php7基础逻辑
worker进程
FPM_REQUEST_ACCEPTING: 等待请求阶段
FPM_REQUEST_READING_HEADERS: 读取fastcgi请求header阶段
FPM_REQUEST_INFO: 获取请求信息阶段，此阶段是将请求的method、query stirng、request uri等信息保存到各worker进程的fpm_scoreboard_proc_s结构中，此操作需要加锁，因为master进程也会操作此结构
FPM_REQUEST_EXECUTING: 执行请求阶段
FPM_REQUEST_END: 没有使用
FPM_REQUEST_FINISHED: 请求处理完成
进程管理方式
- static：启动master的时候按照pm.max_children配置fork出相应数量worker，worker进程数固定
- dynamic：动态进程管理，pm.start_servers 初始化一定量worker，低于pm.min_spare_servers配置数则会fork worker进程，但总的不能超过pm.max_children，如果master发现worker数
超过pm.max_spare_servers则会杀掉一些worker，避免用过多的资源，master通过这4个值来控制worker数
- ondemand：这种方式在启动的时候不分配worker，等到请求了再通知master进程fork worker进程，总得worker数不超过pm.max_children，处理完成后worker进程不会立即退出，当空闲时间超过pm.process_idle_timeout后再退出
fpm_init相关操作
- fpm_conf_init_main
- fpm_scoreboard_init_main
- fpm_signals_init_main
- fpm_sockets_init_main
- fpm_event_init_main
fpm_got_signal 逻辑
- SIGINT/SIGTERM/SIGQUIT: 退出fpm，在master收到退出信号后将向所有的worker进程发送退出信号，然后master退出
- SIGUSR1: 重新加载日志文件，生产环境中通常会对日志进行切割，切割后会生成一个新的日志文件，如果fpm不重新加载将无法继续写入日志，这个时候就需要向master发送一个USR1的信号
- SIGUSR2: 重启fpm，首先master也是会向所有的worker进程发送退出信号，然后master会调用execvp()重新启动fpm，最后旧的master退出
- SIGCHLD: 这个信号是子进程退出时操作系统发送给父进程的，子进程退出时，内核将子进程置为僵尸状态，这个进程称为僵尸进程，它只保留最小的一些内核数据结构，以便父进程查询子进程的退出状态，只有当父进程调用wait或者waitpid函数查询子进程退出状态后子进程才告终止，fpm中当worker进程因为异常原因(比如coredump了)退出而非master主动杀掉时master将受到此信号，这个时候父进程将调用waitpid()查下子进程的退出，然后检查下是不是需要重新fork新的worker
php-fpm的进程中request_terminate_timeout负责心跳检查，当大于0的时候走以下函数逻辑：
fpm_pctl_heartbeat逻辑
这个事件是用于限制worker处理单个请求最大耗时的，php-fpm.conf中有一个request_terminate_timeout的配置项，如果worker处理一个请求的总时长超过了这个值那么master将会向此worker进程发送kill -TERM信号杀掉worker进程，此配置单位为秒，默认值为0表示关闭此机制，另外fpm打印的slow log也是在这里完成的。
fpm_pctl_perform_idle_server_maintenance_heartbeat逻辑
这是进程管理实现的主要事件，master启动了一个定时器，每隔1s触发一次，主要用于dynamic、ondemand模式下的worker管理，master会定时检查各worker pool的worker进程数，通过此定时器实现worker数量的控制
除了上面这几个事件外还有一个没有提到，那就是ondemand模式下master监听的新请求到达的事件，因为ondemand模式下fpm启动时是不会预创建worker的，有请求时才会生成子进程，所以请求到达时需要通知master进程，这个事件是在fpm_children_create_initial()时注册的，事件处理函数为fpm_pctl_on_socket_accept()
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php数组
数组结构
存放记录的数组称做散列表，这个数组用来存储value，而value具体在数组中的存储位置由映射函数根据key计算确定，映射函数可以采用取模的方式，key可以通过一些譬如“times 33”的算法得到一个整形值，然后与数组总大小取模得到在散列表中的存储位置。这是一个普通散列表的实现，PHP散列表的实现整体也是这个思路，只是有几个特殊的地方，下面就是PHP中HashTable的数据结构：
//Bucket：散列表中存储的元素
typedef struct _Bucket {
zval val; //存储的具体value，这里嵌入了一个zval，而不是一个指针
zend_ulong h; //key根据times 33计算得到的哈希值，或者是数值索引编号
zend_string *key; //存储元素的key
} Bucket;
//HashTable结构
typedef struct _zend_array HashTable;
struct _zend_array {
zend_refcounted_h gc;
union {
struct {
ZEND_ENDIAN_LOHI_4(
zend_uchar flags,
zend_uchar nApplyCount,
zend_uchar nIteratorsCount,
zend_uchar reserve)
} v;
uint32_t flags;
} u;
