入职后从iOS转向了ReactNative，也写了不少ReactNative需求，最近突然和同事聊到ReactNative 内存管理，发现自己对这块还不太了解，为此调研了ReactNative内存管理知识，与iOS 中Objective做为对比总结
文章中关于ObjectiveC的内存管理知识，来自苹果最新源码。关于JS相关知识，来自网络调研和JavaScript高级程序设计一书，若有不同看法或发现错误，欢迎拍砖指正
参考：
objc4-866源码 objc4历史版本 WWDC Advancements in the Objective-C runtime
总结
- ObjectiveC主要采样引用计数管理内存，引用技术存储在isa_t的extra_rc和散列表的引用计数表里
- ObjectiveC的TaggedPointer的值存储在指针中，存储在栈上，不需要通过引用计数管理内存
- JS主要通过标记的方式管理内存, 在作用域的变量会加标记。垃圾回收程序每次运行时会清理未使用的变量
- 引用技术的方式容易造成循环引用，标记清除的方式更容易造成内存泄露
1. 内存区
在iOS中，主要把内存分为五大区，从高到底分别为
- 栈区 存放函数变量和函数参数
- 堆区 存放动态分配的内存段
- 全局静态区 存放全局变量、静态变量
- 常量区 存放常量
- 代码区 存放程序代码
2. ObjectiveC 内存管理
2.1 内存管理方式
ObjectiveC的内存管理主要分为两种方式，即MRC(手动管理)和ARC(自动)，都是引用计数的方式管理内存，区别在于ARC模式下，编译器会自动的帮程序要添加引用计数+1和-1代码
2.2 两种内存管理方案
2.2.1 非引用计数管理(TaggedPointer对象)
总结：TaggedPointer对象的值存储在指针中，指针存储在栈上，无需引用计数管理, 开发者也无需管理其内存
苹果从32位转向64位时，**NSString**、**NSNumer**、**NSDate**这类型数据，如果用旧的方式管理，会造成资源和效率的浪费，毕竟一个简短的字符串如果定义为一个对象，存储isa。class等相关的信息会造成不必要的空间资源浪费，而为管理起引用计数、生命周期，也会造成时间效率上的浪费。因此苹果定义了一种新对象taggedPointer，为了对此做出改进
taggedpointer的改进在于，指针中存储了taggedpointer对象的值，除此之外，指针中部分空间存储标记，如：是否是taggedPoninter对象、是什么类型的**taggedPointer对象(NSString/NSNmer/NSDate)
他的数据结构如下:
objc4-866源码 源码中看，判断是否是
taggedPointer对象，拿着
指针与_OBJC_TAG_MASK做了与操作，如果结果仍然是_OBJC_TAG_MASK，则判断为taggedPointer对象
_objc_isTaggedPointer(const void * _Nullable ptr)
{
return ((uintptr_t)ptr & _OBJC_TAG_MASK) == _OBJC_TAG_MASK;
}
从_OBJC_TAG_MASK定义可看出, 编译器在不同的64位上通过判断最高位或最低位是否是为1，来判断是否是taggedPointer对象
#if OBJC_SPLIT_TAGGED_POINTERS
# define _OBJC_TAG_MASK (1UL<<63)
#elif OBJC_MSB_TAGGED_POINTERS
# define _OBJC_TAG_MASK (1UL<<63)
#else
# define _OBJC_TAG_MASK 1UL
#endif
TaggedPointer生命周期管理
TaggedPointer对象的值存储在指针中，指针又存储在栈上，所以不需要引用计数管理, 这里retain方法在判断是isTaggedPointer时，直接return，什么都不做
objc_object::retain()
{
ASSERT(!isTaggedPointer());
if (fastpath(!ISA()->hasCustomRR())) {
return sidetable_retain();
}
return ((id(*)(objc_object *, SEL))objc_msgSend)(this, @selector(retain));
}
TaggedPointer释放
追relase源码调用，可看到最后调用到了objc_object::rootRelease()这个方法，方法内部先判断如果是TaggedPointer对象的话，return什么都不做
-(void) release
{
_objc_rootRelease(self);
}
_objc_rootRelease(id obj)
{
ASSERT(obj);
obj->rootRelease();
}
objc_object::rootRelease()
{
return rootRelease(true, RRVariant::Fast);
}
// Base release implementation, ignoring overrides.
