初始化、延迟分配与清理

压缩消息之前，应用通过初始化获得工作存储。之后可以重置，为另一条消息复用存储；复制，建立检查点；或在工作结束时结束操作。状态操作章节解释了这些选择。这里要追问：调用之后，每个对象归谁拥有，尤其是内存不足时？

初始化接收调用者提供的 z_stream、参数、版本信息和分配器字段。它返回状态码，并可能把新分配的私有状态挂到流上。它不压缩调用者的消息。在选定的默认分配器下，成功的压缩器拥有五项分配；刚初始化的普通解码器拥有一项。失败必须解释本次尝试里每一项成功分配。

下面跟踪两种结果：压缩器的第三次分配失败，但后面的请求成功；解码器已经写出输出后才内存不足。这两种情况说明，返回码本身不足以完整报告资源或输出效果。

本章使用默认分配器，分配失败属于范围内。完整生命周期组合还未完成；它需要解释每次允许分配结果下的清理和后续可用状态。自定义回调、其他布局和接受的平台限制，在配置参考与安全要求中各有明确范围。

压缩器初始化获得的工作存储

压缩器要找出重复的消息字节，需要历史窗口和能搜索旧位置的索引。要发射压缩字节，还需要待发送输出和临时符号。先理解这些用途，再看五项分配的尺寸。

成功的 deflateInit2_拥有五项分配：状态记录、窗口、前驱数组 prev、哈希头数组 head 和待发送字节存储。树数组、堆/深度数组及其描述符属于状态记录。调用者的 z_stream、输入／输出和可选 gzip 元数据仍是借用对象，不是结束操作要额外释放的分配。

默认窗口和内存设置下，下表的四个缓冲区各占 65536 字节，但元素和用途不同。比较其他可接受设置之前，先区分两个控制量。w_bits 是历史窗口尺度以二为底的指数；15 表示 2^15 = 32768 字节。memLevel 是控制哈希索引和临时符号存储的内存预算设置，不是决定搜索力度的压缩级别。用 W = 1 << w_bits 表示以字节计量的历史尺度，用 B = 1 << (memLevel + 6) 表示以记录计量的符号容量参数。这里 1 << k 表示 2^k。实际字节数组需要 2W 字节，同时容纳历史与未处理输入。选定的打包符号布局如下：

符号从 pending_buf + B 开始，并非第六项分配。每个记录占三字节。共享存储章节解释何时消费记录会为输出释放空间。memLevel 改变哈希和符号容量；压缩级别则改变策略/搜索设置。Zlib 窗口请求 8 会归一化为 9。实际参数接受、归一化和拒绝由完整初始化契约规定。

例如，新窗口可以含任意字节，但压缩器还没有把它们接受为消息输入。索引位于已分配范围内，不足以证明找到了一项合法匹配。head 指出候选历史链，prev 连接较早位置；只有真实插入建立的链才允许被遍历。

分配获得容量，不使所有内容自动有意义。状态记录会显式清零。lm_init 清空哈希头并建立计数器，但不初始化每个前驱槽。high_water 跟踪已经建立的窗口字节。后续搜索仍需已写位置论证，不能把已分配数组当成全部初始化。

第三次分配失败之后

版本/结构检查兼容后，压缩器初始化先验证参数，再分配。状态分配成功后，它先尝试全部四个缓冲区，然后才检查合并结果。较早的缓冲区失败不会停止后面的请求。

为了涵盖内存不足，证明模型为每次分配尝试指定成功或失败的结果。这份序列称为分配预言机，并不假定某次失败之后所有请求都会失败。考虑这组具体结果：

下面把这次尝试画成实际执行顺序。第 3 项失败之后，箭头仍会经过后两次申请；释放发生在最后的合并检查之后。

flowchart TD
    S["1 状态：成功"] --> W["2 窗口：成功"]
    W --> P["3 前驱数组：失败"]
    P --> H["4 哈希头数组：成功"]
    H --> O["5 待发送存储：成功"]
    O --> C["合并检查发现空指针"]
    C --> F["释放状态、窗口、哈希头、待发送存储"]
    F --> E["返回内存错误；无新活对象遗留"]

下面节选中的尺寸参数 lit_bufsize 就是上面的 B；本布局的 LIT_BUFS = 4 表示每单位申请四字节。因此，ZALLOC 为 pending_buf 请求 4B 字节，pending_buf_size 记录这份字节容量。Z_NULL 是 C 的空指针标记，表示相应请求没有获得存储。

把这张表读作完整的请求顺序，而不是“第一次失败就停止”。C 先请求窗口、前驱和哈希头，再到后面的待发送字节请求。只有完成待发送字节请求之后，才一起检查四个指针。以下是逐字节选：

s->pending_buf = (uchf *) ZALLOC(strm, s->lit_bufsize, LIT_BUFS);
s->pending_buf_size = (ulg)s->lit_bufsize * 4;

if (s->window == Z_NULL || s->prev == Z_NULL || s->head == Z_NULL ||
    s->pending_buf == Z_NULL) {
    s->status = FINISH_STATE;
    strm->msg = ERR_MSG(Z_MEM_ERROR);
    deflateEnd (strm);
    return Z_MEM_ERROR;
}

在表中的情形，prev 为 NULL，但 head 和待发送字节仍是活分配。合并检查进入清理。FINISH_STATE 让代码不必先建立成功压缩器的完整搜索状态，就能执行清理。

失败分支必须释放待发送存储、哈希头、窗口和状态，跳过 NULL 前驱指针。不能只清理第 3 次尝试之前的分配。源码设置适合清理的状态、记录内存错误消息，调用 deflateEnd，然后返回 Z_MEM_ERROR；没有新拥有的活块，流状态指针为 NULL。

