iOS 底层原理 文章汇总
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
-
在
MRC时代，系统是通过对象的引用计数来判断一个是否销毁，有以下规则对象被
创建时引用计数都为1当对象
被其他指针引用时，需要手动调用[objc retain]，使对象的引用计数+1当指针变量不再使用对象时，需要手动调用
[objc release]来释放对象，使对象的引用计数-1当一个对象的
引用计数为0时，系统就会销毁这个对象
所以，在MRC模式下，必须遵守：
谁创建，谁释放，谁引用，谁管理
ARCARC模式是在WWDC2011和iOS5引入的自动管理机制，即自动引用计数。是编译器的一种特性。其规则与MRC一致，区别在于，ARC模式下不需要手动retain、release、autorelease。编译器会在适当的位置插入release和autorelease。
内存布局
我们在iOS-底层原理 24：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
内核区：系统用来进行内核处理操作的区域五大区：这里不再作说明，具体请参考上面的链接
保留区：预留给系统处理nil等
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？
有区别
全局变量保存在内存的全局存储区（即bss+data段），占用静态的存储单元局部变量保存在栈中，只有在所在函数被调用时才动态的为变量分配存储单元
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？
可以修改
全局变量，全局静态变量，因为全局变量 和 静态全局变量是全局的，作用域很广-
可以修改局部静态变量，不可以修改局部斌量
局部静态变量（static修饰的） 和 局部变量，被block从外面捕获，成为__main_block_impl_0这个结构体的成员变量局部变量是以值方式传递到block的构造函数中的，只会捕获block中会用到的变量，由于只捕获了变量的值，并非内存地址，所以在block内部不能改变局部变量的值局部静态变量是以指针形式，被block捕获的，由于捕获的是指针，所以可以修改局部静态变量的值
ARC环境下，一旦使用
__block修饰并在block中修改，就会触发copy，block就会从栈区copy到堆区，此时的block是堆区blockARC模式下，Block中引用
id类型的数据，无论有没有__block修饰，都会retain，对于基础数据类型，没有__block就无法修改变量值；如果有__block修饰，也是在底层修改__Block_byref_a_0结构体，将其内部的forwarding指针指向copy后的地址，来达到值的修改
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
Tagged Pointer：专门用来处理小对象，例如NSNumber、NSDate、小NSString等Nonpointer_isa：非指针类型的isa，主要是用来优化64位地址，这个在iOS-底层原理 07：isa与类关联的原理一文中，已经介绍了SideTables：散列表，在散列表中主要有两个表，分别是引用计数表、弱引用表
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 *)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
taggedPointerDemo方法中的nameStr类型是NSTaggedPointerString，存储在常量区。因为nameStr在alloc分配时在堆区，由于较小，所以经过xcode中iOS的优化，成了NSTaggedPointerString类型，存储在常量区touchesBegan方法中的nameStr类型是NSCFString类型，存储在堆上
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
通过
WithString + @""方式初始化通过
WithFormat方式初始化
#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
所以，从上面可以总结出，NSString的内存管理主要分为3种
__NSCFConstantString：字符串常量，是一种编译时常量，retainCount值很大，对其操作，不会引起引用计数变化，存储在字符串常量区__NSCFString：是在运行时创建的NSString子类，创建后引用计数会加1，存储在堆上-
NSTaggedPointerString：标签指针，是苹果在64位环境下对NSString、NSNumber等对象做的优化。对于NSString对象来说当
字符串是由数字、英文字母组合且长度小于等于9时，会自动成为NSTaggedPointerString类型，存储在常量区当有
中文或者其他特殊符号时，会直接成为__NSCFString类型，存储在堆区
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
-
查看
setProperty -> reallySetProperty源码，其中是对新值retain，旧值release
image 进入
objc_retain、objc_release源码,在这里都判断是否是小对象，如果是小对象，则不会进行retain或者release，会直接返回。因此可以得出一个结论：如果对象是小对象，不会进行retain 和 release