uint32_t nTableMask; //哈希值计算掩码，等于nTableSize的负值(nTableMask = -nTableSize)
Bucket *arData; //存储元素数组，指向第一个Bucket
uint32_t nNumUsed; //已用Bucket数
uint32_t nNumOfElements; //哈希表有效元素数
uint32_t nTableSize; //哈希表总大小，为2的n次方
uint32_t nInternalPointer;
zend_long nNextFreeElement; //下一个可用的数值索引,如:arr[] = 1;arr["a"] = 2;arr[] = 3; 则nNextFreeElement = 2;
dtor_func_t pDestructor;
};
HashTable中有两个非常相近的值:nNumUsed、nNumOfElements，nNumOfElements表示哈希表已有元素数，那这个值不跟nNumUsed一样吗？为什么要定义两个呢？实际上它们有不同的含义，当将一个元素从哈希表删除时并不会将对应的Bucket移除，而是将Bucket存储的zval修改为IS_UNDEF，只有扩容时发现nNumOfElements与nNumUsed相差达到一定数量(这个数量是:ht->nNumUsed - ht->nNumOfElements > (ht->nNumOfElements >> 5))时才会将已删除的元素全部移除，重新构建哈希表。所以nNumUsed>=nNumOfElements。
HashTable中另外一个非常重要的值arData，这个值指向存储元素数组的第一个Bucket，插入元素时按顺序 依次插入 数组，比如第一个元素在arData[0]、第二个在arData[1]...arData[nNumUsed]。PHP数组的有序性正是通过arData保证的，这是第一个与普通散列表实现不同的地方。
实际上这个散列表也在arData中，比较特别的是散列表在ht->arData内存之前，分配内存时这个散列表与Bucket数组一起分配，arData向后移动到了Bucket数组的起始位置，并不是申请内存的起始位置，这样散列表可以由arData指针向前移动访问到，即arData[-1]、arData[-2]、arData[-3]......散列表的结构是uint32_t，它保存的是value在Bucket数组中的位置。
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映射函数
映射函数(即：散列函数)是散列表的关键部分，它将key与value建立映射关系，一般映射函数可以根据key的哈希值与Bucket数组大小取模得到，即key->h % ht->nTableSize，但是PHP却不是这么做的：
nIndex = key->h | ht->nTableMask;
哈希碰撞
哈希碰撞是指不同的key可能计算得到相同的哈希值(数值索引的哈希值直接就是数值本身)，但是这些值又需要插入同一个散列表。一般解决方法是将Bucket串成链表，查找时遍历链表比较key。
PHP的实现也是如此，只是将链表的指针指向转化为了数值指向，即：指向冲突元素的指针并没有直接存在Bucket中，而是保存到了value的zval中：
struct _zval_struct {
zend_value value; /* value */
...
union {
uint32_t var_flags;
uint32_t next; /* hash collision chain */
uint32_t cache_slot; /* literal cache slot */
uint32_t lineno; /* line number (for ast nodes) */
uint32_t num_args; /* arguments number for EX(This) */
uint32_t fe_pos; /* foreach position */
uint32_t fe_iter_idx; /* foreach iterator index */
} u2;
};
当出现冲突时将原value的位置保存到新value的zval.u2.next中，然后将新插入的value的位置更新到散列表，也就是后面冲突的value始终插入header。所以查找过程类似：
zend_ulong h = zend_string_hash_val(key);
uint32_t idx = ht->arHash[h & ht->nTableMask];
while (idx != INVALID_IDX) {
Bucket *b = &ht->arData[idx];
if (b->h == h && zend_string_equals(b->key, key)) {
return b;
}
idx = Z_NEXT(b->val); //移到下一个冲突的value
}
return NULL;
扩容
散列表可存储的value数是固定的，当空间不够用时就要进行扩容了。
PHP散列表的大小为2^n，插入时如果容量不够则首先检查已删除元素所占比例，如果达到阈值(ht->nNumUsed - ht->nNumOfElements > (ht->nNumOfElements >> 5)，则将已删除元素移除，重建索引，如果未到阈值则进行扩容操作，扩大为当前大小的2倍，将当前Bucket数组复制到新的空间，然后重建索引。
//zend_hash.c
static void ZEND_FASTCALL zend_hash_do_resize(HashTable *ht)
{
if (ht->nNumUsed > ht->nNumOfElements + (ht->nNumOfElements >> 5)) {
//只有到一定阈值才进行rehash操作
zend_hash_rehash(ht); //重建索引数组
} else if (ht->nTableSize < HT_MAX_SIZE) {
//扩容
void *new_data, *old_data = HT_GET_DATA_ADDR(ht);
//扩大为2倍，加法要比乘法快，小的优化点无处不在...
