_list指向的实际是zend_mm_huge_list
    zend_mm_add_huge_block(heap, ptr, new_size, ...);
    ...

    return ptr;
}

huge的分配实际就是分配多个chunk,chunk的分配也是large、small内存分配的基础,它是ZendMM向系统申请内存的唯一粒度。在申请chunk内存时有一个关键操作,那就是将内存地址对齐到ZEND_MM_CHUNK_SIZE,也就是说申请的chunk地址都是ZEND_MM_CHUNK_SIZE的整数倍,注意:这里说的内存对齐值并不是系统的字节对齐值,所以需要在申请后自己调整下。ZendMM的处理方法是:先按实际要申请的内存大小申请一次,如果系统分配的地址恰好是ZEND_MM_CHUNK_SIZE的整数倍那么就不需要调整了,直接返回使用;如果不是ZEND_MM_CHUNK_SIZE的整数倍,ZendMM会把这块内存释放掉,然后按照"实际要申请的内存大小+ZEND_MM_CHUNK_SIZE"的大小重新申请一块内存,多申请的ZEND_MM_CHUNK_SIZE大小的内存是用来调整的,ZendMM会从系统分配的地址向后偏移到ZEND_MM_CHUNK_SIZE的整数倍位置,调整完以后会把多余的内存再释放掉,如下图所示,虚线部分为alignment大小的内容,灰色部分为申请的内容大小,系统返回的地址为ptr1,而实际使用的内存是从ptr2开始的。

下面看下chunk的具体分配过程:

//size为申请内存的大小,alignment为内存对齐值,一般为ZEND_MM_CHUNK_SIZE
static void *zend_mm_chunk_alloc_int(size_t size, size_t alignment)
{
    //向系统申请size大小的内存
    void *ptr = zend_mm_mmap(size);
    if (ptr == NULL) {
        return NULL;
    } else if (ZEND_MM_ALIGNED_OFFSET(ptr, alignment) == 0) {//判断申请的内存是否为alignment的整数倍
        //是的话直接返回
        return ptr;
    }else{
        //申请的内存不是按照alignment对齐的,注意这里的alignment并不是系统的字节对齐值
        size_t offset;

        //将申请的内存释放掉重新申请
        zend_mm_munmap(ptr, size);
        //重新申请一块内存,这里会多申请一块内存,用于截取到alignment的整数倍,可以忽略REAL_PAGE_SIZE
        ptr = zend_mm_mmap(size + alignment - REAL_PAGE_SIZE);
        //offset为ptr距离上一个alignment对齐内存位置的大小,注意不能往前移,因为前面的内存都是分配了的
        offset = ZEND_MM_ALIGNED_OFFSET(ptr, alignment);
        if (offset != 0) {
            offset = alignment - offset;
            zend_mm_munmap(ptr, offset);
            //偏移ptr,对齐到alignment
            ptr = (char*)ptr + offset;
            alignment -= offset;
        }
        if (alignment > REAL_PAGE_SIZE) {
            zend_mm_munmap((char*)ptr + size, alignment - REAL_PAGE_SIZE);
        }
        return ptr;
    }
}

这个过程中用到了一个宏:

#define ZEND_MM_ALIGNED_OFFSET(size, alignment) \
    (((size_t)(size)) & ((alignment) - 1))

这个宏的作用是计算按alignment对齐的内存地址距离上一个alignment整数倍内存地址的大小,alignment必须为2的n次方,比如一段n*alignment大小的内存,ptr为其中一个位置,那么就可以通过位运算计算得到ptr所属内存块的offset:

这个位运算是因为alignment为2^n,所以可以通过alignment取到最低位的位置,也就是相对上一个整数倍alignment的offset,实际如果不用运算的话可以通过:offset = (ptr/alignment取整)*alignment - ptr得到,这个更容易理解些。

5.1.3.2 Large分配

大于3/4的page_size(4KB)且小于等于511个page_size的内存申请,也就是一个chunk的大小够用(之所以是511个page而不是512个是因为第一个page始终被chunk结构占用),如果申请多个page的话 分配的时候这些page都是连续的

static zend_always_inline void *zend_mm_alloc_large(zend_mm_heap *heap, size_t size ZEND_FILE_LINE_DC ZEND_FILE_LINE_ORIG_DC)
{
    //根据size大小计算需要分配多少个page
    int pages_count = (int)ZEND_MM_SIZE_TO_NUM(size, ZEND_MM_PAGE_SIZE);

