前言:

在類的結(jié)構(gòu)分析這篇分析了objc_class 結(jié)構(gòu)體內(nèi)部的isa和bit屬性，那麼這次就分析其中的cache屬性。

cache分析

部分源碼：

struct cache_t {
#if CACHE_MASK_STORAGE == CACHE_MASK_STORAGE_OUTLINED
    //macOS鳖宾、模擬器
    //explicit_atomic 原子性瑞信，目的是為了能夠保證增刪改查線程的安全性光羞。
    //等價於struct bucket_t * _buckets;
    //_buckets 中放的是 sel imp
    //_buckets的讀取有提供相應(yīng)名稱的方法buckets()
    explicit_atomic<struct bucket_t *> _buckets;
    explicit_atomic<mask_t> _mask;
#elif CACHE_MASK_STORAGE == CACHE_MASK_STORAGE_HIGH_16 //64位真機(jī)
    explicit_atomic<uintptr_t> _maskAndBuckets;//寫在一起的目的是為了優(yōu)化
    mask_t _mask_unused;
    //以下都是掩碼绩鸣，即面具 -- 類似于isa的掩碼，即位域
    // 掩碼省略....

#elif CACHE_MASK_STORAGE == CACHE_MASK_STORAGE_LOW_4 //非64位 真機(jī)
    explicit_atomic<uintptr_t> _maskAndBuckets;
    mask_t _mask_unused;

    //以下都是掩碼纱兑，即面具 -- 類似于isa的掩碼呀闻，即位域
    // 掩碼省略....
#else
#error Unknown cache mask storage type.
#endif

#if __LP64__
    uint16_t _flags;
#endif
    uint16_t _occupied;
    //方法省略.....
}

• 以上是cache_t 源碼，可以看到三個架構(gòu)處理潜慎，其中真機(jī)架構(gòu)中的mask和bucket是寫在一起总珠，目的是為了優(yōu)化，透過不同的架構(gòu)提供的掩碼來獲取相應(yīng)的數(shù)據(jù)勘纯。

  • CACHE_MASK_STORAGE_OUTLINED：運(yùn)行在macOS或是模擬器
  • CACHE_MASK_STORAGE_HIGH_16 ：運(yùn)行在64位的真機(jī)
  • CACHE_MASK_STORAGE_LOW_4 ：運(yùn)行在非64位的真機(jī)

• 可以看到cache_t 源碼內(nèi)部有bucket_t 結(jié)構(gòu)體，內(nèi)部存放sel及imp

  struct bucket_t {
  private:
  #if __arm64__ //真機(jī)
      //explicit_atomic 是加了原子性的保護(hù)
      explicit_atomic<uintptr_t> _imp;
      explicit_atomic<SEL> _sel;
  #else //非真機(jī)
      explicit_atomic<SEL> _sel;
      explicit_atomic<uintptr_t> _imp;
  #endif
      //方法等其他部分省略
  }
  
  

查找cache中的sel-imp

cache_t 中查找存儲的sel-imp,有以下兩種方式

• 通過源碼
• 脫離源碼環(huán)境環(huán)境調(diào)適分析

事前準(zhǔn)備

• 定義一個LGPeron類的聲明

• LGPeron類的實(shí)現(xiàn)

• 在main中定義LGPerson類型指針p钓瞭，並調(diào)用其中其中的三個實(shí)例方法驳遵，在p調(diào)用第一個方法第一個方法處加一個斷點(diǎn)。

• ldb查找流程如下

• 透過獲取pClass的首地址山涡，偏移16字節(jié)後堤结，得到了cache地址
• 從源碼分析中唆迁，我們知道sel-imp在cache_t 的_buckets屬性 中，而在cache_t結(jié)構(gòu)體中提供了獲取_buckets屬性的方法buckets()
• 獲取了_buckets屬性竞穷，就可以獲取sel-imp了唐责，這兩個的獲取在bucket_t結(jié)構(gòu)體中同樣提供了相應(yīng)的獲取方法sel()以及imp(pClass)
• 可以從上面的流程看到，在未執(zhí)行方法前瘾带，緩存是沒有沒有緩存方法的鼠哥，而在調(diào)用方法後，緩存內(nèi)就有一個緩存看政。
• 我們現(xiàn)在了解如何獲取sel-imp,我們可以透過machOView來進(jìn)行確認(rèn)朴恳，將二進(jìn)制文件拖入machOView 可以在Function段內(nèi)查看到地址與我們lldb打印出來的地址一樣

