在前两章，研究了jemalloc和tcmalloc的释放原理，可以看到他们都是通过内存地址addr，直接右移，得到PageID；然后，根据PageID，查找基数树，得到Page的描述对象。
这种方法，根据内存地址Addr 推导出该地址所在的内存页，依然无法避免基数树的查找。唯一的好处是，PageID是可以直接计算的，但劣势就是，每个页分配的时候，必须首地
址对齐。为了满足这个要求，需要做很多的操作。
我们研究下实际情况，对于任何一个页来说，即使没有首地址对齐，那么他最多也只会跨2个对齐的区域。比如页的大小为4K，那么对齐约束的情况下，导致首地址总是为0K、4K、8K、12K...。如果有页PAGEx没有对齐，他的首地址为4.2K，那么他的地址空间就分布在[4k , 8k) 和 [8k , 12K)。但是，对于PAGEx来说，他相邻的PAGEy，PAGEy - PAGEx一定大于4K。
既然基数树查找是避免不了的，那么放弃PAGE的对齐，也能够在基数树上，唯一管理首地址。唯一的差别，是在叶子节点需要做处理。比如Addr = 8.1K。实际上应该落在PAGEx上。我们按照精确查找的话，是无法得到PAGEx的。但在叶子节点的时候，我们根据8.1K会得到8K这个值，而在这个值的左右，却只会有4.2k和8.2k两个数值，因此，很容易得到Pagex这个地址。
和原有的算法差异，就在于addr的右移操作，和区间判断的操作，Pagex <= Addr < Pagex + PageSize 。从性能上，基本没有什么差异。但从系统的约束上看，要简单很多。