    //分配pages_count个page
    void *ptr = zend_mm_alloc_pages(heap, pages_count, ...);
    
    ...

    return ptr;
}

进一步看下zend_mm_alloc_pages,这个过程比较复杂,简单描述的话就是从第一个chunk开始查找当前chunk下是否有pages_count个连续可用的page,有的话就停止查找,没有的话则接着查找下一个chunk,如果直到最后一个chunk也没找到则重新分配一个新的chunk并插入chunk链表,这个过程中最不好理解的一点在于如何查找pages_count个连续可用的page,这个主要根据 chunk->free_map 实现的,在看具体执行过程之前我们先解释下 free_map 的作用:

我们已经知道每个chunk由512个page组成,而不管是large分配还是small分配,其分配的最小粒子都是page(small也是先分配1个或多个page然后再进行的切割),所以需要有一个数组来记录每个page是否已经分配,free_map的作用就是标识当前chunk下各page的分配与否,比较特别的是free_map并不是512大小的数组,因为需要记录的信息非常简单,只需要一个bit位就够了,所以free_map就用长整形的各bit位来记录的(实际就是bitmap),不同位数的机器长整形大小不同,因此在32、64位下16或8个长整形就够512bit了(每个byte等于8bit,长整形为4byte或8byte),当然这么做并仅仅是节省空间,更重要的作用是可以提高查询效率

typedef zend_ulong zend_mm_bitset;    /* 4-byte or 8-byte integer */
#define ZEND_MM_BITSET_LEN      (sizeof(zend_mm_bitset) * 8)       /* 32 or 64 */
#define ZEND_MM_PAGE_MAP_LEN    (ZEND_MM_PAGES / ZEND_MM_BITSET_LEN) /* 16 or 8 */

typedef zend_mm_bitset zend_mm_page_map[ZEND_MM_PAGE_MAP_LEN];     /* 64B */

heap->free_map实际就是:zend_ulong free_map[16 or 8],以 free_map[8] 为例,数组中的8个数字分别表示:0-63、64-127、128-191、192-255、256-319、320-383、384-447、448-511 page的分配与否,比如当前chunk的page 0、page 2已经分配,则:free_map[0] = 5:

//5:
00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 00000101

free_map

接下来看下zend_mm_alloc_pages的操作:

static void *zend_mm_alloc_pages(zend_mm_heap *heap, int pages_count ZEND_FILE_LINE_DC ZEND_FILE_LINE_ORIG_DC)
{
    zend_mm_chunk *chunk = heap->main_chunk;
    int page_num, len;

    //从第一个chunk开始查找可用page
    while (1) {
        //当前chunk剩余page总数已不够
        if (UNEXPECTED(chunk->free_pages < pages_count)) {
            goto not_found;
        }else{ //查找当前chunk是否有pages_count个连续可用的page
            int best = -1; //已找到可用page起始页
            int best_len = ZEND_MM_PAGES; //已找到chunk的page间隙大小,这个值尽可能接近page_count
            int free_tail = chunk->free_tail;
            zend_mm_bitset *bitset = chunk->free_map;
            zend_mm_bitset tmp = *(bitset++); // zend_mm_bitset tmp = *bitset;  bitset++ 这里是复制出的,不会影响free_map
            int i = 0; 

            //下面就是查找最优page的过程,稍后详细分析
            //find best page
        }

not_found:
        if (chunk->next == heap->main_chunk) { //是否已到最后一个chunk
get_chunk:
            ...
        }else{
            chunk = chunk->next;
        }
    }

found: //找到可用page,page编号为page_num至(page_num + pages_count)
    /* mark run as allocated */
    chunk->free_pages -= pages_count;
    zend_mm_bitset_set_range(chunk->free_map, page_num, pages_count); //将page_num至(page_num + pages_count)page的bit标识位设置为已分配
    chunk->map[page_num] = ZEND_MM_LRUN(pages_count); //map为两个值的组合值,首先表示当前page属于哪种类型,其次表示包含的page页数
    if (page_num == chunk->free_tail) {
        chunk->free_tail = page_num + pages_count;
    }
    return ZEND_MM_PAGE_ADDR(chunk, page_num);
}