如果第 1 次尝试就失败，不会再尝试缓冲区，原 state 字段保留。准备默认回调和清除 msg 此前可能已经改变流。即使完全清理，也不会恢复分配尝试计数或新对象身份计数。“没有新活分配”与“整个堆不变”是不同结论。

下面更小的双资源模型单独展示生命周期模式。它不是上面精确的五次请求顺序；选择第二次失败，再与成功初始化后结束操作比较。

这份账本模式也适用于 deflateCopy，但复制有自己的路径。失败时必须释放目标新获得的每项分配，并保持源不变。不能因为目标尝试失败，就清理源。

解码器历史的延迟分配

解码器往往能在同一次调用里，直接用刚写入调用者输出缓冲区的字节作为匹配历史。只有需要让相应历史活过这份输出缓冲区时，才需要私有窗口。因此每次初始化都分配窗口，有时会做无用功。

inflateInit2_起初只分配一个 inflate_state。码长、工作和解码数组内嵌于该记录。窗口指针从 NULL 开始。静态固定解码表是共享只读对象，不是每个流独立拥有的分配。

解码器把历史窗口分配延迟到需要保留或安装历史的操作。inflateSetDictionary可能需要它；普通解码为后续执行提交近期输出时也可能分配。单次 Z_FINISH 完成可能完全不需要窗口。避免不必要分配和历史复制，就是这种延迟设计的实际收益。

考虑一次已经写出 ABAB、又必须保留历史以便稍后继续的调用。如果此时创建历史窗口失败，这四个调用者字节不会消失。应用同时得到错误状态和已被修改的输出目标。

它也把失败移到了意外的位置。窗口分配失败前，inflate 可能已经消费输入、写入调用者输出。输入／输出指针和可用计数可能反映这些效果，而正常的最终总计数/校验更新被跳过。因此，Z_MEM_ERROR 不表示输出不变。活解码器仍然可以结束操作；参见完整 inflate 契约。

读下面条件时，out 是保存的输出空间数量，不是输出指针；减去剩余的 strm->avail_out，得到基线之后写出的字节数。state->wsize 是以字节计量的当前历史窗口大小，零表示尚未启用。模式常量 CHECK、BAD、MEM 分别表示尾部处理、畸形数据和内存失败；它们按顺序编号，条件据此决定是否为下一次调用保留输出。

实际返回路径直接展示了顺序。以下节选位于正常总计数和校验值更新之前：

RESTORE();
if (state->wsize || (out != strm->avail_out && state->mode < BAD &&
        (state->mode < CHECK || flush != Z_FINISH)))
    if (updatewindow(strm, strm->next_out, out - strm->avail_out)) {
        state->mode = MEM;
        return Z_MEM_ERROR;
    }

RESTORE() 已经发布当前缓冲区指针和计数。随后 updatewindow 可能失败，在后面的 total_in、total_out 和校验值更新之前返回。因此在 ABAB 的情形，“全部字段已回滚”与“全部计数已结算”都不能描述错误结果。具体路径及其所有权仍需证明。

解码器初始化的错误顺序不同于压缩器。它先尝试状态分配，再验证窗口参数。因此，如果分配先失败，无效窗口请求也可能得到 Z_MEM_ERROR。如果分配成功而请求无效，则释放新状态、将 state 置 NULL，再返回 Z_STREAM_ERROR。版本/结构拒绝更早发生。这些区别对调用者和精确失败证明都重要。

为下一项任务复用，或用结束操作释放

假设一个服务需要处理数千条独立消息。每次结束操作后再初始化，就要反复释放和重新获得缓冲区。重置可以保留容量，丢弃上一项任务的逻辑内容。物理复用节省分配工作，却不使旧字节成为下一条消息的合法输入。

inflateReset可以保留兼容的物理窗口，同时清空其逻辑历史。不兼容窗口会被释放；重置自身不分配替代品。deflateReset为下一项压缩任务保留五项分配。复用省去重复分配工作，但不代表旧字典内容仍可作为有效历史。

inflateEnd释放可选窗口和状态，清空状态指针；对有效活解码器，即使解码被放弃也返回 Z_OK。deflateEnd释放全部五项分配；繁忙且未完成压缩的 Z_DATA_ERROR 在释放之后报告，而非代替释放。第二次结束操作会因流检查失败而拒绝，不会再次释放。

压缩器的实际结束操作尾部先释放缓冲区和状态，再选择 Z_DATA_ERROR 或 Z_OK。因此，放弃繁忙任务得到 Z_DATA_ERROR 时，存储已经释放；重试结束操作不能完成压缩。调用者原有缓冲区和已交付字节仍属于调用者。

inflateBackInit_提供了有用的所有权对照：其历史窗口由调用者提供。inflateBackEnd释放回调解码器的状态，不释放调用者窗口。所有权证明章节把这些实际对象转换为建立、框架条件和精确活块义务。

失败后的保持义务

所有权承诺分三部分。初始化成功后，每个新活对象都归流拥有，直到规定的转换释放它。初始化或复制失败后，不能遗留新获得的活对象，也不能移除无关旧对象。结束操作后，被移除的集合必须恰好等于流原来拥有的集合，包括后来才获得的可选窗口。输出和框架条件是另一项承诺：解码中途分配失败，可以保留新写入的调用者字节。这些都是覆盖允许分配结果的执行证明义务，不能由教学模型或一条分配轨迹建立。当前证据记录接受范围。