iOS Kit

OC-底层原理 33:内存管理（一）TaggedPointer/

2020-12-11  本文已影响0人  85ca4232089b

本文主要是分析内存管理中的内存管理方案，以及retain、retainCount、release、dealloc的底层源码分析

ARC & MRC

iOS中的内存管理方案，大致可以分为两类：MRC（手动内存管理）和ARC（自动内存管理）

MRC

内存布局

我们在OC-底层原理 22：内存五大区文章中，介绍了内存的五大区。其实除了内存区，还有内核区和保留区，以4GB手机为例，如下所示，系统将其中的3GB给了五大区+保留区，剩余的1GB给内核区使用

image

这里有个疑问，为什么五大区的最后内存地址是从0x00400000开始的。其主要原因是0x00000000表示nil，不能直接用nil表示一个段，所以单独给了一段内存用于处理nil等情况

内存布局相关面试题

面试题1：全局变量和局部变量在内存中是否有区别？如果有，是什么区别？

面试题2：Block中可以修改全局变量，全局静态变量，局部静态变量，局部变量吗？

内存管理方案

内存管理方案除了前文提及的MRC和ARC，还有以下三种

这里主要着重介绍Tagged Pointer 和SideTables，我们通过一个面试题来引入Tagged Pointer

面试题

以下代码会有什么问题？

//*********代码1*********
- (void)taggedPointerDemo {
  self.queue = dispatch_queue_create("com.cjl.cn", DISPATCH_QUEUE_CONCURRENT);

    for (int i = 0; i<10000; i++) {
        dispatch_async(self.queue, ^{
            self.nameStr = [NSString stringWithFormat:@"CJL"];  // alloc 堆 iOS优化 - taggedpointer
             NSLog(@"%@",self.nameStr);
        });
    }
}

//*********代码2*********
- (void)touchesBegan:(NSSet<UITouch *> *)touches withEvent:(UIEvent *)event{
    NSLog(@"来了");
    for (int i = 0; i<10000; i++) {
        dispatch_async(self.queue, ^{
            self.nameStr = [NSString stringWithFormat:@"CJL_越努力，越幸运！！！"];
            NSLog(@"%@",self.nameStr);
        });
    }
}

运行以上代码，发现taggedPointerDemo单独运行没有问题，当触发touchesBegan方法后。程序会崩溃，崩溃的原因是多条线程同时对一个对象进行释放，导致了 过渡释放所以崩溃。其根本原因是因为nameStr在底层的类型不一致导致的，我们可以通过调试看出

image

NSString的内存管理

我们可以通过NSString初始化的两种方式，来测试NSString的内存管理

#define KLog(_c) NSLog(@"%@ -- %p -- %@",_c,_c,[_c class]);

- (void)testNSString{
    //初始化方式一：通过 WithString + @""方式
    NSString *s1 = @"1";
    NSString *s2 = [[NSString alloc] initWithString:@"222"];
    NSString *s3 = [NSString stringWithString:@"33"];

    KLog(s1);
    KLog(s2);
    KLog(s3);

    //初始化方式二：通过 WithFormat
    //字符串长度在9以内
    NSString *s4 = [NSString stringWithFormat:@"123456789"];
    NSString *s5 = [[NSString alloc] initWithFormat:@"123456789"];

    //字符串长度大于9
    NSString *s6 = [NSString stringWithFormat:@"1234567890"];
    NSString *s7 = [[NSString alloc] initWithFormat:@"1234567890"];

    KLog(s4);
    KLog(s5);
    KLog(s6);
    KLog(s7);
}

以下是运行的结果

image

所以，从上面可以总结出，NSString的内存管理主要分为3种

Tagged Pointer 小对象

由一个NSString的面试题，引出了Tagged Pointer，为了探索小对象的引用计数处理，所以我们需要进入objc源码中查看retain、release源码 中对 Tagged Pointer小对象的处理

小对象的引用计数处理分析

//****************objc_retain****************
__attribute__((aligned(16), flatten, noinline))
id 
objc_retain(id obj)
{
    if (!obj) return obj;
    //判断是否是小对象，如果是，则直接返回对象
    if (obj->isTaggedPointer()) return obj;
    //如果不是小对象，则retain
    return obj->retain();
}

