Wire 解析：尾调用快速解码器
这是 upb 的皇冠明珠。upb 有两个二进制解码器：表驱动的主解码器（wire/decode.c）和可选的 fasttable 尾调用解码器（wire/decode_fast/）。本章拆解 varint 快路径、epsilon-copy 输入流、主解码器分派、fasttable 尾调用链，以及 longjmp 错误处理——这是全系列最详细的一章。
1. varint 快路径：单字节情况全内联
upb 把每次 varint 读取拆成内联的单字节快路径和 out-of-line 的长 varint 路径。热入口 upb_WireReader_ReadVarint（wire/internal/reader.h:41-53）：
uint8_t byte = *ptr;
if (UPB_LIKELY((byte & 0x80) == 0)) { // 单字节值 (0..127)
*val = byte;
return ptr + 1;
}
... = _upb_WireReader_ReadLongVarint(ptr, byte, stream);
常见情况（值 < 128）就是一次 load、一次分支、一次指针前移——无循环、无边界检查（边界由 IsDone() 摊销，见 §2）。这里的 ConsumeBytes(10) 在 release 下是 no-op（eps_copy_input_stream.h:144-152，#ifndef NDEBUG 守卫），只在 debug 下扣减一个”保证可读字节”预算以抓越界 bug。
有三个近乎相同的特化入口，让续行知道最大宽度和上界：ReadVarint（完整 64 位）、ReadTag（封顶 UINT32_MAX，:55）、ReadSize（封顶 INT32_MAX，:69）。
长路径 _upb_WireReader_ReadLongVarint（wire/reader.c:19-31）标 UPB_NOINLINE，循环到第 9 字节：
for (int i = 1; i < 10; i++) {
uint64_t byte = (uint8_t)ptr[i];
val += (byte - 1) << (i * 7); // (byte-1) 抵消续行位
if (!(byte & 0x80)) return {ptr + i + 1, val};
}
(byte-1)<<(i*7) 的技巧：调用方已把含 0x80 位的首字节整个加进 val，每个后续字节减 1 既抵消续行位、又把 7 个有效位移到位。tag/size 变体只循环到第 5 字节并拒绝越界的 32 位值（reader.c:33-46、:48-61）。
为什么快：占多数的小值情况全内联成几条指令、零函数开销、零边界检查；罕见的多字节情况被隔离在冷的非内联函数里。
2. epsilon-copy 输入流：把”每字节检查”摊销成”每字段检查”
这是让上面所有读取都能跳过逐字节边界检查的结构性优化。定义在 wire/internal/eps_copy_input_stream.h。
不变量
kUpb_EpsCopyInputStream_SlopBytes = 16（:33）。契约是：只要 IsDone() 返回 false，解码器就可无任何边界检查地往后读最多 16 字节。 一个 tag 最多 5 字节、一个最大标量 varint 最多 10 字节（合 15），16 覆盖任何单字段的 tag+值；取 16 而非 15 是为了让定长拷贝对齐好看（注释在 :25-33）。
流结构（:39-54）跟踪：end（可越读 16 字节）、limit_ptr（真正的边界阈值）、limit、input_delta（patch 缓冲与真实指针的偏移，用于溯源），以及 patch[32]（双倍 SlopBytes 的 scratch 缓冲，:53）。
边界检查如何被摊销
IsDone 被拆成一个全内联的状态检查 IsDoneStatus（:170-183）：常见的 “NotDone” 情况就是 ptr < limit_ptr 一次比较。因为 IsDone 保证了 16 字节可读，随后的字段读取根本不做边界检查——这就是全部收益。
patch 缓冲：无逐字节检查地处理缓冲边界
slop 有两种实现：
- 大缓冲：
Init（:64-84）令end = ptr + size - 16，真实输入的最后 16 字节充当天然 slop。 - 尾部 / 小缓冲：当解析指针越过
end，IsDoneStatus返回NeedFallback，触发IsDoneFallback（eps_copy_input_stream.c:25-47）：把真实数据的末 16 字节 memcpy 进patch[0..15]、把patch[16..31]清零、把end/ptr重指进 patch 缓冲、记录input_delta。于是越过真实数据最多 16 字节的读取落进保证为零的 patch 上半区，而非越界内存。
GetInputPtr（:220-229）经 input_delta 从 patch 指针还原出原始输入地址——这是被捕获的未知字段/字符串区域仍能锚定真实缓冲的原因。PushLimit/PopLimit（:292-317）纯靠调整 limit/limit_ptr 实现子消息长度限制。
为什么快：每字段一次比较，而非每字节一次；缓冲边界处理被推进只拷固定 16 字节的冷回落里。
3. 表驱动主解码器
入口与顶层循环
upb_Decode（decode.c:1224）在栈上建 upb_ErrorHandler 和 upb_Decoder，upb_Decoder_Decode（:1201）用 setjmp 包住解析（见 §5）。_upb_Decoder_DecodeMessage（:1169）是每消息循环：do { ptr = DecodeField(...); } while (!message_is_done);。零字段且不可扩展的消息短路到 DecodeEmptyMessage（:1122），把所有值当一整块未知 blob 跳过。