查找过程就是从第一个chunk开始搜索,如果当前chunk没有合适的则进入下一chunk,如果直到最后都没有找到则新创建一个chunk。

注意:查找page的过程并不仅仅是够数即可,这里有一个标准是:申请的一个或多个的page要尽可能的填满chunk的空隙 ,也就是说如果当前chunk有多块内存满足需求则会选择最合适的那块,而合适的标准前面提到的那个。

最优page的检索过程

  • step1: 首先从第一个page分组(page 0-63)开始检查,如果当前分组无可用page(即free_map[x] = -1)则进入下一分组,直到当前分组有空闲page,然后进入step2
  • step2: 当前分组有可用page,首先找到第一个可用page的位置,记作page_num,接着__从page_num开始__向下找第一个已分配page的位置,记作end_page_num,这个地方需要注意,如果当前分组剩下的page都是可用的则会进入下一分组接着搜索,直到找到为止,这里还会借助chunk->free_tail避免无谓的查找到最后分组
  • step3: 根据上一步找到的page_num、end_page_num可计算得到当前可用内存块大小为len个page,然后与申请的page页数(page_count)比较
    • step3.1: 如果len=page_count则表示找到的内存块符合申请条件且非常完美,直接从page_num开始分配page_count个page
    • step3.2: 如果len>page_count则表示找到的内存块符合条件且空间很充裕,暂且记录下len、page_num,然后继续向下搜索,如果有更合适的则用更合适的替代
    • step3.3: 如果len<page_count则表示当前内存块不够申请的大小,不符合条件,然后将这块空间的全部page设置为已分配(这样下一轮检索就不会再次找到它了),接着从step1重新检索

下面从一个例子具体看下,以64bit整形为例,假如当前page分配情况如下图-(1)(group1全部已分配;group2中page 67-68、71-74未分配,其余都已分配;group3中除page 128-129、133已分配外其余都未分配),现在要申请3个page:

free_map_1

检索过程:

  • a.首先会直接跳过group1,直接到group2检索
  • b.在group2中找到第一个可用page位置:67,然后向下找第一个不可用page位置:69,找到的可用内存块长度为2,小于3,表示此内存块不可用,这时会将page 67-68标识为已分配,图-(2)
  • c.接着再次在group2中查找到第一个可用page位置:71,然后向下找到第一个不可用page位置:75,内存块长度为4,大于3,表示找到一个符合的位置,虽然已经找到可用内存块但并不"完美",先将这个并不完美的page_num及len保存到best、best_len,如果后面没有比它更完美的就用它了,然后将page 71-74标示为已分配,图-(3)
  • d.再次检索,发现group2已无可用page,进入group3,找到可用内存位置:page 130-132,大小比c中找到的合适,所以最终返回的page就是130-132,图-(4)

page分配完成后会将free_map对应整数的bit位从page_num至(page_num+page_count)置为1,同时将chunk->map[page_num]置为ZEND_MM_LRUN(pages_count),表示page_num至(page_num+page_count)这些page是被Large分配占用的。

5.1.3.3 Small分配

small内存指的是小于(3/4 page_size)的内存,这些内存首先也是申请了1个或多个page,然后再将这些page按固定大小切割了,所以第一步与上一节Large分配完全相同。

small内存总共有30种固定大小的规格:8,16,24,32,40,48,56,64,80,96,112,128 ... 1792,2048,2560,3072 Byte,我们把这称之为slot,这些slot的大小是有规律的:最小的slot大小为8byte,前8个slot__依次递增8byte__,后面每隔4个递增值乘以2,即slot 0-7递增8byte、8-11递增16byte、12-15递增32byte、16-19递增32byte、20-23递增128byte、24-27递增256byte、28-29递增512byte,每种大小的slot占用的page数分别是:slot 0-15各占1个page、slot 16-29依次占5, 3, 1, 1, 5, 3, 2, 2, 5, 3, 7, 4, 5, 3个page,这些值定义在zend_alloc_sizes.h中:

/* num, size, count, pages */
#define ZEND_MM_BINS_INFO(_, x, y) \
    _( 0,    8,  512, 1, x, y) \ //四个值的含义依次是:slot编号、slot大小、slot数量、占用page数
    _( 1,   16,  256, 1, x, y) \
    _( 2,   24,  170, 1, x, y) \
    _( 3,   32,  128, 1, x, y) \
    _( 4,   40,  102, 1, x, y) \
    _( 5,   48,   85, 1, x, y) \
    _( 6,   56,   73, 1, x, y) \
    _( 7,   64,   64, 1, x, y) \
    _( 8,   80,   51, 1, x, y) \
    _( 9,   96,   42, 1, x, y) \
    _(10,  112,   36, 1, x, y) \
    _(11,  128,   32, 1, x, y) \
    _(12,  160,   25, 1, x, y) \
    _(13,  192,   21, 1, x, y) \
    _(14,  224,   18, 1, x, y) \
    _(15,  256,   16, 1, x, y) \
    _(16,  320,   64, 5, x, y) \
    _(17,  384,   32, 3, x, y) \
    _(18,  448,    9, 1, x, y) \
    _(19,  512,    8, 1, x, y) \
    _(20,  640,   32, 5, x, y) \
    _(21,  768,   16, 3, x, y) \
    _(22,  896,    9, 2, x, y) \
    _(23, 1024,    8, 2, x, y) \
    _(24, 1280,   16, 5, x, y) \
    _(25, 1536,    8, 3, x, y) \
    _(26, 1792,   16, 7, x, y) \
    _(27, 2048,    8, 4, x, y) \
    _(28, 2560,    8, 5, x, y) \
    _(29, 3072,    4, 3, x, y)

small内存的分配过程:

  • step1: 首先根据申请内存的大小在heap->free_slot中找到对应的slot规格bin_num,如果当前slot为空则首先分配对应的page,然后将这些page内存按slot大小切割为zend_mm_free_slot单向链表,free_slot[bin_num]始终指向第一个可用的slot
  • step2: 如果申请内存大小对应的的slot链表不为空则直接返回free_slot[bin_num],然后将free_slot[bin_num]指向下一个空闲位置free_slot[bin_num]->next_free_slot
  • step3: 释放内存时先将此内存的next_free_slot指向free_slot[bin_num],然后将free_slot[bin_num]指向释放的内存,也就是将释放的内存插到链表头部

free_slot

5.1.4 系统内存分配

上面介绍了三种内存分配的过程,内存池实际只是在系统内存上面做了一些工作,尽可能减少系统内存的分配次数,接下来简单看下系统内存的分配。

chunk、page、slot三种内存粒度中chunk的分配是直接向系统申请的,这里调用的并不是malloc(这只是glibc实现的内存操作,并不是操作系统的,zend的内存池实际跟malloc的角色相同),而是mmap:

static void *zend_mm_mmap(size_t size)
{
    ...

//hugepage支持
#ifdef MAP_HUGETLB
        if (zend_mm_use_huge_pages && size == ZEND_MM_CHUNK_SIZE) {
            ptr = mmap(NULL, size, PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_PRIVATE | MAP_ANON | MAP_HUGETLB, -1, 0);
            if (ptr != MAP_FAILED) {
                return ptr;
            }
        }
#endif

    ptr = mmap(NULL, size, PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_PRIVATE | MAP_ANON, -1, 0);

    if (ptr == MAP_FAILED) {
#if ZEND_MM_ERROR
        fprintf(stderr, "\nmmap() failed: [%d] %s\n", errno, strerror(errno));
#endif  
        return NULL;
    }
    return ptr;
}

HugePage的支持就是在这个地方提现的,详细的可以看下鸟哥的这篇文章:http://www.laruence.com/2015/10/02/3069.html

『关于Hugepage是啥,简单的说下就是默认的内存是以4KB分页的,而虚拟地址和内存地址是需要转换的, 而这个转换是要查表的,CPU为了加速这个查表过程都会内建TLB(Translation Lookaside Buffer), 显而易见如果虚拟页越小,表里的条目数也就越多,而TLB大小是有限的,条目数越多TLB的Cache Miss也就会越高, 所以如果我们能启用大内存页就能间接降低这个TLB Cache Miss』