• 透過上面的成功獲取了sel-imp，那麼我們接著再打一個斷點(diǎn)在sayCode上允蚣，過掉斷點(diǎn)後于颖，執(zhí)行了sayCode方法，用上面的步驟嚷兔，先打印cache森渐，可以看到_occupied = 2 ，接著打印buckets以及透過buckets的首地址偏移拿到第二個sel-imp冒晰，然後打印第二個sel 及 imp同衣，即可看到結(jié)果。

脫離源碼調(diào)適分析

• 上述可透過源碼的環(huán)境進(jìn)行l(wèi)ldb動態(tài)調(diào)適翩剪，那麼我們來試試如果不使用源碼環(huán)境的狀況下乳怎，要如何分析sel-imp呢？
• 其實(shí)也就是將所需部分的源碼前弯，拷貝至文件中蚪缀，完整程式碼如下

typedef uint32_t mask_t;  // x86_64 & arm64 asm are less efficient with 16-bits

struct lg_bucket_t {
    SEL _sel;
    IMP _imp;
};

struct lg_cache_t {
    struct lg_bucket_t * _buckets;
    mask_t _mask;
    uint16_t _flags;
    uint16_t _occupied;
};

struct lg_class_data_bits_t {
    uintptr_t bits;
};

struct lg_objc_class {
    Class ISA;
    Class superclass;
    struct lg_cache_t cache;             // formerly cache pointer and vtable
    struct lg_class_data_bits_t bits;    // class_rw_t * plus custom rr/alloc flags
};

int main(int argc, const char * argv[]) {
    @autoreleasepool {
        LGPerson *p  = [LGPerson alloc];
        Class pClass = [LGPerson class];  // objc_clas
        [p say1];
        [p say2];
        //[p say3];
        //[p say4];

        struct lg_objc_class *lg_pClass = (__bridge struct lg_objc_class *)(pClass);
        NSLog(@"%hu - %u",lg_pClass->cache._occupied,lg_pClass->cache._mask);
        for (mask_t i = 0; i<lg_pClass->cache._mask; i++) {
            // 打印獲取的 bucket
            struct lg_bucket_t bucket = lg_pClass->cache._buckets[i];
            NSLog(@"%@ - %p",NSStringFromSelector(bucket._sel),bucket._imp);
        }

        NSLog(@"Hello, World!");
    }
    return 0;
}

• 由於objc_class的ISA屬性是繼承自objc_object的，我們將源碼拷貝到自己的文件時恕出，就缺少了繼承關(guān)係询枚，所以需要聲明這個成員變量，即添加 Class ISA 在struct lg_objc_class中浙巫，否則會有下圖之狀況金蜀。

• 在lg_objc_class增加Class ISA屬性。

• 增加兩個方法say3 say4的畴。

我們可以從上面的打印結(jié)果渊抄，發(fā)現(xiàn)以下的問題？

• 什麼是_mask丧裁， _occupied
• 為什麼通過方法調(diào)用的增加护桦，打印的_occupied和_mask 會變化
• bucket 數(shù)據(jù)為什麼丟失情況會有?
• 為什麼是say4先打印，say3後打印煎娇，明顯順序有問題?為什麼是say4先打印二庵，say3後打印贪染，明顯順序有問題?
• 打印的cache_t中的_ocupied 為什麼是從2開始?

Cache_t底層原理分析

• 透過源碼struct cache_t找到incrementOccupied()函數(shù)，查看incrementOccupied()具體實(shí)現(xiàn)

• incrementOccupied()具體實(shí)現(xiàn)如下

• 我們可以在全局環(huán)境中搜索incrementOccupied()催享，看看有哪些地方調(diào)用了incrementOccupied()杭隙，可以看到只有在cache_t的Insert有調(diào)用。

• cache_t::insert方法為cache_t 的插入因妙，cache_t 內(nèi)部儲存的是sel-imp 痰憎，以下為從insert方法調(diào)用分析，如下為流程圖

insert方法分析

• 以下為詳細(xì)註釋

主要分為三個流程區(qū)塊

• 流程一：計算當(dāng)前的緩存佔(zhàn)用量
• 流程二：根據(jù)計算後的緩存佔(zhàn)用量進(jìn)行不同的流程操作
• 流程三：對需要儲存的bucket進(jìn)行進(jìn)行內(nèi)部imp和sel賦值