uint32_t nSize = ht->nTableSize + ht->nTableSize;
Bucket *old_buckets = ht->arData;
//新分配arData空间，大小为:(sizeof(Bucket) + sizeof(uint32_t)) * nSize
new_data = pemalloc(HT_SIZE_EX(nSize, -nSize), ...);
ht->nTableSize = nSize;
ht->nTableMask = -ht->nTableSize;
//将arData指针偏移到Bucket数组起始位置
HT_SET_DATA_ADDR(ht, new_data);
//将旧的Bucket数组拷到新空间
memcpy(ht->arData, old_buckets, sizeof(Bucket) * ht->nNumUsed);
//释放旧空间
pefree(old_data, ht->u.flags & HASH_FLAG_PERSISTENT);
//重建索引数组：散列表
zend_hash_rehash(ht);
...
}
...
}
#define HT_SET_DATA_ADDR(ht, ptr) do { \
(ht)->arData = (Bucket*)(((char*)(ptr)) + HT_HASH_SIZE((ht)->nTableMask)); \
} while (0)
重建散列表
当删除元素达到一定数量或扩容后都需要重建散列表，因为value在Bucket位置移动了或哈希数组nTableSize变化了导致key与value的映射关系改变，重建过程实际就是遍历Bucket数组中的value，然后重新计算映射值更新到散列表，除了更新散列表之外，这里还有一个重要的处理：移除已删除的value，开始的时候我们说过，删除value时只是将value的type设置为IS_UNDEF，并没有实际从Bucket数组中删除，如果这些value一直存在那么将浪费很多空间，所以这里会把它们移除，操作的方式也比较简单：将后面未删除的value依次前移，具体过程如下：
//zend_hash.c
ZEND_API int ZEND_FASTCALL zend_hash_rehash(HashTable *ht)
{
Bucket *p;
uint32_t nIndex, i;
...
i = 0;
p = ht->arData;
if (ht->nNumUsed == ht->nNumOfElements) { //没有已删除的直接遍历Bucket数组重新插入索引数组即可
do {
nIndex = p->h | ht->nTableMask;
Z_NEXT(p->val) = HT_HASH(ht, nIndex);
HT_HASH(ht, nIndex) = HT_IDX_TO_HASH(i);
p++;
} while (++i < ht->nNumUsed);
} else {
do {
if (UNEXPECTED(Z_TYPE(p->val) == IS_UNDEF)) {
//有已删除元素则将后面的value依次前移，压实Bucket数组
......
while (++i < ht->nNumUsed) {
p++;
if (EXPECTED(Z_TYPE_INFO(p->val) != IS_UNDEF)) {
ZVAL_COPY_VALUE(&q->val, &p->val);
q->h = p->h;
nIndex = q->h | ht->nTableMask;
q->key = p->key;
Z_NEXT(q->val) = HT_HASH(ht, nIndex);
HT_HASH(ht, nIndex) = HT_IDX_TO_HASH(j);
if (UNEXPECTED(ht->nInternalPointer == i)) {
ht->nInternalPointer = j;
}
q++;
j++;
}
}
......