// Does not call -dealloc.
// Returns true if the object should now be deallocated.
// This does not check isa.fast_rr; if there is an RR override then
// it was already called and it chose to call [super release].
inline bool
objc_object::rootRelease()
{
if (isTaggedPointer()) return false;
return sidetable_release();
}
2.2.2 引用计数管理（object对象）
谈到iOS，离不开面向对象这个概念。对象什么时候创建、什么时候该释放，都是用引用计数来管理的。
- 当对象创建时引用计数=0，被引用时调用
-(void)retain方法,将其引用计数为+1。 - 解除引用时调用
-(void)release对引用计数-1。 - 当引用计数减为0时，表示对象不再使用，此时会释放对象所占用的堆空间, 并调用
- (void)dealloc析构方法
那么，引用技术存储在哪呢？堆、栈还是其他地方？ 又是怎么与对象关联的呢? 结论： nonapointer_isa对象，存储在extra_rc和SideTables中， pointer_isa，即纯指针类型的isa，存储在SideTables中 他俩的区别在于，isa是指针还是isa_t联合体 如何证明上边结论？从前边的release方法跟下去，最终源码会走到这个方法，这里做的操作为
- 如果是pointer_isa对象，直接查找全局散列表，招到对应的引用计数表，再从引用计数表里，将当前对象的引用计数-1
- 如果是nonapointer_isa对象
a. 先将isa_t里的extra_rc-1
b. 当extra_rc=0，从散列表中取出一半的引用计数值，做-1操作后赋值给extra_rc
这里有个问题， 那就是上边的ab流程， 苹果为什么这么设计，主要是考虑从extra_rc里操作引用计数，是直接对联合体isa_t的地址做与操作，比从散列表里查询、取值、操作效率更快。这里源码加了注释，直接看源码就可以了
ALWAYS_INLINE bool
objc_object::rootRelease(bool performDealloc, objc_object::RRVariant variant)
{
if (slowpath(isTaggedPointer())) return false;
bool sideTableLocked = false;
isa_t newisa, oldisa;
oldisa = LoadExclusive(&isa().bits);
if (variant == RRVariant::FastOrMsgSend) {
// These checks are only meaningful for objc_release()
// They are here so that we avoid a re-load of the isa.
if (slowpath(oldisa.getDecodedClass(false)->hasCustomRR())) {
ClearExclusive(&isa().bits);
if (oldisa.getDecodedClass(false)->canCallSwiftRR()) {
swiftRelease.load(memory_order_relaxed)((id)this);
return true;
}
((void(*)(objc_object *, SEL))objc_msgSend)(this, @selector(release));
return true;
}
}
if (slowpath(!oldisa.nonpointer)) {
// a Class is a Class forever, so we can perform this check once
// outside of the CAS loop
if (oldisa.getDecodedClass(false)->isMetaClass()) {
ClearExclusive(&isa().bits);
return false;
}
}
retry:
do {
newisa = oldisa;
// 判断如果是指针isa，则调用sidetable_release从全局散列表查询当前对象的引用计数并-1
if (slowpath(!newisa.nonpointer)) {
ClearExclusive(&isa().bits);
return sidetable_release(sideTableLocked, performDealloc);
}
// 如果当前对象正在释放析构，则直接return
if (slowpath(newisa.isDeallocating())) {
ClearExclusive(&isa().bits);
if (sideTableLocked) {
ASSERT(variant == RRVariant::Full);
sidetable_unlock();
}
return false;
}
//走到这里说明是nonpointer isa， 这里的代码主要做的操作就是清楚isa里的extra_rc--
//如果extra_rc--减为0,则跳转到underflow:
// don't check newisa.fast_rr; we already called any RR overrides
uintptr_t carry;
newisa.bits = subc(newisa.bits, RC_ONE, 0, &carry); // extra_rc--
if (slowpath(carry)) {
// don't ClearExclusive()
goto underflow;
}
} while (slowpath(!StoreReleaseExclusive(&isa().bits, &oldisa.bits, newisa.bits)));
if (slowpath(newisa.isDeallocating()))
goto deallocate;
if (variant == RRVariant::Full) {
if (slowpath(sideTableLocked)) sidetable_unlock();
} else {
ASSERT(!sideTableLocked);
}
return false;
// underflow主要做的操作就是对散列表里当前对象的引用计数-1
underflow:
// newisa.extra_rc-- underflowed: borrow from side table or deallocate
// abandon newisa to undo the decrement
newisa = oldisa;
// 如果引用计数表里存储了引用计数，则跳转到函数头部，重新执行
if (slowpath(newisa.has_sidetable_rc)) {
if (variant != RRVariant::Full) {
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.