流程一

mask_t newOccupied = occupied() + 1;

• 當(dāng)沒有任何屬性被賦值以及無方法調(diào)用時兰迫，此時occupied為0信殊，而newOccupied就變?yōu)?。
• 當(dāng)有屬性被賦值時汁果，會調(diào)用set方法涡拘，occupied會增加，當(dāng)有多個屬性賦值時据德，就會依照此邏輯增加鳄乏。
• 當(dāng)有方法調(diào)用時，occupied也會增加棘利，當(dāng)有多個方法調(diào)用時橱野，就會依照此邏輯增加。

流程二

• 第一次創(chuàng)建善玫，默認(rèn)開闢4個(1左移兩位)水援。

if (slowpath(isConstantEmptyCache())) {
        //slowpath發(fā)生機(jī)率較小，即當(dāng)occupied()=0時茅郎，及創(chuàng)建緩存蜗元，創(chuàng)建屬於發(fā)生機(jī)率較小的事件。
        // Cache is read-only. Replace it.
        if (!capacity) capacity = INIT_CACHE_SIZE;
        //初始化時系冗，capacity = 4(1左移兩位)
        reallocate(oldCapacity, capacity, /* freeOld */false);
        //開闢空間
        //if 的流程為初始化創(chuàng)建
    }

• 如果緩存佔(zhàn)用量小於等於3/4奕扣，則不做任何處理。

else if (fastpath(newOccupied + CACHE_END_MARKER <= capacity / 4 * 3)) { // 4  3 + 1 bucket cache_t
        // Cache is less than 3/4 full. Use it as-is.
        // 如果<=佔(zhàn)用內(nèi)存的3/4,不做任何事情 確保沒有超過佔(zhàn)用內(nèi)存的3/4
    }

• 如果緩存佔(zhàn)用量超過3/4,則需要進(jìn)行兩倍擴(kuò)容以及重新開闢空間

else {
        //如果超出3/4 則需要擴(kuò)容(兩倍擴(kuò)容) 例如occupied為2時掌敬，剛好等於惯豆，不需擴(kuò)容
        //擴(kuò)容算法:有capacity，擴(kuò)容兩倍奔害，沒有capacity進(jìn)行初始化為4
        capacity = capacity ? capacity * 2 : INIT_CACHE_SIZE;  // 擴(kuò)容兩倍 4
        if (capacity > MAX_CACHE_SIZE) {
            capacity = MAX_CACHE_SIZE;
        }
        //滿了楷兽，重新梳理
        reallocate(oldCapacity, capacity, true);// 內(nèi)存 擴(kuò)容完畢
    }