ht->nNumUsed = j;
break;
}
nIndex = p->h | ht->nTableMask;
Z_NEXT(p->val) = HT_HASH(ht, nIndex);
HT_HASH(ht, nIndex) = HT_IDX_TO_HASH(i);
p++;
}while(++i < ht->nNumUsed);
}
}
静态变量
PHP中局部变量分配在zend_execute_data结构上，每次执行zend_op_array都会生成一个新的zend_execute_data，局部变量在执行之初分配，然后在执行结束时释放，这是局部变量的生命周期，而局部变量中有一种特殊的类型：静态变量，它们不会在函数执行完后释放，当程序执行离开函数域时静态变量的值被保留下来，下次执行时仍然可以使用之前的值。
PHP中的静态变量通过static关键词创建
function my_func(){
static $count = 4;
$count++;
echo $count,"\n";
}
my_func();
my_func();
===========================
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静态变量的存储
静态变量既然不会随执行的结束而释放，那么很容易想到它的保存位置：zend_op_array->static_variables，这是一个哈希表，所以PHP中的静态变量与普通局部变量不同，它们没有分配在执行空间zend_execute_data上，而是以哈希表的形式保存在zend_op_array中。
静态变量只会初始化一次，注意：它的初始化发生在编译阶段而不是执行阶段，上面这个例子中：
static $count = 4;是在编译阶段发现定义了一个静态变量，然后插进了zend_op_array->static_variables中，并不是执行的时候把static_variables中的值修改为4，所以上面执行的时候会输出5、6，再次执行并没有重置静态变量的值。这个特性也意味着静态变量初始的值不能是变量，比如：
static $count = $xxx;这样定义将会报错。
局部变量通过编译时确定的编号进行读写操作，而静态变量通过哈希表保存，这就使得其不能像普通变量那样有一个固定的编号，有一种可能是通过变量名索引的，那么究竟是否如此呢？我们分析下其编译过程。
静态变量编译的语法规则：
statement:
...
| T_STATIC static_var_list ';' { $$ = $2; }
...
;
static_var_list:
static_var_list ',' static_var { $$ = zend_ast_list_add($1, $3); }
| static_var { $$ = zend_ast_create_list(1, ZEND_AST_STMT_LIST, $1); }
;
static_var:
T_VARIABLE { $$ = zend_ast_create(ZEND_AST_STATIC, $1, NULL); }
| T_VARIABLE '=' expr { $$ = zend_ast_create(ZEND_AST_STATIC, $1, $3); }
;
语法解析后生成了一个ZEND_AST_STATIC语法树节点，接着再看下这个节点编译为opcode的过程：zend_compile_static_var。
void zend_compile_static_var(zend_ast *ast)
{
zend_ast *var_ast = ast->child[0];
zend_ast *value_ast = ast->child[1];
zval value_zv;
if (value_ast) {
//定义了初始值
zend_const_expr_to_zval(&value_zv, value_ast);
} else {
//无初始值
ZVAL_NULL(&value_zv);
}
zend_compile_static_var_common(var_ast, &value_zv, 1);
}
这里首先对初始化值进行编译，最终得到一个固定值，然后调用：zend_compile_static_var_common()处理，首先判断当前编译的zend_op_array->static_variables是否已创建，未创建则分配一个HashTable，接着将定义的静态变量插入：
//zend_compile_static_var_common():
if (!CG(active_op_array)->static_variables) {
ALLOC_HASHTABLE(CG(active_op_array)->static_variables);
zend_hash_init(CG(active_op_array)->static_variables, 8, NULL, ZVAL_PTR_DTOR, 0);
}
//插入静态变量
zend_hash_update(CG(active_op_array)->static_variables, Z_STR(var_node.u.constant), value);
插入静态变量哈希表后并没有完成，接下来还有一个重要操作：
//生成一条ZEND_FETCH_W的opcode
opline = zend_emit_op(&result, by_ref ? ZEND_FETCH_W : ZEND_FETCH_R, &var_node, NULL);
opline->extended_value = ZEND_FETCH_STATIC;
if (by_ref) {
zend_ast *fetch_ast = zend_ast_create(ZEND_AST_VAR, var_ast);
//生成一条ZEND_ASSIGN_REF的opcode
zend_emit_assign_ref_znode(fetch_ast, &result);
}
后面生成了两条opcode：
- ZEND_FETCH_W: 这条opcode对应的操作是创建一个IS_INDIRECT类型的zval，指向static_variables中对应静态变量的zval
- ZEND_ASSIGN_REF: 它的操作是引用赋值，即将一个引用赋值给CV变量
通过上面两条opcode可以确定静态变量的读写过程：首先根据变量名在static_variables中取出对应的zval，然后将它修改为引用类型并赋值给局部变量，也就是说static $count = 4;包含了两个操作，严格的将$count并不是真正的静态变量，它只是一个指向静态变量的局部变量，执行时实际操作是：$count = & static_variables["count"];。上面例子$count与static_variables["count"]间的关系如图所示。
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