//****************objc_release****************
__attribute__((aligned(16), flatten, noinline))
void 
objc_release(id obj)
{
    if (!obj) return;
    //如果是小对象，则直接返回
    if (obj->isTaggedPointer()) return;
    //如果不是小对象，则release
    return obj->release();
}

小对象的地址分析

继续以NSString为例，对于NSString来说

在之前的文章讲类的加载时，其中的_read_images源码有一个方法对小对象进行了处理，即initializeTaggedPointerObfuscator方法

static void
initializeTaggedPointerObfuscator(void)
{

    if (sdkIsOlderThan(10_14, 12_0, 12_0, 5_0, 3_0) ||
        // Set the obfuscator to zero for apps linked against older SDKs,
        // in case they're relying on the tagged pointer representation.
        DisableTaggedPointerObfuscation) {
        objc_debug_taggedpointer_obfuscator = 0;
    }
    //在iOS14之后，对小对象进行了混淆，通过与操作+_OBJC_TAG_MASK混淆
    else {
        // Pull random data into the variable, then shift away all non-payload bits.
        arc4random_buf(&objc_debug_taggedpointer_obfuscator,
                       sizeof(objc_debug_taggedpointer_obfuscator));
        objc_debug_taggedpointer_obfuscator &= ~_OBJC_TAG_MASK;
    }
}

在实现中，我们可以看出，在iOS14之后，Tagged Pointer采用了混淆处理，如下所示

image 
//编码
static inline void * _Nonnull
_objc_encodeTaggedPointer(uintptr_t ptr)
{
    return (void *)(objc_debug_taggedpointer_obfuscator ^ ptr);
}
//编码
static inline uintptr_t
_objc_decodeTaggedPointer(const void * _Nullable ptr)
{
    return (uintptr_t)ptr ^ objc_debug_taggedpointer_obfuscator;

通过实现，我们可以得知，在编码和解码部分，经过了两层异或，其目的是得到小对象自己，例如以 1010 0001为例，假设mask为 0101 1000

    1010 0001 
   ^0101 1000 mask（编码）
    1111 1001
   ^0101 1000 mask（解码）
    1010 0001

到这里，我们验证了小对象指针地址中确实存储了值，那么小对象地址高位其中的0xa、0xb又是什么含义呢？

//NSString
0xa000000000000621

//NSNumber
0xb000000000000012
0xb000000000000025


static inline bool 
_objc_isTaggedPointer(const void * _Nullable ptr)
{
    //等价于 ptr & 1左移63，即2^63，相当于除了64位，其他位都为0，即只是保留了最高位的值
    return ((uintptr_t)ptr & _OBJC_TAG_MASK) == _OBJC_TAG_MASK;
}

所以0xa、0xb主要是用于判断是否是小对象taggedpointer，即判断条件，判断第64位上是否为1（taggedpointer指针地址即表示指针地址，也表示值）

这里可以通过_objc_makeTaggedPointer方法的参数tag类型objc_tag_index_t进入其枚举，其中 2表示NSString，3表示NSNumber

image

Tagged Pointer 总结

SideTables 散列表

当引用计数存储到一定值是，并不会再存储到Nonpointer_isa的位域的extra_rc中，而是会存储到SideTables 散列表中

下面我们就来继续探索引用计数retain的底层实现

retain 源码分析

ALWAYS_INLINE id 
objc_object::rootRetain(bool tryRetain, bool handleOverflow)
{
    if (isTaggedPointer()) return (id)this;

    bool sideTableLocked = false;
    bool transcribeToSideTable = false;
    //为什么有isa？因为需要对引用计数+1，即retain+1，而引用计数存储在isa的bits中，需要进行新旧isa的替换
    isa_t oldisa;
    isa_t newisa;
    //重点
    do {
        transcribeToSideTable = false;
        oldisa = LoadExclusive(&isa.bits);
        newisa = oldisa;
        //判断是否为nonpointer isa
        if (slowpath(!newisa.nonpointer)) {
            //如果不是 nonpointer isa，直接操作散列表sidetable
            ClearExclusive(&isa.bits);
            if (rawISA()->isMetaClass()) return (id)this;
            if (!tryRetain && sideTableLocked) sidetable_unlock();
            if (tryRetain) return sidetable_tryRetain() ? (id)this : nil;
            else return sidetable_retain();
        }
        // don't check newisa.fast_rr; we already called any RR overrides
        //dealloc源码
        if (slowpath(tryRetain && newisa.deallocating)) {
            ClearExclusive(&isa.bits);
            if (!tryRetain && sideTableLocked) sidetable_unlock();
            return nil;
        }

