Lua 的垃圾回收

这篇 blog 是最近研究 Lua 垃圾回收 (Gabage Collector) 的笔记整理。研究 Lua 虚拟机源代码的完整笔记已经放到 GitHub 上。以后会不断更新。

GC 类型

很多关于 Lua 虚拟机源代码的文章往往危言耸听地把 GC 称作最难理解的部分,建议放到最后研究。我习惯用「深度优先」方式理解问题,很难说服自己完全不研究一个模块的内部,除非其接口文档非常正式,而且与系统其它部分相对隔绝。Lua GC 的接口虽然比较清晰,但也没有正式文档,并且不是单步 stop-the-word GC [1],其状态和虚拟机其它部分有很多关联。

研究 Lua GC 的第一个收获是 GC 方式的细致分类。首先 Lua GC 属于 root-tracing 这个大类。「Tracing」指通过对象之间的引用关系检查对象的 reachability,以是否 reachable 作为回收对象的标准。「Root」指 reachability 的源头,一般指全局变量 [2] 和当前 thread 的 stack。Root-tracing GC 一般采用 mark-and-sweep 策略。在 trace 阶段给所有 reachable 对象打一个 mark,然后进入 sweep 阶段,将没有 mark 的对象回收。最简单的实现是把 trace 和 sweep 两个阶段整个作为原子化过程,执行中不允许虚拟机执行 OP_CODE [3],这就是 stop-the-world GC。更为复杂的策略是把内存中的对象按照生命周期长度分成「代 (generation)」,每次仅对一代对象进行 mark-and-sweep 操作。而且对每代进行操作的频度不同,叫做 generational GC。如果设计合理,这种策略可以及时回收临时变量 [4] 又避免了对生命周期很长的对象进行过多不必要的 trace 和 mark。

为了实现的简洁,Lua 直到 5.1 都没有 generational GC。5.2 版本实现了这个策略,但是缺省处于关闭状态,而且设计者一再声明是一个实验性的功能,将来可能移除。目前 Lua 采取的策略是把 trace 和 sweep 两个阶段分成很多小片段,在执行各个片段之间允许虚拟机执行 OP_CODE。其代价是 GC 无法在一个周期中识别出所有 unreachable 对象,导致部分 unreachable 对象只有到下次「GC 周期」才能被回收。这种把 trace/sweep 分成多个片段的方式称为 incremental GC。

周期和步骤

既然提到了「GC 周期」,就先把一个周期的完整步骤 [5] 列出来:

  • Pause-设置 GC 的基本初始状态,特别是 root-tracing 中的 root;
  • Propagate-主要实现 mark-and-sweep 中的 trace 阶段;
  • Atomic-实现从 trace 阶段转到 sweep 阶段中不能被打断的原子化部分;
  • Sweep-string-实现 sweep 阶段中为 string 优化的部分;
  • Sweep-userdata-实现 sweep 阶段中对 userdata 的处理;
  • Sweep-Sweep 阶段的主要实现。

这些步骤的入口和跳转的逻辑在 singlestep() 函数中实现。

再说说 collectable value 的「颜色」概念。Lua 中需要被 GC 回收的 value 被称为 collectable value [6] ,其共有属性由 struct GCheader 实现,其中 field marked 表示一个 value 的「颜色」。Field marked 的 bit 0 和 bit 1 表示颜色是否为 white,bit 3 表示颜色是否为 black。但是一个 value 的颜色并不仅仅由 marked 决定。为了不引起混淆,我们把仅仅由 field marked 决定的颜色称为「marked 颜色」,把所有因素共同决定的颜色称为 value 的「颜色状态」。Lua 虚拟机的全局标志 global_State::currentwhite 用来解释 marked 的 bit 0 和 bit 1 哪个表示 current-white,另一个 bit 表示 other-white。

