早期的 Lua GC 采用的是 stop the world 的实现。一旦发生 gc 就需要等待整个 gc 流程走完。如果你用 lua 处理较少量数据，或是数据增删不频繁，这样做不是问题。但当处理的数据量变大时，对于实时性要求较高的应用，比如网络游戏服务器，这个代价则是不可忽略的。lua 本身是个很精简的系统，但不代表处理的数据量也一定很小。
从 Lua 5.1 开始，GC 的实现改为分步的。虽然依旧是 stop the world ，但是，每个步骤都可以分阶段执行。这样，每次停顿的时间较小。随之，这部分的代码也相对复杂了。分步执行最关键的问题是需要解决在 GC 的步骤之间，如果数据关联的状态发生了变化，如果保证 GC 的正确性。GC 的分步执行相对于一次执行完，总的时间开销的差别并不是零代价的。只是在实现上，要尽量让额外增加的代价较小。
GC流程
先来看 GC 流程的划分。
lua 的 GC 分为八个阶段。GC 处于哪个阶段（代码中被称为状态），依据的是 global_State 中的 gcstate 域。
状态以宏形式定义在 lgc.h 的 39 行：
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| ** Possible states of the Garbage Collector */ #define GCSatomic 1 #define GCSswpallgc 2 #define GCSswpfinobj 3 #define GCSswptobefnz 4 #define GCSswpend 5 #define GCScallfin 6 #define GCSpause 7
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除了最初的GCSpause被放在了最后（暂时没弄明白为啥放在最后，以前是在前面的），状态的值的大小也暗示着它们的执行次序，需要注意的是，GC 的执行过程并非每步骤都拥塞在一个状态上。
GCSpause
①. GCSpause阶段是每个GC的起始步骤,标记系统的根节点和重置所有gray结点的list，开始新一轮的收集，这样看来把这个步骤放在最后也不是没有道理。
见lgc.c 的 1019 行:
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| case GCSpause: { g->GCmemtrav = g->strt.size * sizeof(GCObject*); restartcollection(g); g->gcstate = GCSpropagate; return g->GCmemtrav; }
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lgc.c 的 323 行:
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| ** mark root set and reset all gray lists, to start a new collection */ static void (global_State *g) { g->gray = g->grayagain = NULL; g->weak = g->allweak = g->ephemeron = NULL; markobject(g, g->mainthread); markvalue(g, &g->l_registry); markmt(g); markbeingfnz(g); }
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GCSpropagate
②. GCSpropagate阶段是下一个步骤。目的就是标记所有的gray点，变成black，并将其引用的white点变成gray，除了那些永远是灰色的线程之外直到没有gray对象为止。
见lgc.c 的 1036 行:
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| case GCSpropagate: { g->GCmemtrav = 0; lua_assert(g->gray); propagatemark(g); if (g->gray == NULL) g->gcstate = GCSatomic; return g->GCmemtrav; }
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propagatemark(g)这个函数实现的就是GCSpropagate的功能，我们后面也会提到，在lgc.c的 539 行:
GCSatomic
③. 下一个阶段是GCSatomic，保证标记过程是“原子的”
lgc.c 的 1044 行:
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| case GCSatomic: { lu_mem work; int sw; propagateall(g); work = atomic(L); sw = entersweep(L); g->GCestimate = gettotalbytes(g); ; return work + sw * GCSWEEPCOST; }
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GCSweep
GCSswpallgc
GCSswpfinobj
GCSswptobefnz
GCSswpend
④. 接下来就是清除流程:
lgc.c 的 1053 行:
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| case GCSswpallgc: { return sweepstep(L, g, GCSswpfinobj, &g->finobj); } case GCSswpfinobj: { return sweepstep(L, g, GCSswptobefnz, &g->tobefnz); } case GCSswptobefnz: { return sweepstep(L, g, GCSswpend, NULL); } case GCSswpend: { makewhite(g, g->mainthread); checkSizes(L, g); g->gcstate = GCScallfin; return 0; }