        uintptr_t carry;
        //执行引用计数+1操作，即对bits中的 1ULL<<45（arm64） 即extra_rc，用于该对象存储引用计数值
        newisa.bits = addc(newisa.bits, RC_ONE, 0, &carry);  // extra_rc++
        //判断extra_rc是否满了，carry是标识符
        if (slowpath(carry)) {
            // newisa.extra_rc++ overflowed
            if (!handleOverflow) {
                ClearExclusive(&isa.bits);
                return rootRetain_overflow(tryRetain);
            }
            // Leave half of the retain counts inline and 
            // prepare to copy the other half to the side table.
            if (!tryRetain && !sideTableLocked) sidetable_lock();
            sideTableLocked = true;
            transcribeToSideTable = true;
            //如果extra_rc满了，则直接将满状态的一半拿出来存到extra_rc
            newisa.extra_rc = RC_HALF;
            //给一个标识符为YES，表示需要存储到散列表
            newisa.has_sidetable_rc = true;
        }
    } while (slowpath(!StoreExclusive(&isa.bits, oldisa.bits, newisa.bits)));

    if (slowpath(transcribeToSideTable)) {
        // Copy the other half of the retain counts to the side table.
        //将另一半存在散列表的rc_half中，即满状态下是8位，一半就是1左移7位，即除以2
        //这么操作的目的在于提高性能，因为如果都存在散列表中，当需要release-1时，需要去访问散列表，每次都需要开解锁，比较消耗性能。extra_rc存储一半的话，可以直接操作extra_rc即可，不需要操作散列表。性能会提高很多
        sidetable_addExtraRC_nolock(RC_HALF);
    }

    if (slowpath(!tryRetain && sideTableLocked)) sidetable_unlock();
    return (id)this;
}

问题1：散列表为什么在内存有多张？最多能够多少张？

struct SideTable {
    spinlock_t slock;//开/解锁
    RefcountMap refcnts;//引用计数表
    weak_table_t weak_table;//弱引用表

    ....
}


void 
objc_object::sidetable_unlock()
{
    //SideTables散列表并不只是一张，而是很多张，与关联对象表类似
    SideTable& table = SideTables()[this];
    table.unlock();
}
👇
static StripedMap<SideTable>& SideTables() {
    return SideTablesMap.get();
}
👇
static objc::ExplicitInit<StripedMap<SideTable>> SideTablesMap;

从而进入StripedMap的定义，从这里可以看出，同一时间，真机中散列表最多只能有8张

image

问题2：为什么在用散列表，而不用数组、链表？

所以，综上所述，retain的底层流程如下所示

image

总结：retain 完整回答

release 源码分析

分析了retain的底层实现，下面来分析release的底层实现

ALWAYS_INLINE bool 
objc_object::rootRelease(bool performDealloc, bool handleUnderflow)
{
    if (isTaggedPointer()) return false;

    bool sideTableLocked = false;

    isa_t oldisa;
    isa_t newisa;

 retry:
    do {
        oldisa = LoadExclusive(&isa.bits);
        newisa = oldisa;
        //判断是否是Nonpointer isa
        if (slowpath(!newisa.nonpointer)) {
            //如果不是，则直接操作散列表-1
            ClearExclusive(&isa.bits);
            if (rawISA()->isMetaClass()) return false;
            if (sideTableLocked) sidetable_unlock();
            return sidetable_release(performDealloc);
        }
        // don't check newisa.fast_rr; we already called any RR overrides
        uintptr_t carry;
        //进行引用计数-1操作，即extra_rc-1
        newisa.bits = subc(newisa.bits, RC_ONE, 0, &carry);  // extra_rc--
        //如果此时extra_rc的值为0了，则走到underflow
        if (slowpath(carry)) {
            // don't ClearExclusive()
            goto underflow;
        }
    } while (slowpath(!StoreReleaseExclusive(&isa.bits, 
                                             oldisa.bits, newisa.bits)));

    if (slowpath(sideTableLocked)) sidetable_unlock();
    return false;

 underflow:
    // newisa.extra_rc-- underflowed: borrow from side table or deallocate