//****************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
一般的
NSString对象指针，都是string值 + 指针地址，两者是分开的对于
Tagged Pointer指针，其指针+值，都能在小对象中体现。所以Tagged Pointer既包含指针，也包含值
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
- 进入
_read_images -> initializeTaggedPointerObfuscator源码实现
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
- 我们可以在源码中通过
objc_debug_taggedpointer_obfuscator查找taggedPointer的编码和解码，来查看底层是如何混淆处理的
//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
- 所以在外界，为了
获取小对象的真实地址，我们可以将解码的源码拷贝到外面，将NSString混淆部分进行解码，如下所示
image
观察解码后的小对象地址，其中的62表示b的ASCII码，再以NSNumber为例，同样可以看出，1就是我们实际的值
image
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
- 需要去源码中查看
_objc_isTaggedPointer源码，主要是通过保留最高位的值（即64位的值），判断是否等于_OBJC_TAG_MASK（即2^63）,来判断是否是小对象
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）
0xa转换成二进制为1 010（64为为1，63~61后三位表示 tagType类型 - 2），表示NSString类型0xb转换为二进制为1 011（64为为1，63~61后三位表示 tagType类型 - 3），表示NSNumber类型，这里需要注意一点，如果NSNumber的值是-1，其地址中的值是用补码表示的
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
- 同理，我们可以定义一个
NSDate对象，来验证其tagType是否为6。通过打印结果，其地址高位是0xe，转换为二进制为1 110，排除64位的1，剩余的3位正好转换为十进制是6，符合上面的枚举值
image
Tagged Pointer 总结
Tagged Pointer小对象类型（用于存储NSNumber、NSDate、小NSString），小对象指针不再是简单的地址，而是地址 + 值，即真正的值，所以，实际上它不再是一个对象了，它只是一个披着对象皮的普通变量而以。所以可以直接进行读取。优点是占用空间小 节省内存Tagged Pointer小对象不会进入retain 和 release，而是直接返回了，意味着不需要ARC进行管理，所以可以直接被系统自主的释放和回收Tagged Pointer的内存并不存储在堆中，而是在常量区中，也不需要malloc和free，所以可以直接读取，相比存储在堆区的数据读取，效率上快了3倍左右。创建的效率相比堆区快了近100倍左右所以，综合来说，
taggedPointer的内存管理方案，比常规的内存管理，要快很多Tagged Pointer的64位地址中，前4位代表类型，后4位主要适用于系统做一些处理，中间56位用于存储值优化内存建议：对于
NSString来说，当字符串较小时，建议直接通过@""初始化，因为存储在常量区，可以直接进行读取。会比WithFormat初始化方式更加快速
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
- 进入
objc_retain -> retain -> rootRetain源码实现，主要有以下几部分逻辑：【第一步】判断是否为
Nonpointer_isa-
【第二步】操作引用计数
1、如果不是
Nonpointer_isa，则直接操作SideTables散列表，此时的散列表并不是只有一张，而是有很多张（后续会分析，为什么需要多张）2、判断
是否正在释放，如果正在释放，则执行dealloc流程3、执行
extra_rc+1，即引用计数+1操作，并给一个引用计数的状态标识carry，用于表示extra_rc是否满了4、如果
carray的状态表示extra_rc的引用计数满了，此时需要操作散列表，即 将满状态的一半拿出来存到extra_rc，另一半存在 散列表的rc_half。这么做的原因是因为如果都存储在散列表，每次对散列表操作都需要开解锁，操作耗时，消耗性能大，这么对半分操作的目的在于提高性能
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？
如果散列表只有一张表，意味着全局所有的对象都会存储在一张表中，都会进行开锁解锁（锁是锁整个表的读写）。当开锁时，由于所有数据都在一张表，则意味着数据不安全如果
每个对象都开一个表，会耗费性能，所以也不能有无数个表散列表的类型是
SideTable，有如下定义
struct SideTable {
spinlock_t slock;//开/解锁
RefcountMap refcnts;//引用计数表
weak_table_t weak_table;//弱引用表
....