新创建 value 初始被置为「current-white 状态」。

Lua GC 的 trace 阶段对应于「propagate 步骤」,每次执行时搜索到的 reachable value 的 marked 颜色被设为「black」。这些 value 中有一部分 —— 比如 table 和 function —— 可以再引用其它 value  ( table 通过 key-value,function 通过 upvalue ) 。一个可以引用其它 value 的 reachable value 的 marked 颜色刚刚变为 black 之后,它自己会被放到一个称为 gray-list 的链表中。这种 marked 颜色为 black 且处于 gray-list 中的 value 被视为「gray 状态」。

在一次 propagate 「片段」中,Lua GC 会把片段开始前就已经存在于 gray-list 中的全部或者一部分 gray value 取出 (使它们成为真正的「black 状态」),把它们直接引用的 value 置为 black 状态 (如果是简单的不会引用其它 value 的类型,比如 string) 或者 gray 状态。一旦 value 处于 black 状态 ( marked 颜色为 black 并且不在 gray-list 中) ,在当前 GC 周期中就不再被检查。具体代码中这些工作由两个函数实现:

  • propagatemark()-将 gray-list 头部的 value 取出变成 black 状态,把它引用的其它 value 变成 gray 状态或 black 状态。这个函数代表 root-tracing GC 中的 trace;
  • markvalue()markobject()-接受一个表示 value 的参数,把这个 value 变成 gray 或者 black 状态。它实现的概念是 mark-and-sweep 中的 mark。

这两个函数相互配合实现 trace 过程 [7]:propagatemark() 直接调用 markvalue() / markobject() 来扩散 value 的 black 状态,markvalue() / markobject() 向 gray-list 中添加 value 来影响后续的 propagatemark() 调用。函数 propagatemark() 每次进行 trace 起点是 gray-list。上文提到过 root-tracing GC 的 root 是全局变量和各个 thread stack。关联这种「root」到 gray-list 的任务由 pause 步骤完成。Pause 步骤的实现主要在函数 restartcollection() 中,代码如下。

其中的 markobject(g, g->mainthread) 将 main-thread 放入 gray-list (即代码中的 g->gray)。在 Lua 中,全局变量存储在 main-thread 的 upvalue table _ENV 中。把 main-thread 放入 gray-list 就完成了对 root 的准备工作 —— 把全局变量,thread stack 与 gray-list 关联起来。至此我们简单讨论了 value 的颜色状态以及 pause/propagate 两个步骤。接下来看其它 GC 步骤。

函数 propagatemark() 不断从 gray-list 中取出 value,期间 markvalue() / markobject() 也会添加一些 value,不过最终 gray-list 会被取空,这时 Lua GC 进入 atomic 步骤。Atomic 步骤主要由两个函数实现:atomic() 和 entersweep() 。上图是 atomic() 函数的代码。在这个函数中 GC 把虚拟机中的所有 thread 以及一些已经处于 black 状态的 value 重新置于 gray 状态 (见 atomic() 函数中对 retraversegrays() 函数的调用及其前后的代码) ,随后进行数次不会被打断的 non-incremental trace (调用 propagateall() )。这几次临近 sweep 阶段前最后的 non-incremental trace —— 也可以叫做 atomic trace 确保所有 current-white value 都是 unreachable value。

即使到了这一步,Lua GC 也并未完全把 value 的 reachability 和颜色状态严格对应起来。Atomic 步骤确保的只是从 current-white 到 unreachable 的单方向对应。反方向并不成立,即 unreachable value 并不一定都处于 current-white 状态,因为有些 black value 在被 mark 之后才变成 unreachable 状态。这不影响 GC 的正确性,只是这些 unreachable value 要等到下个 GC 周期才能得到回收。这就是 incremental GC 的取舍:每次中断 OP_CODE 运行的时间都不长,但是一个「GC 周期」不能确保所有垃圾完全回收干净。

Atomic 步骤中的 trace 过程完成之后,atomic() 函数会修改 g->currentwhite (上图倒数第三行) 。 这就是上文说过的用来解释 collectable value 的 marked field 中 bit 0 和 bit 1 意义的 flag。这次修改令所有 current-white value 立即转到 other-white 状态。至此,为 sweep 阶段所做的准备已经基本完成。Sweep 阶段的主要任务是回收 other-white 状态的 value,又称为 dead value。

