OC對象探究02：內(nèi)存分析

1.對象的內(nèi)存地址分布

首先創(chuàng)建一個Person類摆马，其中包含了name臼闻、nickname、age囤采、c1和c2五個屬性述呐。此時創(chuàng)建一個person對象，并對其屬性進(jìn)行賦值蕉毯，然后打印person對象的內(nèi)存地址乓搬。

WechatIMG19.jpeg

person對象.png

通常在調(diào)試窗口使用p person 命令打印對象person的內(nèi)存地址。使用x/4gx或x/8gx + 內(nèi)存地址或$11恕刘，（其中$11為圖中person 類的標(biāo)識符）可以來打印具體的地址下的內(nèi)存地址情況缤谎，如圖。

在使用x/8gx打印對象內(nèi)存地址的結(jié)果中褐着，冒號前面的是從對象的首地址坷澡，冒號后是其屬性的值，如果屬性未被賦值時含蓉，為0x0000000000000000频敛；
標(biāo)識1的 0x0000600002d6fd20地址是指對象person的首地址项郊；
標(biāo)識2的是當(dāng)前person對象的isa指針，指向的是類斟赚；
標(biāo)識3包含了age着降，c1和c2三個屬性的值，在OC中為了節(jié)約內(nèi)存空間將基本數(shù)據(jù)類型的數(shù)據(jù)可以放在一條數(shù)據(jù)內(nèi)存中
開辟內(nèi)存時進(jìn)行了內(nèi)存重排拗军，從圖中0x0000001200006261 在0x000000010e0c6038和0x000000010e0c6058 前的原因

2.結(jié)構(gòu)體的內(nèi)存對齊

通過查看源碼可以看出任洞，OC對象的內(nèi)存對齊來自于結(jié)構(gòu)體的內(nèi)存，所以研究結(jié)構(gòu)體发侵。結(jié)構(gòu)體指針的大小為8字節(jié)交掏，結(jié)構(gòu)體的內(nèi)存大小取決于其內(nèi)部屬性。

struct Struct1 {
    double a;   // 8  0 1 2 3 4 5 6 7
    char b;     // 1  8
    int c;      // 4  12 13 14 15
    short d;    // 2  16 17    總計需要：17   總計開辟：24
} struct1;

struct Struct2 {
    double a;   // 8  0 1 2 3 4 5 6 7
    int b;      // 4  8 9 10 11
    char c;     // 1  12
    short d;    // 2  14 15      總計需要：15   總計開辟：16
    struct Struct1 struct1;
} struct2;

打印如下：

2020-10-02 11:52:16.814642+0800 內(nèi)存對齊[2209:74659] 24-40

首先分析結(jié)構(gòu)體struct1：
在64位架構(gòu)下刃鳄，按照定義計數(shù)從0位開始

double a為8個字節(jié)則為（0盅弛，1，2叔锐，3挪鹏，4，5愉烙，6讨盒，7）8位
char b為1個字節(jié)，根據(jù)連續(xù)性原則 b會從第8位開始齿梁，所以b占用第8位催植；
int c為4個字節(jié)，根據(jù)內(nèi)存對齊的原則勺择，當(dāng)前屬性的開始位是其所占內(nèi)存大小的整數(shù)倍，而b占用了第8位伦忠，第9位不是4的倍數(shù)省核，所以需要向后移動直到第12位，占用了 （12昆码，13气忠，14，15）位
short d為2個字節(jié)赋咽，根據(jù)當(dāng)前屬性的開始位是其所占內(nèi)存大小的整數(shù)倍原則旧噪，d的占用了（16，17）位
struct1實際占用內(nèi)存17字節(jié)脓匿，根據(jù)結(jié)構(gòu)體開辟內(nèi)存大小是其屬性最大值的整數(shù)倍淘钟，并且要滿足大于或等于實際需要大小，因此struct1的內(nèi)存大小為24陪毡。

對于結(jié)構(gòu)體struct2來說：

double a為8個字節(jié)則為（0米母，1勾扭，2，3铁瞒，4妙色，5，6慧耍，7）8位
int b為4個字節(jié)身辨，根據(jù)內(nèi)存對齊的原則，當(dāng)前屬性的開始位是其所占內(nèi)存大小的整數(shù)倍芍碧，所以b占用了(8煌珊，9，10师枣，11)位
char c為1個字節(jié)怪瓶，所以占用了第12位
short d為2個字節(jié)，根據(jù)當(dāng)前屬性的開始位是其所占內(nèi)存大小的整數(shù)倍原則践美，d占用了(14洗贰，15）位
由上面的struct1得到struct1的內(nèi)存大小為24字節(jié)，根據(jù)如果結(jié)構(gòu)體中有結(jié)構(gòu)體作為屬性時陨倡，該結(jié)構(gòu)體的起始位需要是該結(jié)構(gòu)體中最大屬性值得整數(shù)倍敛滋，此時struct1正好從16開始，并占用了24字節(jié)
由上可得出struct2的內(nèi)存大小為40