}
- 通过查看
sidetable_unlock方法定位SideTables，其内部是通过SideTablesMap的get方法获取。而SideTablesMap是通过StripedMap定义的
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& SideTables() {
return SideTablesMap.get();
}
static objc::ExplicitInit> 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
问题2：为什么在用散列表，而不用数组、链表？
数组：特点在于查询方便（即通过下标访问），增删比较麻烦（类似于之前讲过的methodList，通过memcopy、memmove增删，非常麻烦），所以数据的特性是读取快，存储不方便链表：特点在于增删方便，查询慢（需要从头节点开始遍历查询），所以链表的特性是存储快，读取慢-
散列表的本质就是一张哈希表，哈希表集合了数组和链表的长处，增删改查都比较方便，例如拉链哈希表（在之前锁的文章中，讲过的tls的存储结构就是拉链形式的），是最常用的，如下所示
image
可以从SideTables -> StripedMap -> indexForPointer中验证是通过哈希函数计算哈希下标以及sideTables为什么可以使用[]的原因
image
所以，综上所述，retain的底层流程如下所示
总结：retain 完整回答
retain在底层首先会判断是否是 Nonpointer isa，如果不是，则直接操作散列表 进行+1操作如果
是Nonpointer isa，还需要判断是否正在释放，如果正在释放，则执行dealloc流程，释放弱引用表和引用技术表，最后free释放对象内存如果
不是正在释放，则对Nonpointer isa进行常规的引用计数+1.这里需要注意一点的是，extra_rc在真机上只有8位用于存储引用计数的值，当存储满了时，需要借助散列表用于存储。需要将满了的extra_rc对半分，一半（即2^7）存储在散列表中。另一半还是存储在extra_rc中，用于常规的引用计数的+1或者-1操作，然后再返回
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
- 通过
setProperty -> reallySetProperty -> objc_release -> release -> rootRelease -> rootRelease顺序，进入rootRelease源码，其操作与retain 相反判断是否是
Nonpointer isa，如果不是，则直接对散列表进行-1操作如果是
Nonpointer isa，则对extra_rc中的引用计数值进行-1操作，并存储此时的extra_rc状态到carry中如果此时的状态
carray为0，则走到underflow流程-
underflow流程有以下几步：判断
散列表中是否存储了一半的引用计数如果是，则从
散列表中取出存储的一半引用计数，进行-1操作，然后存储到extra_rc中如果此时
extra_rc没有值，散列表中也是空的，则直接进行析构，即dealloc操作，属于自动触发
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
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
- 进入
dealloc -> _objc_rootDealloc -> rootDealloc源码实现，主要有两件事：- 根据条件
判断是否有isa、cxx、关联对象、弱引用表、引用计数表，如果没有，则直接free释放内存 - 如果有，则进入
object_dispose方法
- 根据条件
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);
}
}
- 进入
object_dispose源码，其目的有以下几个- 销毁实例，主要有以下操作
调用c++析构函数
删除关联引用
释放散列表
清空弱引用表
- free释放内存
- 销毁实例，主要有以下操作
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
所以，到目前为止，从最开始的alloc底层分析（见iOS-底层原理 02：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？
- 定义如下代码，打印其引用计数
NSObject *objc = [NSObject alloc];
NSLog(@"%ld",CFGetRetainCount((__bridge CFTypeRef)objc));
打印结果如下
- 进入
retainCount -> _objc_rootRetainCount -> rootRetainCount源码，其实现如下
- (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
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
alloc创建的对象没有retain和releasealloc创建对象的引用计数为0，会在编译时期，程序默认加1，所以读取引用计数时为1