reallocate方法：開闢空間

• 第一次創(chuàng)建以及兩倍擴(kuò)容時都會使用，源碼如圖所示华临。

• allocateBuckets 方法:向系統(tǒng)開闢bucket,此時的bucket只是一個臨時變量

• setBucketsAndMask 方法:將臨時的bucket存入緩存中芯杀，此時的儲存分為為兩種情況：

  • 如果是真機(jī)，根據(jù)bucket和mask的位置儲存，並將occupied佔(zhàn)用設(shè)置為0
    

  • 如果不是真機(jī)瘪匿，正常儲存bucket和mask 並將occupied佔(zhàn)用設(shè)置為0
    

  • 如果有舊的buckets，需要清理之前的緩存寻馏，即調(diào)用cache_collect_free方法棋弥，其源碼實(shí)現(xiàn)如下
    

  cache_collect_free方法實(shí)現(xiàn)如下：

  • _garbage_make_room :創(chuàng)建垃圾回收桶
    

    • 如果是第一次，需要分配回收空間
    • 如果不是第一次 诚欠，則將內(nèi)存段加大顽染，即原有的兩倍
    • 紀(jì)錄存儲這次的bucket

  • cache_collect 方法：垃圾回收，清理舊的bucket

  流程三

  主要根據(jù)cache_hash ****方法轰绵，哈希算法粉寞，計算sel-imp 存儲的下標(biāo)，有以下幾種狀況

  • 如果哈希下標(biāo)的位置未存儲sel 左腔，表示該下標(biāo)位置獲取sel等於0,將此時sel-imp存儲進(jìn)去唧垦，並將occupied佔(zhàn)用加１
  • 如果當(dāng)前哈希下標(biāo)存儲sel等於即將插入的sel則直接返回。
  • 如果當(dāng)前哈希下標(biāo)存儲的sel不等於即將插入的sel液样，則重新通過cache_next方法即哈希衝突算法振亮，重新進(jìn)行哈希計算，得到新的下標(biāo)鞭莽，再去對比進(jìn)行存儲坊秸。

  其中的哈希算法即哈希衝突算法

  • cache_hash：哈希算法

  static inline mask_t cache_hash(SEL sel, mask_t mask) 
  {
      return (mask_t)(uintptr_t)sel & mask; // 通過sel & mask（mask = cap -1）
  }
  
  

  • cache_next：哈希衝突算法

  #if __arm__  ||  __x86_64__  ||  __i386__
  // objc_msgSend has few registers available.
  // Cache scan increments and wraps at special end-marking bucket.
  #define CACHE_END_MARKER 1
  static inline mask_t cache_next(mask_t i, mask_t mask) {
      return (i+1) & mask; //（將當(dāng)前的哈希下標(biāo) +1） & mask，重新進(jìn)行哈希計算澎怒，得到一個新的下標(biāo)
  }#elif __arm64__
  // objc_msgSend has lots of registers available.
  // Cache scan decrements. No end marker needed.
  #define CACHE_END_MARKER 0
  static inline mask_t cache_next(mask_t i, mask_t mask) {
      return i ? i-1 : mask; //如果i是空褒搔，則為mask，mask = cap -1喷面，如果不為空星瘾，則 i-1，向前插入sel-imp
  }
  
  

  • 以上為cache_t的原理分析

  答疑

  • _mask是什麼乖酬？

  _mask是指掩碼數(shù)據(jù)死相，用於在哈希算法另一哈希沖突算法中計算哈希下標(biāo)，其中 mask = capacity - 1

  • _occupied是什麼咬像？

  表示(hash-table)哈希表中sel-imp的佔(zhàn)用大小 (分配內(nèi)存中已經(jīng)存儲了sel-imp的個數(shù))

  • init會導(dǎo)致occupied變化

  • 屬性賦值算撮，也會隱式調(diào)用，導(dǎo)致occupied變化

  • 方法調(diào)用县昂，導(dǎo)致_occupied變化

  • 為什麼通過方法調(diào)用的增加肮柜，其打印的_occupied和mask會變化？

  因為在cache初始化時倒彰，分配的空間是4個审洞，通過方法調(diào)用的增量，當(dāng)存儲的sel-imp個數(shù)，即newOccupied + CACHE_END_MARKER（等於1）的和 超過 總?cè)萘康?/4芒澜，例如當(dāng)occupied等於2時仰剿，newOccupied就等於3 ，上述總和為4痴晦，就需要對cache的內(nèi)存進(jìn)行兩倍擴(kuò)容 南吮。

  • bucket數(shù)據(jù)為什麼丟失的情況會有？誊酌，例如2-7中部凑，只有say3，say4方法有函數(shù)指針

  原因是在擴(kuò)容時碧浊，是將原有的內(nèi)存全部清除了涂邀，再重新申請了內(nèi)存導(dǎo)致的。

  • 為什麼是say4先打印箱锐，say3後打印比勉，明顯順序有問題?

  因為sel-imp的存儲是通過哈希算法計算下標(biāo)的，其計算的下標(biāo)有可能已經(jīng)存儲了sel瑞躺，所以又需要通過哈希衝突重新計算哈希下標(biāo)敷搪，所以導(dǎo)致下標(biāo)是隨機(jī)的，並不是固定的幢哨。

  • 打印的cache_t中的_ocupied為什麼是從2開始赡勘？

  這裡是因為LGPerson通過alloc創(chuàng)建的對象，並導(dǎo)致兩個屬性賦值的原因捞镰，屬性賦值闸与，會隱式調(diào)用set方法，set方法的調(diào)用也會導(dǎo)致occupied變化岸售。

流程圖