5.1.5 内存释放

内存的释放主要是efree操作,与三种分配一一对应,过程也比较简单:

#define efree(ptr)                          _efree((ptr) ZEND_FILE_LINE_CC ZEND_FILE_LINE_EMPTY_CC)
#define efree_large(ptr)                    _efree_large((ptr) ZEND_FILE_LINE_CC ZEND_FILE_LINE_EMPTY_CC)
#define efree_huge(ptr)                     _efree_huge((ptr) ZEND_FILE_LINE_CC ZEND_FILE_LINE_EMPTY_CC)

ZEND_API void ZEND_FASTCALL _efree(void *ptr ZEND_FILE_LINE_DC ZEND_FILE_LINE_ORIG_DC)
{
    zend_mm_free_heap(AG(mm_heap), ptr ZEND_FILE_LINE_RELAY_CC ZEND_FILE_LINE_ORIG_RELAY_CC);
}

static zend_always_inline void zend_mm_free_heap(zend_mm_heap *heap, void *ptr ZEND_FILE_LINE_DC ZEND_FILE_LINE_ORIG_DC)
{
    //根据内存地址及对齐值判断内存地址偏移量是否为0,是的话只有huge情况符合,page、slot分配出的内存地>址偏移量一定是>=ZEND_MM_CHUNK_SIZE的,因为第一页始终被chunk自身结构占用,不可能分配出去
    //offset就是ptr距离当前chunk起始位置的偏移量
    size_t page_offset = ZEND_MM_ALIGNED_OFFSET(ptr, ZEND_MM_CHUNK_SIZE);

    if (UNEXPECTED(page_offset == 0)) {
        if (ptr != NULL) {
            //释放huge内存,从huge_list中删除
            zend_mm_free_huge(heap, ptr ZEND_FILE_LINE_RELAY_CC ZEND_FILE_LINE_ORIG_RELAY_CC);
        }
    } else { //page或slot,根据chunk->map[]值判断当前page的分配类型
        //根据ptr获取chunk的起始位置
        zend_mm_chunk *chunk = (zend_mm_chunk*)ZEND_MM_ALIGNED_BASE(ptr, ZEND_MM_CHUNK_SIZE);
        int page_num = (int)(page_offset / ZEND_MM_PAGE_SIZE);
        zend_mm_page_info info = chunk->map[page_num];

        ZEND_MM_CHECK(chunk->heap == heap, "zend_mm_heap corrupted");
        if (EXPECTED(info & ZEND_MM_IS_SRUN)) {
            zend_mm_free_small(heap, ptr, ZEND_MM_SRUN_BIN_NUM(info)); //slot的释放上一节已经介绍过,就是个普通的链表插入操作
        } else /* if (info & ZEND_MM_IS_LRUN) */ {
            int pages_count = ZEND_MM_LRUN_PAGES(info);

            ZEND_MM_CHECK(ZEND_MM_ALIGNED_OFFSET(page_offset, ZEND_MM_PAGE_SIZE) == 0, "zend_mm_heap corrupted");
            //释放page,将free_map中的标识位设置为未分配
            zend_mm_free_large(heap, chunk, page_num, pages_count);
        }
    }
}

释放的内存地址可能是chunk中间的任意位置,因为chunk分配时是按照ZEND_MM_CHUNK_SIZE对齐的,也就是chunk的起始内存地址一定是ZEND_MM_CHUNK_SIZE的整数倍,所以可以根据chunk上的任意位置知道chunk的起始位置。

释放page的过程有一个地方值得注意,如果释放后发现当前chunk所有page都已经被释放则可能会释放所在chunk,还记得heap->cached_chunks吗?内存池会维持一定的chunk数,每次释放并不会直接销毁而是加入到cached_chunks中,这样下次申请chunk时直接就用了,同时为了防止占用过多内存,cached_chunks会根据每次request请求计算的chunk使用均值保证其维持在一定范围内。

每次request请求结束会对内存池进行一次清理,检查cache的chunk数是否超过均值,超过的话就进行清理,具体的操作:zend_mm_shutdown,这里不再展开。