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我们可以可以看到，GCSswpfinobj、GCSswptobefnz、GCSswpend 都是包含在GCSswpallgc 这个case里面的，他们只是清理的对象不同。
在最后我们看到在完成清理的 GCSswpend 的步骤中把对lua vm的内存管理封装成了checkSizes函数。
lgc.c 的 756 行:
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| ** If possible, free concatenation buffer and shrink string table */ static void checkSizes (lua_State *L, global_State *g) { if (g->gckind != KGC_EMERGENCY) { l_mem olddebt = g->GCdebt; luaZ_freebuffer(L, &g->buff); if (g->strt.nuse < g->strt.size / 4) luaS_resize(L, g->strt.size / 2); g->GCestimate += g->GCdebt - olddebt; } }
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这里可以看到GCestimate 和 g->GCdebt 分别表示了lua vm 所占用的内存字节数以及实际分配的字节数
如果你自己实现过内存管理器，当知道内存管理本身是有额外的内存开销的。如果有必要精确控制内存数量，我个人倾向于结合内存管理器统计准确的内存使用情况。比如你向内存管理器索要 8 字节内存，实际的内存开销很可能是 12 字节，甚至更多。如果想做这方面的修改，让 lua 的 gc 能更真实的反应内存实际使用情况，推荐修改 lmem.c 的 77 行，luaMrealloc 函数。所有的 lua 中的内存使用变化都会通过这个函数
GCScallfin
⑤. 最后是GCScallfin阶段
lgc.c 的 1068 行:
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| case GCScallfin: { if (g->tobefnz && g->gckind != KGC_EMERGENCY) { int n = runafewfinalizers(L); return (n * GCFINALIZECOST); } else { g->gcstate = GCSpause; return 0; } } default: lua_assert(0); return 0;
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上面的代码中，我们见到了GCFINALIZECOST，这个数字用于控制GC的进度，我们之后会分析到。
如果在前面的阶段发现了需要调用 gc 元方法的 userdata 对象，将在这个阶段逐个调用。实现的函数是runafewfinalizers
lgc.c 的 813 行:
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| ** call a few (up to 'g->gcfinnum') finalizers */ static int runafewfinalizers (lua_State *L) { global_State *g = G(L); unsigned int i; lua_assert(!g->tobefnz || g->gcfinnum > 0); for (i = 0; g->tobefnz && i < g->gcfinnum; i++) GCTM(L, 1); g->gcfinnum = (!g->tobefnz) ? 0 : g->gcfinnum * 2; return i; }
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前面已经谈到过，所有拥有 gc 元方法的 userdata 对象以及其关联的数据，实际上都不会在之前的清除阶段被清除。(由于单独做过标记)所有的元方法调用都是安全的。而它们的实际清除，则需等到下一次 GC 流程了。或是在 lua_close 被调用时清除。
lstate.c 340 行:
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| LUA_API void lua_close (lua_State *L) { L = G(L)->mainthread; lua_lock(L); close_state(L); }
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lua_close 并不做完整的 gc 工作，只是简单的处理所有 userdata 的 gc 元方法，并且他只能关闭main thread 以及释放所有用到的内存。它是相对廉价的。
GC 概念
简单的说，lua 认为每个 GCObject （需要被 GC 收集器管理的对象）都有一个颜色。一开始，所有节点都是白色的。新创建出来的节点也被默认设置为白色。
在标记阶段，可见的节点，逐个被设置为黑色。有些节点比较复杂，它会关联别的节点。在没有处理完所有关联节点前，lua 认为它是灰色的。
marked域
节点的颜色被储存在 GCObject 的 CommonHeader 里，放在 marked 域中。为了节约内存，是以位形式存放。marked 是一个单字节量。总共可以储存 8 个标记。
这是lua 5.1版本的marked 域，用到了7个标志位:
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| #define WHITE0BIT 0 #define WHITE1BIT 1 #define BLACKBIT 2 #define FINALIZEDBIT 3 #define KEYWEAKBIT 3 #define VALUEWEAKBIT 4 #define FIXEDBIT 5 #define SFIXEDBIT 6
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而 lua 5.3 用到了 4 个标记位。在 lgc.h 的 77 行，有其解释:
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| #define WHITE0BIT 0 #define WHITE1BIT 1 #define BLACKBIT 2 #define FINALIZEDBIT 3 #define WHITEBITS bit2mask(WHITE0BIT, WHITE1BIT)
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接着lua定义了一组宏来操作这些标记位：
lgc.h 的 87 行:
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| #define iswhite(x) testbits((x)->marked, WHITEBITS) #define isblack(x) testbit((x)->marked, BLACKBIT) #define isgray(x) (!testbits((x)->marked, WHITEBITS | bitmask(BLACKBIT))) #define tofinalize(x) testbit((x)->marked, FINALIZEDBIT) #define otherwhite(g) ((g)->currentwhite ^ WHITEBITS) #define isdeadm(ow,m) (!(((m) ^ WHITEBITS) & (ow))) #define isdead(g,v) isdeadm(otherwhite(g), (v)->marked) #define changewhite(x) ((x)->marked ^= WHITEBITS) #define gray2black(x) l_setbit((x)->marked, BLACKBIT) #define luaC_white(g) cast(lu_byte, (g)->currentwhite & WHITEBITS)
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WHITE0BIT WHITE1BIT BLACKBIT
白色和黑色是分别标记的。当一个对象非白非黑时，就认为它是灰色的。
为什么有两个白色标记位？
这是 lua 采用的一个小技巧。在 GC 的标记流程结束，但清理流程尚未作完前。一旦对象间的关系发生变化，比如新增加了一个对象。这些对象的生命期是不可预料的。最安全的方法是把它们标记为不可清除。但我们又不能直接把对象设置为黑色。因为清理过程结束，需要把所有对象设置回白色，方便下次清理。lua 实际上是单遍扫描，处理完一个节点就重置一个节点的颜色的。简单的把新创建出来的对象设置为黑，有可能导致它在 GC 流程结束后，再也没机会变回白色了。
简单的方法就是设置从第三种状态。也就是第 2 种白色。
在 Lua 中，两个白色状态是一个乒乓开关，当前需要删除 0 型白色节点时， 1 型白色节点就是被保护起来的；反之也一样。
当前的白色是 0 型还是 1 型，见 global_State 的 currentwhite 域。otherwhite() 用于乒乓切换。获得当前白色状态，使用我们上面的代码中的:
1
| #define luaC_white(g) cast(lu_byte, (g)->currentwhite & WHITEBITS)
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FINALIZEDBIT
FINALIZEDBIT 用于标记 userdata 。当 userdata 确认不被引用，则设置上这个标记。它不同于颜色标记。因为 userdata 由于 gc 元方法的存在，释放所占内存是需要延迟到 gc 元方法调用之后的。这个标记可以保证元方法不会被反复调用。
被移除的KEYWEAKBIT 和 VALUEWEAKBIT
在之前的版本中，KEYWEAKBIT 和 VALUEWEAKBIT 是用于标记 table 的 weak 属性。
而最新的5.3 版本中把weak属性的标记放入了三个list中。
lstate.h 的 127 行:
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| GCObject *weak; GCObject *ephemeron; GCObject *allweak;
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被移除的FIXEDBIT
在之前的lua版本中，还marked域定义了一个FIXEDBIT 可以保证一个 GCObject 不会在 GC 流程中被清除。为什么要有这种状态？关键在于 lua 本身会用到一个字符串，它们有可能不被任何地方引用，但在每次接触到这个字符串时，又不希望反复生成。那么，这些字符串就会被保护起来，设置上 FIXEDBIT 。
而在lua5.3中，则是把这个部分的操作放在了luaC中而不是luaS中，而那些不会被清除的的 GCObject 则被像之前提到的 weak 属性一样的处理方法放在了 fixedgc 链表中。
lgc.c 的 184 行:
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| void luaC_fix (lua_State *L, GCObject *o) { global_State *g = G(L); lua_assert(g->allgc == o); white2gray(o); g->allgc = o->next; o->next = g->fixedgc; g->fixedgc = o; }
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luaC_fix的应用
典型的应用场合见 llex.c 的 69 行:
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| void luaX_init (lua_State *L) { int i; TString *e = luaS_new(L, LUA_ENV); luaC_fix(L, obj2gco(e)); for (i=0; i<NUM_RESERVED; i++) { TString *ts = luaS_new(L, luaX_tokens[i]); luaC_fix(L, obj2gco(ts)); ts->extra = cast_byte(i+1); } }
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以及 ltm.c 的 37 行:
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| void luaT_init (lua_State *L) { static const char *const luaT_eventname[] = { "__index", "__newindex", "__gc", "__mode", "__len", "__eq", "__add", "__sub", "__mul", "__mod", "__pow", "__div", "__idiv", "__band", "__bor", "__bxor", "__shl", "__shr", "__unm", "__bnot", "__lt", "__le", "__concat", "__call" }; int i; for (i=0; i<TM_N; i++) { G(L)->tmname[i] = luaS_new(L, luaT_eventname[i]); luaC_fix(L, obj2gco(G(L)->tmname[i])); } }
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以元方法为例，如果我们利用 lua 标准 api 来模拟 metatable 的行为，就不可能写的和原生的 meta 机制一样高效。因为，当我们取到一个 table 的 key ，想知道它是不是 __index 时，要么我们需要调用 strcmp 做比较；要么使用 lua_pushlstring 先将需要比较的 string 压入 lua_State ，然后再比较。
我们知道 lua 中值一致的 string 共享了一个 string 对象，即 TString 地址是一致的。比较两个 lua string 的代价非常小（只需要比较一个指针），比 C 函数 strcmp 高效。但 lua_pushlstring 却有额外开销。它需要去计算 hash 值，查询 hash 表 (string table) 。
lua 的 GC 算法并不做内存整理，它不会在内存中迁移数据。实际上，如果你能肯定一个 string 不会被清除，那么它的内存地址也是不变的，这样就带来的优化空间。ltm.c 中就是这样做的。
见 lstate.h 的 141 行:
而 lobject.h 的 203 行定义了 TString 结构体:
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| ** Header for string value; string bytes follow the end of this structure ** (aligned according to 'UTString'; see next). */ typedef struct TString { CommonHeader; lu_byte extra; unsigned int hash; size_t len; struct TString *hnext; } TString;
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global_State 中 tmname 域就直接以 TString 指针的方式记录了所有元方法的名字。换作标准的 lua api 来做的话，通常我们需要把这些 string 放到注册表，或环境表中，才能保证其不被 gc 清除，且可以在比较时拿到。lua 自己的实现则利用 上面提到的luaT_init中用luaC_fix 做了进一步优化。
被移除的SFIXEDBIT
SFIXEDBIT 的用途只有一个，就是标记主 mainthread 。也就是一切的起点。我们调用 lua_newstate 返回的那个结构
为什么需要把这个结构特殊对待？
因为即使到 lua_close 的那一刻，这个结构也是不能随意清除的。我们来看看世界末日时，程序都执行了什么?
lstate.c 的 239 行:
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| static void close_state (lua_State *L) { global_State *g = G(L); luaF_close(L, L->stack); luaC_freeallobjects(L); if (g->version) luai_userstateclose(L); luaM_freearray(L, G(L)->strt.hash, G(L)->strt.size); 版权声明: 本博客所有文章除特别声明外，均采用 null 许可协议。转载请注明来自 安全书！
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