    // abandon newisa to undo the decrement
    newisa = oldisa;
    //判断散列表中是否存储了一半的引用计数
    if (slowpath(newisa.has_sidetable_rc)) {
        if (!handleUnderflow) {
            ClearExclusive(&isa.bits);
            return rootRelease_underflow(performDealloc);
        }

        // Transfer retain count from side table to inline storage.

        if (!sideTableLocked) {
            ClearExclusive(&isa.bits);
            sidetable_lock();
            sideTableLocked = true;
            // Need to start over to avoid a race against 
            // the nonpointer -> raw pointer transition.
            goto retry;
        }

        // Try to remove some retain counts from the side table.
        //从散列表中取出存储的一半引用计数
        size_t borrowed = sidetable_subExtraRC_nolock(RC_HALF);

        // To avoid races, has_sidetable_rc must remain set 
        // even if the side table count is now zero.

        if (borrowed > 0) {
            // Side table retain count decreased.
            // Try to add them to the inline count.
            //进行-1操作，然后存储到extra_rc中
            newisa.extra_rc = borrowed - 1;  // redo the original decrement too
            bool stored = StoreReleaseExclusive(&isa.bits, 
                                                oldisa.bits, newisa.bits);
            if (!stored) {
                // Inline update failed. 
                // Try it again right now. This prevents livelock on LL/SC 
                // architectures where the side table access itself may have 
                // dropped the reservation.
                isa_t oldisa2 = LoadExclusive(&isa.bits);
                isa_t newisa2 = oldisa2;
                if (newisa2.nonpointer) {
                    uintptr_t overflow;
                    newisa2.bits = 
                        addc(newisa2.bits, RC_ONE * (borrowed-1), 0, &overflow);
                    if (!overflow) {
                        stored = StoreReleaseExclusive(&isa.bits, oldisa2.bits, 
                                                       newisa2.bits);
                    }
                }
            }

            if (!stored) {
                // Inline update failed.
                // Put the retains back in the side table.
                sidetable_addExtraRC_nolock(borrowed);
                goto retry;
            }

            // Decrement successful after borrowing from side table.
            // This decrement cannot be the deallocating decrement - the side 
            // table lock and has_sidetable_rc bit ensure that if everyone 
            // else tried to -release while we worked, the last one would block.
            sidetable_unlock();
            return false;
        }
        else {
            // Side table is empty after all. Fall-through to the dealloc path.
        }
    }
    //此时extra_rc中值为0，散列表中也是空的，则直接进行析构，即自动触发dealloc流程
    // Really deallocate.
    //触发dealloc的时机
    if (slowpath(newisa.deallocating)) {
        ClearExclusive(&isa.bits);
        if (sideTableLocked) sidetable_unlock();
        return overrelease_error();
        // does not actually return
    }
    newisa.deallocating = true;
    if (!StoreExclusive(&isa.bits, oldisa.bits, newisa.bits)) goto retry;

    if (slowpath(sideTableLocked)) sidetable_unlock();

    __c11_atomic_thread_fence(__ATOMIC_ACQUIRE);

    if (performDealloc) {
        //发送一个dealloc消息
        ((void(*)(objc_object *, SEL))objc_msgSend)(this, @selector(dealloc));
    }
    return true;
}

所以，综上所述，release的底层流程如下图所示

image

dealloc 源码分析

在retain和release的底层实现中，都提及了dealloc析构函数，下面来分析dealloc的底层的实现

inline void
objc_object::rootDealloc()
{
    //对象要释放，需要做哪些事情？
    //1、isa - cxx - 关联对象 - 弱引用表 - 引用计数表
    //2、free
    if (isTaggedPointer()) return;  // fixme necessary?