oldisa = LoadExclusive(&isa().bits);
goto retry;
}
// 这里苹果注释很明白了，尝试对引用计数表里的引用计数-1
// Try to remove some retain counts from the side table.
auto borrow = sidetable_subExtraRC_nolock(RC_HALF);
bool emptySideTable = borrow.remaining == 0; // we'll clear the side table if no refcounts remain there
// 让后将引用计数表里的部分值，移到extra_rc中
if (borrow.borrowed > 0) {
// Side table retain count decreased.
// Try to add them to the inline count.
bool didTransitionToDeallocating = false;
newisa.extra_rc = borrow.borrowed - 1; // redo the original decrement too
newisa.has_sidetable_rc = !emptySideTable;
bool stored = StoreReleaseExclusive(&isa().bits, &oldisa.bits, newisa.bits);
if (!stored && oldisa.nonpointer) {
// 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.
uintptr_t overflow;
newisa.bits =
addc(oldisa.bits, RC_ONE * (borrow.borrowed-1), 0, &overflow);
newisa.has_sidetable_rc = !emptySideTable;
if (!overflow) {
stored = StoreReleaseExclusive(&isa().bits, &oldisa.bits, newisa.bits);
if (stored) {
didTransitionToDeallocating = newisa.isDeallocating();
}
}
}
if (!stored) {
// Inline update failed.
// Put the retains back in the side table.
ClearExclusive(&isa().bits);
sidetable_addExtraRC_nolock(borrow.borrowed);
oldisa = LoadExclusive(&isa().bits);
goto retry;
}
// Decrement successful after borrowing from side table.
if (emptySideTable)
sidetable_clearExtraRC_nolock();
if (!didTransitionToDeallocating) {
if (slowpath(sideTableLocked)) sidetable_unlock();
return false;
}
}
else {
// Side table is empty after all. Fall-through to the dealloc path.
}
}
// 当extra_rc和引用计数表里的引用计数=0时，释放对象，执行析构函数
deallocate:
// Really deallocate.
ASSERT(newisa.isDeallocating());
ASSERT(isa().isDeallocating());
if (slowpath(sideTableLocked)) sidetable_unlock();
__c11_atomic_thread_fence(__ATOMIC_ACQUIRE);
if (performDealloc) {
this->performDealloc();
}
return true;
}
这里是对散列表里引用计数的操作: 从散列表里取引用计数的一般，-1后赋值给extra_rc。
// Move some retain counts from the side table to the isa field.