这里还有一个例外:atomic() 函数中调用的 separateobefnz() 函数把所有被 __gc mark [8] 过的 dead value 放到 g->tobefnz 链表中。Sweep 阶段不回收这些 value,而是留待下次 GC 周期一开始调用它们的 __gc meta-method,之后把它们作为普通的没有 __gc mark 的 value 常规处理。这是因为 dead value 的 __gc meta-method 有可能把它自己重新赋给 其它变量,使其恢复 reachable 状态,这种现象叫做「resurrection」。Lua GC 不能用 mark-and-sweep 检测 resurrection 现象,否则 mark-and-sweep 算法会变成无限递归过程。Lua GC 采用的方法虽然 ad-hoc 但是也算取舍得当:一是定义了「__gc mark」这个概念,缩小了 __gc meta-method 起作用的范围 [9]。二是在当前 GC 周期中不回收 __gc marked value。在下一个 GC 周期中这些 value 失去「__gc marked」资格 (除非它们再次在代码中被显式的 __gc mark) 后再做普通处理。本文一开始说过,很多讲 Lua 虚拟机的资料建议尽量推迟对 GC 的研究,也是因为 Lua GC 在简单的 mark-and-sweep 算法上添加了很多特殊情况的处理。

如果在 atomic 步骤执行的 non-incremental trace 耗时太长,就会影响 Lua 虚拟机执行 OP_CODE 的性能。因为之前的 propagate 步骤已让大部分 reachable value 处于 black 状态。此时需要 trace 的只是各个 thread 被置为 black 状态之后新创建的 value。这时有一个疑问,因为 thread 被置为 black 的时间点在一次 GC 周期中并不是非常靠后 [10],那么 atomic trace 处理的 value 是否会非常多?有两个因素保证这个担心是不必要的:

  • 在 atomic 阶段真正要被处理的 value 实际上少于「thread 被置为 black 状态之后新创建的 value」。因为在 thread 被置为 black 状态之后创建的 value 中有一部分还被 gray-list 中的其它 value 引用,这样的 value 在 propagate 阶段就会被 trace。
  • 那些在 thread 被置为 black 之后新创建的,而且没有被其它 gray value 引用的 value,大多仅被 stack 上的 local 变量引用。到了 atomic 阶段,这些 local 变量中很多已经离开了自己声明的 block,相应的 value 处于 unreachable 状态 [11]。所以 atomic trace 不会处理它们。到了后面的 sweep 阶段,因为它们处于 other-white 状态,会被回收。

接下来,atomic 步骤的 entersweep() 函数会把所有 collectable value 放入几个 sweep-list 链表。然后 sweep 阶段的几个步骤会遍历这些链表,回收其中的 dead value,把其中的 black value 变为 current-white 状态留待下个 GC 周期处理。因为 value 颜色状态的复杂逻辑已经在 trace 阶段处理完毕,sweep 阶段的逻辑比较简单,只需要注意一次回收的时间不能打断 OP_CODE 的运行太久。

内存分配

上面讨论的主要是内存的 trace 和 mark,简单的提了一下 sweep。还有一个方面没有涉及,就是在 GC 的每次运行片段之间 Lua OP_CODE 的执行所创建的新 value 如何影响 GC 的状态。上文只简单提了「新创建的 value 被标记为 current-white」。实际上,current-white value 总要有其它 value (称为「referrer」) 去引用它 (否则就让它一直 current-white 下去,直到 atomic 步骤变成 other-white 然后被 sweep 回收就好了) ,还可能随时增加新的 referrer。如果这些 referrer 是 current-white 或者 gray 状态,处理起来比较简单:只要等到 GC 去 trace 这些 referrer 就好。可对于 black 状态的 referrer,如果不做额外处理,GC 就不会再次 trace 它们,那么它们后来引用的 current-white value 就不能反应正确的 reachability 状态。