3. instanceSize方法分析

instanceSize方法是在初始化alloc方法中的方法_class_createInstanceFromZone中調(diào)用的兴革，用來計算對象開辟的內(nèi)存大小绎晃。首先通過宏定義得fastPath()來判斷是否有較大概率進(jìn)行快速路徑，此時使用的是gcc中定義的__builtin_except(N, 1)表示較大概率執(zhí)行杂曲，此時返回調(diào)用cache中的方法fastInstanceSize來計算內(nèi)存大小庶艾，在fastInstanceSize中會走計算size_t size = _flags & FAST_CACHE_ALLOC_MASK通過按位與的計算方式將_flags與宏定義的FAST_CACHE_ALLOC_MASK 0x1ff8計算得出內(nèi)存大小，然后調(diào)用align16方法擎勘，在align16方法中使用(x+size_t(15) & ~size_t(15))取16位以下為0的方式咱揍，進(jìn)行了按照16位的倍數(shù)的內(nèi)存對齊

_flags是chass_rw_t結(jié)構(gòu)體中的屬性，在初始化alloc方法時系統(tǒng)回調(diào)用objc_class結(jié)構(gòu)體中的setInfo方法棚饵，并調(diào)用data->setFlags 方法為_flags進(jìn)行了賦值
x+size_t(15) & ~size_t(15): 將x與15相加煤裙，然后再和15按位取反的數(shù)進(jìn)行按位與計算，示例如下, 令 x = 7：

x  = 7    0000 0111
15        0000 1111
x + 15    0001 0110
~15       1111 0000

x + size_t(15) & ~size_t(15)
16        0001 0000

可以看出該算法是開辟的內(nèi)存使用實際開辟的內(nèi)存進(jìn)行16的倍數(shù)擴(kuò)容噪漾。

4. calloc 分析

calloc調(diào)用流程.png

在malloc_zone_calloc 中返回的是void * 類型的指針ptr硼砰，所以在該方法中重點為ptr的賦值部分ptr = zone->calloc(zone, num_items, size)，在該方法中進(jìn)入calloc又會產(chǎn)生遞歸欣硼，通過研究此處實際調(diào)用default_zone_calloc方法题翰。
在default_zone_calloc中return zone->calloc(zone, num_items, size) 此時又調(diào)用了一次zone的calloc方法，在實際當(dāng)中調(diào)用的則為nano_malloc方法
在nano_malloc方法中

static void *nano_malloc(nanozone_t *nanozone, size_t size)
{
    if (size <= NANO_MAX_SIZE) {
        void *p = _nano_malloc_check_clear(nanozone, size, 0);
        if (p) {
            return p;
        } else {
            /* FALLTHROUGH to helper zone */
        }
    }
    malloc_zone_t *zone = (malloc_zone_t *)(nanozone->helper_zone);
    return zone->malloc(zone, size);
}

重點是調(diào)用了_nano_malloc_check_clear方法進(jìn)行對p指針進(jìn)行賦值，在初始化時size 為 0遍愿，一定是小于NANO_MAX_SIZE = 256的存淫，所以此處一定會返回p。

在_nano_malloc_check_clear方法中沼填，重點在如下語句中

void *ptr;
size_t slot_key;
size_t slot_bytes = segregated_size_to_fit(nanozone, size, &slot_key); // Note slot_key is set here
mag_index_t mag_index = nano_mag_index(nanozone);
nano_meta_admin_t pMeta = &(nanozone->meta_data[mag_index][slot_key]);
ptr = OSAtomicDequeue(&(pMeta->slot_LIFO), offsetof(struct chained_block_s, next));

所以重點在一個slot_bytes的計算桅咆，然后對 ptr的賦值，而slot_bytes的計算是重點坞笙，接下來研究segregated_size_to_fit方法

static MALLOC_INLINE size_t
segregated_size_to_fit(nanozone_t *nanozone, size_t size, size_t *pKey)
{
    size_t k, slot_bytes;

    if (0 == size) {
        size = NANO_REGIME_QUANTA_SIZE; // Historical behavior
    }
    k = (size + NANO_REGIME_QUANTA_SIZE - 1) >> SHIFT_NANO_QUANTUM; // round up and shift for number of quanta
    slot_bytes = k << SHIFT_NANO_QUANTUM;                           // multiply by power of two quanta size
    *pKey = k - 1;                                                  // Zero-based!

    return slot_bytes;
}

在代碼中 NANO_REGIME_QUANTA_SIZE 為 (1 << SHIFT_NANO_QUANTUM)也就是16岩饼，SHIFT_NANO_QUANTUM 為 4,所以在初始化時，通過size = NANO_REGIME_QUANTA_SIZE 給 size賦值為16薛夜， (size + NANO_REGIME_QUANTA_SIZE -1) >> SHIFT_NANO_QUANTUM 是將低四位進(jìn)行抹零籍茧，slot_bytes = k << SHIFT_NAMO_QUANTUM 將k進(jìn)行左移四位，通過這兩步將高位保留低位抹零梯澜，從而保證為16的倍數(shù)寞冯。