tag → 字段 → wire 类型分派
_upb_Decoder_DecodeField（:1107）先尝试 fasttable（§4）；未命中/禁用则 IsDone 后走 DecodeFieldNoFast（:1042）：
DecodeFieldTag（:999）读 tag、拆field_number = tag>>3、wire_type = tag&7。- EndGroup 在此识别（:1052）。
DecodeFieldData（:1011）做字段查找 + wire 值解码。
字段查找 FindField（:745）调 upb_MiniTable_FindFieldByNumber；未命中查扩展注册表（:723）或返回哨兵。wire 值解码 DecodeWireValue（:873）是对 wire_type 的 switch：Varint（:888，含闭枚举校验和 Munge zigzag/bool 归一化，:139）、32/64Bit（:902、:908）、Delimited（:914，经 GetDelimitedOp 选 op——packed op 在此选定，:810）、StartGroup（:918）。
存已知字段、子消息递归、packed、字符串
DecodeKnownField（:936）按字段模式分派（:955）：Array / Map / Scalar。
- 子消息递归 + 深度限制：
DecodeSubMessage（:207）压限制，RecurseSubMessage（:191）做if (--d->depth < 0) throw，递归回DecodeMessage，再depth++。 - packed 重复：定长 packed 把整段读成临时字符串再批量 memcpy（大端逐元素字节交换，:243-287）；varint packed 压限制循环读（:289）；枚举 packed 额外校验每个值（:314）。
- 字符串——别名 vs 拷贝：核心
_upb_Decoder_ReadString（wire/internal/decoder.h:244-263）总是先别名进原始输入缓冲；若未设kUpb_DecodeOption_AliasString则 arena malloc + memcpy 一份私有拷贝（:256-259），设了则StringView继续指向输入——零拷贝。string 字段的 UTF-8 校验也在此（:251）。
未知字段 DecodeUnknownField（:967）用 upb_EpsCopyCapture 记录原始字节，再以别名/拷贝/合并模式追加到消息（模式由 GetAddUnknownMode 选，:118）。
4. fasttable 解码器：musttail 尾调用链
这是皇冠明珠：一串经 musttail 调用的特化解析函数，每个对应一个 (类型, 基数, tag 长度) 组合，用 preserve_none 调用约定把全部状态留在寄存器里。
寄存器传参的调用约定
每个 fast 解析器签名都是 UPB_PARSE_PARAMS（dispatch.h:32-35）：
upb_Decoder *d, const char *ptr, upb_Message *msg, const upb_MiniTable *table,
uint64_t hasbits, uint64_t data, uint64_t data2
声明为 UPB_PRESERVE_NONE（= __attribute__((preserve_none))，port/def.inc:446）+ 用 UPB_MUSTTAIL（port/def.inc:434）。preserve_none 意味着被调者可踩所有寄存器、没有 callee-saved 寄存器需要跨调用保存/恢复；配合 musttail，每次解析器→解析器的转移编译成一条普通 jmp，7 个参数全程活在寄存器里。
16 位 tag 索引 fasttable
分派循环 upb_DecodeFast_Dispatch（dispatch.h:69-86）：IsDoneStatus 检查 → _upb_FastDecoder_LoadTag 用单次 2 字节 memcpy 载 tag（:39-43）→ 打包进 data2 尾调用 TagDispatch。TagDispatch（:45-64）：
uint8_t mask = upb_DecodeFastData2_GetMask(data2); // mask 在 data2 高位
size_t ofs = data2 & mask; // 低 tag 位掩码
const _upb_FastTable_Entry* ent = &table->fasttable[ofs >> 3];
UPB_MUSTTAIL return ent->field_parser(d, ptr, msg, table, hasbits,
ent->field_data, data2);
于是 tag 的低位索引一张最多 32 项的 fasttable。每个 _upb_FastTable_Entry 是 {uint64_t field_data; _upb_FieldParser* field_parser;}（mini_table/internal/message.h:31-34），作为柔性数组挂在 MiniTable 上（:92）。表由 upb_DecodeFast_BuildTable 离线构建（select.c:227），字段号越低视为越热。
data / data2 打包