所以处于 black 状态的 referrer 和其它的 current-white value 建立新的引用关系时,涉及两种处理:

  • 如果该 referrer 引用其它 value 的关系比较复杂,Lua 虚拟机会调用 luaC_barrierback(),把这个 referrer 加回到 gray-list 中。
  • 如果该 referrer 引用其它 value 的关系比较简单,Lua 虚拟机会调用 luaC_barrier(),把新被引用的 current-white value 置为 gray 或者 black 状态。

这两个方法 ——  luaC_barrierback() 和 luaC_barrier() 是 Lua 虚拟机的其它部分和 GC 进行显式交互的主要接口。

此时还遗留了一个问题:local 变量和 thread。理论上来说,一个新创建 value 如果只赋给 local 变量,那么它是被当前 thread 通过 Lua stack 引用,也应调用上面的两个 barrier 函数之一进行处理。但前文说过 local 变量的生命周期不长,不值得每次给它们赋值时都把当前 thread 重新放回 gray-list 或者把赋值的 current-white value 立即置为 gray 状态。Lua GC 对这个问题的处理是给 thread 一个特殊的颜色状态:当 thread 从 gray-list 中被取出的时候,它被放到一个 gray-again-list 链表中,该链表在 atomic 步骤的 retraversegrays() 被放回 gray-list 由 atomic trace 处理。

由此可以看出 Lua GC 对临时变量的处理节省了 CPU,但是大大增加了它们在内存中存活的时间。这也是 Lua 在有大量临时变量的应用中占用内存比较多的原因。同时,过多的临时变量没有及时没识别出来,最后势必也会加重 sweep 阶段的 CPU 负担。所以 Lua 目前也在考虑如何利用和改进刚刚加入的 generational GC。

脚注:

  1. 后文说明。
  2. 从 Lua 5.2 开始,严格意义上 Lua 不再有全局变量。全局变量是 top-level chunk 的 upvalue _ENV 的属性。这个细节在后面讨论「pause 步骤」的时候会提到。
  3. Lua 的术语,相当于 Java 的 byte-code。
  4. 严格地说,这里的「临时变量」是指「只被临时变量引用的对象」。下文有多处描述类似。
  5. 本文把 mark-and-sweep GC 的两个大步骤 —— trace 和 sweep 称为「阶段」。把 Lua 的 incremental GC 实现的六个状态称为「步骤」。其中 Lua GC 的最后一个步骤也叫做 sweep,不要和「sweep 阶段」混淆。每个步骤并不是原子化执行,而是分成「片段」多次完成。
  6. 前文泛指 GC 讨论时用了「对象」这个名词。因为 Lua 不是单纯的面向对象语言,所以后文采用《Programming in Lua》中的术语:在 Lua 中,赋给变量的东西叫做「value」。Lua 的 value 有九种类型:nil, boolean, number, string, table, function, userdata, thread。其中 string, table, function, userdata, 和 thead 是 collectable value。
  7. Mark-and-sweep GC 中的 trace 阶段是 mark and propagate mark。其它类型的 root-tracing GC 的 trace 操作不一定如此,比如 copy-and-sweep GC 的 trace 阶段执行的是拷贝对象。
  8. __gc mark」是指给一个 value 设置 meta-table 时,后者就包含 __gc meta-method。给一个 value 已有的 meta-table 添加 __gc 方法并不是「__gc mark」,所加的方法也不会被 Lua GC 调用。
  9. 其它 meta-method 只要在相应的 meta-event 出现时存在,就会被调用。而 __gc 必须在设定 meta-table 时就存在才会被 GC 调用。
  10. 考虑到上文所说,只要 Lua Registry 中的 value 和 meta-table 被 trace 完毕,Lua GC 就会去 trace main-thread。这时只要 main-thread 的 upvalue 和 stack 上的 value 被置为 gray 状态,main-thread 就会完全变 black。
  11. 唯一引用它们的地方 —— stack,已经 shrink 回不再包含它们的状态。

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