// Returns the actual count subtracted, which may be less than the request.
objc_object::SidetableBorrow
objc_object::sidetable_subExtraRC_nolock(size_t delta_rc)
{
ASSERT(isa().nonpointer);
SideTable& table = SideTables()[this];
RefcountMap::iterator it = table.refcnts.find(this);
if (it == table.refcnts.end() || it->second == 0) {
// Side table retain count is zero. Can't borrow.
return { 0, 0 };
}
size_t oldRefcnt = it->second;
// isa-side bits should not be set here
ASSERT((oldRefcnt & SIDE_TABLE_DEALLOCATING) == 0);
ASSERT((oldRefcnt & SIDE_TABLE_WEAKLY_REFERENCED) == 0);
size_t newRefcnt = oldRefcnt - (delta_rc << SIDE_TABLE_RC_SHIFT);
ASSERT(oldRefcnt > newRefcnt); // shouldn't underflow
it->second = newRefcnt;
return { delta_rc, newRefcnt >> SIDE_TABLE_RC_SHIFT };
}
2.3. iOS开发 内存注意事项
3. JS内存管理
总结 JavaScript是使用垃圾回收的编程语言，开发者不需要操心内存分配和回收。JavaScript的垃圾回收规则为： 1. 离开作用域的值会被自动标记为可回收，然后在垃圾回收期间被删除 2. 主流的垃圾回收算法是标记清理，即先给当前不使用的值加上标记，再回来回收他们的内存 3. 引用计数是另一种垃圾回收策略，需要记录值被引用了多少次。JavaScript引擎不再使用这种算法。在某些旧版本的IE仍然会受这种算法的影响，是因为JavaScript会访问非原生JavaScript对象(如DOM元素) 4. 引用计数在代码中存在循环引用会出现内存泄露 5. 解除变量的引用可以消除循环引用，而且对垃圾回收也有帮助。为促进垃圾回收，全局对象、全局对象的属性和循环引用都应该在不需要时接触引用
3.1 引用计数管理
在早期的JS中，会使用引用计数管理内存，和iOS类似，每个值都会记录它被引用的次数。被引用时，引用数+1，引用解除时，引用数-1。垃圾回收程序会在每次运行的时候释放引用数=0的内存
3.2 标记清理
目前JS主要用这种方式管理内存。 当变量进入上下文，比如在函数内部声明一个变量时，这个变量会加上存在与上下文中的标记。当变量离开上下文时，也会被加上离开上下文的标记。 垃圾回收程序运行的时候 1. 会标记内存中存储的所有变量 2. 将所有在上下文中的变量、被在上下文中的变量引用的变量的标记去掉 3. 在此之后再被加上标记的变量就是待删除的变量。是因为没有上下文或变量访问这些被标记的变量。此时垃圾回收程序会做一次内存清理 2008年后，主流浏览器都在自己的JavaScript实现中采用标记清理
原始值和引用值
JS变量可以保持两种类型的值：原始值和引用值。原始值有：Undefined、Null、Boolen、Number、String、Symbol。区别如下
- 原始值大小固定，保存在栈上
- 引用值是对象，存储在堆上
- 将一个变量的原始值赋值给另一个变量的原始值，会执行深拷贝
- 包含引用值的变量实际上包含的是响应对象的指针，并不是对象本身
- typeof 用于确定值的原始类型，instanceof用于确定值的引用类型
3.1 JS开发，内存注意事项
- 通过const和let声明来提高性能。是因为const和let都以块为作用域，因此相较于var，前两者更容易被垃圾回收程序回收释放内存
- 注意内存泄露。意外声明全局变量可能导致内存泄露,如
function setName() {
name = '本地生活666';
}
此时，编译器会把变量当做window的属性来创建(相当于window.name='本地生活666')。在window上创建的属性，只要window存在,name就不会消失。解决方案也很简单，就是在声明变量name的时候加上var、let或const关键字
- 定时器可能会导致内存泄露
let name = '本地生活'
setInteral(() => {
console.log(name);
}, 100)
只要定时器一直运行，回调函数中引用的name就会一致占用内存 4. 使用JS闭包造成内存泄露
let outer = function() {
let name = '本地生活';
return function() {
return name;
};
};
调用outer()会导致分配给name的内存被泄露