    //如果没有这些，则直接free
    if (fastpath(isa.nonpointer  &&  
                 !isa.weakly_referenced  &&  
                 !isa.has_assoc  &&  
                 !isa.has_cxx_dtor  &&  
                 !isa.has_sidetable_rc))
    {
        assert(!sidetable_present());
        free(this);
    } 
    else {
        //如果有
        object_dispose((id)this);
    }
}


id 
object_dispose(id obj)
{
    if (!obj) return nil;
    //销毁实例而不会释放内存
    objc_destructInstance(obj);
    //释放内存
    free(obj);

    return nil;
}
👇
void *objc_destructInstance(id obj) 
{
    if (obj) {
        // Read all of the flags at once for performance.
        bool cxx = obj->hasCxxDtor();
        bool assoc = obj->hasAssociatedObjects();

        // This order is important.
        //调用C ++析构函数
        if (cxx) object_cxxDestruct(obj);
        //删除关联引用
        if (assoc) _object_remove_assocations(obj);
        //释放
        obj->clearDeallocating();
    }

    return obj;
}
👇
inline void 
objc_object::clearDeallocating()
{
    //判断是否为nonpointer isa
    if (slowpath(!isa.nonpointer)) {
        // Slow path for raw pointer isa.
        //如果不是，则直接释放散列表
        sidetable_clearDeallocating();
    }
    //如果是，清空弱引用表 + 散列表
    else if (slowpath(isa.weakly_referenced  ||  isa.has_sidetable_rc)) {
        // Slow path for non-pointer isa with weak refs and/or side table data.
        clearDeallocating_slow();
    }

    assert(!sidetable_present());
}
👇
NEVER_INLINE void
objc_object::clearDeallocating_slow()
{
    ASSERT(isa.nonpointer  &&  (isa.weakly_referenced || isa.has_sidetable_rc));

    SideTable& table = SideTables()[this];
    table.lock();
    if (isa.weakly_referenced) {
        //清空弱引用表
        weak_clear_no_lock(&table.weak_table, (id)this);
    }
    if (isa.has_sidetable_rc) {
        //清空引用计数
        table.refcnts.erase(this);
    }
    table.unlock();
}

所以，综上所述，dealloc底层的流程图如图所示

image

所以，到目前为止，从最开始的alloc底层分析（见OC底层原理01： alloc & init & new 源码分析）-> retain -> release -> dealloc就全部串联起来了

retainCount 源码分析

引用计数的分析通过一个面试题来说明

面试题：alloc创建的对象的引用计数为多少？

NSObject *objc = [NSObject alloc];
NSLog(@"%ld",CFGetRetainCount((__bridge CFTypeRef)objc));

打印结果如下

image 
- (NSUInteger)retainCount {
    return _objc_rootRetainCount(self);
}
👇
uintptr_t
_objc_rootRetainCount(id obj)
{
    ASSERT(obj);

    return obj->rootRetainCount();
}
👇
inline uintptr_t 
objc_object::rootRetainCount()
{
    if (isTaggedPointer()) return (uintptr_t)this;

    sidetable_lock();
    isa_t bits = LoadExclusive(&isa.bits);
    ClearExclusive(&isa.bits);
    //如果是nonpointer isa，才有引用计数的下层处理
    if (bits.nonpointer) {
        //alloc创建的对象引用计数为0，包括sideTable,所以对于alloc来说，是 0+1=1，这也是为什么通过retaincount获取的引用计数为1的原因
        uintptr_t rc = 1 + bits.extra_rc;
        if (bits.has_sidetable_rc) {
            rc += sidetable_getExtraRC_nolock();
        }
        sidetable_unlock();
        return rc;
    }
    //如果不是，则正常返回
    sidetable_unlock();
    return sidetable_retainCount();
}

在这里我们可以通过源码断点调试，来查看此时的extra_rc的值，结果如下

image

答案：综上所述，alloc创建的对象实际的引用计数为0，其引用计数打印结果为1，是因为在底层rootRetainCount方法中，引用计数默认+1了，但是这里只有对引用计数的读取操作，是没有写入操作的，简单来说就是：为了防止alloc创建的对象被释放（引用计数为0会被释放），所以在编译阶段，程序底层默认进行了+1操作。实际上在extra_rc中的引用计数仍然为0

总结

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