Ruby的GC机制源码分析（3）

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对象的管理

ruby GC 的目标只是Ruby 的对象。而且一定要是ruby 生成和管理的对象。反过来说，它无法照料到用户随意分配的内存。比如，下面的函数在ruby 的操作中就会引起内存泄漏

 

void not_ok(){

malloc(1024);  /* 获得内存后丢弃 */

}

然而下面的函数不会引起内存泄漏。

 

void this_is_ok(）{

rb_ary_new();  /*生成Ruby数组后丢弃 */

}rb_ary_new()使用了ruby的正式接口分配内存，所以会在rubyGC的管理之下，由ruby照料。

 

 

struct RVALUE

对象的实体是结构体，对象的管理就是对这个结构体的管理。当然，非指针的Fixnum Symbol nil true false 例外，太麻烦，这里就不一一写了。

实体结构体的大小因类型而不同，恐怕是为了避免管理上的麻烦，内建类的结构体声明为共用体，并通过共用体访问内存。共用体声明如下。

▼ RVALUE

struct RVALUE 是一个只有一个元素的结构体。不直接使用union 是为了调试或将来扩展时添加成员的方便。

首先来关注一下共用体的第一个元素free.flags 。注释中写着“ 不用时为0” ，这是真的吗？难道使用中的对象free.flags 不能偶然为0 吗？

正如在第2 章《对象》中看到的那样，所有的对象构造体其第一个元素都是struct RBasic 。因此，无论从共用体的哪个元素访问，写成obj->as.free.flags 和写成obj->as.basic.flags 都是一样的。对象在标志位都有一个结构体类型标志（T_STRING 等），而且，所有的标志都是非0 值，所以， “ 活着” 的对象其标志不会偶然为0 。换句话说，可以确认，标志为0 是“ 死” 对象的充分必要条件。

 

对象堆（ object heap ）

所有对象结构的内存都在全局的变量堆上。下面这个叫做对象堆。

▼ 对象堆

heaps 是struct RVALUE 数组的数组。heaps 中保存的是一个个的heap ， heap 的元素就是一个个的slot（图9 ）。

 
图9: heaps 、heap 、slot

heaps 的长度heaps_length 是可变的。实际用到的槽的个数保存heaps_used 中。每个heap 的长度对应保存在heaps_limits[index] 中。也就是说，对象堆的结构如图10 所示。

图10: 在内存上展开的heap 的概念图

这个结构有其必然性。比如，当所有结构都配置到一个数组中时，内存空间最为紧凑，但是由于地址可能发生变化，不能使用realloc() ，因为VALUE 就是单纯的指针。

对应于Java 实现，对象是可以移动的，因为它是通过对象表来处理的，VALUE 是对象的索引，而非地址。然而，每次访问对象多要对数组进行索引，性能会有所下降。

另一方面，把RVALUE 的指针（也就是VALUE ）做成一个一维数组会怎么样呢？乍看起来，一切顺利，但GC 的时候会遇到问题。正如后面会详细讨论的，因为ruby 的GC 需要知道一个整数是否是“ 像VALUE （指向RVALUE的指针）一样” 。所有的RVALUE 配置到不相关的地址之后，所有RVALUE 的地址要分配同所有“ 可能是地址” 的整数进行比较。它会让GC 挂起的时间变成O(n^2) 以上的数量级，这是无法容忍的。

综上所述，对象堆是在某种程度上将地址相关，且位置和总量不受限制的结构。

freelist

未使用RVALUE 是由一个以freelist 开头的链表管理的。RVALUE 的as.free.next 就是为此准备的链。

▼ freelist

236  static RVALUE *freelist = 0

(gc.c)

add_heap()

了解数据结构之前，先来看看添加堆的函数add_heap() 。这个函数主线之外的描述很杂乱，除去错误处理和转型部分，可以得到一个简化版本。

▼ add_heap() （简化版）

static void add_heap()

{RVALUE *p, *pend;

/* 必要的话扩展heaps */if (heaps_used == heaps_length) {heaps_length += HEAPS_INCREMENT;heaps  = realloc(heaps,  heaps_length * sizeof(RVALUE*));heaps_limits = realloc(heaps_limits, heaps_length * sizeof(int));}

/* 增加一个heap */p = heaps[heaps_used] = malloc(sizeof(RVALUE) * heap_slots);

heaps_limits[heaps_used] = heap_slots;

pend = p + heap_slots;

if (lomem == 0 || lomem > p) lomem = p;

if (himem < pend) himem = pend;

heaps_used++;

heap_slots *= 1.8;

/* 分配的RVALUE连接到freelist */while (p < pend) {p->as.free.flags = 0;p->as.free.next = freelist;

freelist = p;p++;  }

}以下几点需要确认。

 

• heap 的长度是 heap_slots
• 每增加一个 heap ， heap_slots 变为原来的 1.8 倍
• heaps[i] 的长度（生成堆时 heap_slots 的值）保存在 heaps_limits[i] 中

再有，只有这个函数修改lomem 和himem ，也只有从这个函数理解其机制。这两个变量分别是对象堆的最下端地址和最上端地址。这个值稍后还会用于判断一个整数是否是“ 像VALUE 一样” 的。

rb_newobj()

综合以上几点，就能够知道对象生成的方法。如果freelist 没有相连的RVALUE ，就会去做GC ，或是增加堆。通过阅读对象生成的函数rb_newobj() ，我们可以确认这一点。

▼ rb_newobj()

如果freelist 为0 ，也就是，没有剩余的结构体，就启动GC ，创建一个区域。即便一个对象都无法收回，rb_gc() 还可以分配一个新的区域，这是毫无疑问的。并且，从freelist 中取出一个结构体，通过MEMZERO() 用0 填充它，然后返回它。