data（field_data）打包字段静态布局（data.h:16-44）：offset(16) | case_offset(16) | presence(8) | subofs(8) | expected_tag(16)。data2 是运行时分派状态（data.h:71-107）：mask(8) | ... | actual_tag(16)。
一个解析器做什么
字段解析器经宏在全交叉积上生成。例如 field_varint.c:310-327 实例化 {Scalar,Oneof,Repeated,Packed} × {Bool,Varint32/64,ZigZag32/64,ClosedEnum} × {Tag1Byte,Tag2Byte}。非 packed 标量核心 upb_DecodeFast_Unpacked（cardinality.h:393-437）：
CheckTag（:314-341）比对expected_tag（来自data）与actual_tag（来自data2）；不匹配则翻转 packed↔unpacked 或退出到FallbackMismatchedSlot；匹配则按 tag 长度推进ptr。GetScalarField（:243）置 hasbit（在寄存器里的hasbits！）或 oneof case 并算出目的地。- 类型特化的
single回调（如SingleVarint，field_varint.c:62）读/归一化值并存。 - 重复字段循环：
TryMatchTag+NextRepeated（cardinality.h:274、:290）不重新分派地连续消费同字段的多个元素，增长进预分配数组。
关键：hasbits 一路在寄存器里携带，只在消息结束或重复字段前才刷回内存（SetHasbits，dispatch.h:88-92）——连续标量字段从不触碰内存里的 hasbit 字。
每个生成函数末尾经 UPB_DECODEFAST_NEXTMAYBEPACKED 宏（cardinality.h:116-152）尾分派——一个对 upb_DecodeFastNext 枚举（:39-83）的 switch，把小枚举结果转成对应的 UPB_MUSTTAIL（回 Dispatch、去回落、去 packed/unpacked 孪生函数等）。这种”返回枚举再 musttail”是绕开 musttail “不能从任意点条件尾调用”限制的有意手法（注释 :35-37、:183-189）。
子消息 field_message.c 递归回主 DecodeMessage（field_message.c:39）——这种跨调用约定的递归正是主解码器若干函数被标 UPB_PRESERVE_NONE 的原因（decode.c:1165-1168）。
“done” 与回落路径
- Done / 刷新缓冲：
MessageIsDoneFallback（dispatch.c:20-51）：真 Done 则置message_is_done、刷 hasbits、检查必填字段；NeedFallback则刷新缓冲再尾调回分派。 - 回落到 MiniTable：
_upb_FastDecoder_DecodeGeneric（field_generic.c:25-33）刷 hasbits、原样返回ptr；控制回到TryDecodeMessageFast（decode.c:1063），见message_is_done==false即在*ptr处续慢路径。 - 槽冲突 / tag 不匹配：
DecodeMismatchedSlot（field_mismatch.c:29）判断是未知字段、扩展还是长 tag，可能完全在 fast 解码器内处理未知字段（field_unknown.c:119-225）。
fast 解码器由 TryDecodeMessageFast（decode.c:1063）进入，门控于 table_mask != 0xff 且未禁用（:1070）。AlwaysValidateUtf8 会强制禁用 fasttable（wire/internal/decoder.h:96-99）。
为什么快：分派是一次掩码索引 + 间接 jmp；每字段状态跨 preserve_none+musttail 转移全留寄存器（无栈流量、无溢出）；每字段常见成本就是一次 tag 比较、一次值读、一次存，hasbit 在寄存器里累积。
5. longjmp 错误处理与 arena 分配
upb_ErrorHandler 就是 {int code; jmp_buf buf;}（base/error_handler.h:62-65）。upb_Decoder_Decode（decode.c:1201-1213）建落点：if (UPB_SETJMP(err->buf) == 0) { code = DecodeTop(...); }。任何错误（OOM、格式错误、UTF-8、超深）调 ThrowError（error_handler.h:71-76）设 code 并 longjmp 一跳回来，一次性展开整棵递归解析，热路径上没有逐层 if(err) return 检查。fast 解码器的错误辅助不能是 noreturn（会挡住 musttail），所以用单独编译的 _upb_FastDecoder_ErrorJmp2（dispatch.c:53-56）。
解码器用单个 bump 指针 upb_Arena 分配一切。为了局部性，它把调用方 arena 按值换进自己结构里的一个本地副本：Init 调 _upb_Arena_SwapIn、Destroy 调 _upb_Arena_SwapOut（wire/internal/decoder.h:114-127），注释解释这”为性能违反 arena 封装”——临时表内 arena 只需支持分配，于是它的热字段与解码器其他热字段相邻。每个分配点检查 NULL 并经同一 longjmp 抛 OOM。