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墨滴

狗蛋铁柱二愣子

2021/05/28  阅读:37  主题:自定义主题1

现在已经卷到需要问三色标记了吗?

曾经,我以为这些东西自己平时看看书就够了,属于那种花了半天精力总算搞明白了,然后过两天就自然忘记的东西。

结果,这都啥啊,啥是卡表,什么又是三色标记法,这些鬼问题都有人面试问,卷就完了。

引用计数&可达性分析

要进行垃圾回收GC,那么我们首先就要决定到底怎么判断对象是否存活?一般来说有两种方式。

引用计数,给对象添加一个计数器,每当有地方引用它计数器就+1,反之引用失效时就-1,那么计数器值为0的对象就是可以回收的对象,但是有一个问题就是循环引用的话无法解决。

对于现在的虚拟机来说,主要用的算法是可达性分析算法

首先定义GC ROOTS根对象集合,通过GC ROOTS向下搜索,搜索的过程走过的路径称作引用链,如果某个对象到GC ROOTS没有任何引用链,那么就是对象不可达,是可以被回收的对象。

不可达对象需要进行两次标记,第一次发现没有引用链相连,会被第一次标记,如果需要执行finalize()方法,之后这个对象会被放进队列中等待执行finalize(),如果在finalize()中成功和引用链上的其他对象关联,就会被移出可回收对象集合。(但是不建议使用finalize()方法)

分代收集

有了如何判断对象存活的基础,接下来的问题就是怎么进行垃圾收集GC,现在商用的虚拟机基本上都是分代收集的实现,它的实现建立于两个假说:

  1. 绝大多数对象都是朝生夕死的
  2. 熬过越多次垃圾回收的对象越难死亡

基于这两个假说,就产生了现在我们常见的年轻代和老年代。

因为分代了,所以GC也就分代了。

年轻代用于存放那些死的快的对象,年轻代GC我们称之为MinorGC,每次年轻代内存不够我们就触发MinorGC,以后还有存活的对象我们就根据经历过MinorGC次数和动态年龄判断来决定是否晋升老年代。

老年代则存放老不死的对象,这里GC称之为OldGC,现在也有很多人把他叫做FullGC,实际上这并不准确,FullGC应该泛指年轻代和老年代的的GC。

按照我们上文所说的使用可达性分析算法来判断对象的存活,那么假如我们进行MinorGC,会不会有对象被老年代引用着?进行OldGC会不会又有对象被年轻代引用着?

如果是的话,那我们进行MinorGC的时候不光要管GC Roots,还有再去遍历老年代,这个性能问题就很大了。

因此,又来了一个假说。。。

跨代引用相对于同代引用来说仅占极少数

由此就产生了一个新的解决方案,我们不用去扫描整个老年代了,只要在年轻代建立一个数据结构,叫做记忆集Remembered Set,他把老年代划分为N个区域,标志出哪个区域会存在跨代引用。

以后在进行MinorGC的时候,只要把这些包含了跨代引用的内存区域加入GC Roots一起扫描就行了。

卡表

说完这些,才到了第一个话题:卡表

卡表实际上就是记忆集的一种实现方式,如果说记忆集是接口的话,那么卡表就是他的实现类。

对于HotSpot虚拟机来说,卡表的实现方式就是一个字节数组。

CARD_TABLE [this address >> 9] = 0;

这段代码代表着卡表标记的的逻辑。实际上卡表就是映射了一块块的内存地址,这些内存地址块称为卡页,从代码可以看出每个卡页的大小就是2^9=512字节。

如果转换为16进制,数组的0,1号元素就映射为0x0000~0x01FF(0-511)、0x0200~0x03FF(512-1023)内存地址的卡页。

只要一个卡页内的对象存在一个或者多个跨代对象指针,就将该位置的卡表数组元素修改为1,表示这个位置为脏,没有则为0。

在GC的时候,就直接把值为1对应的卡页对象指针加入GC Roots一起扫描即可。

有了卡表,我们就不需要去在发生MinorGC的时候扫描整个老年代了,性能得到了极大的提升。

卡表的问题

写屏障

卡表的数组元素要修改成1,也就是脏的状态,对于HotSpot来说是通过写屏障来实现的,实际上就是在其他分代引用了当前分代的对象时候,在对引用进行赋值的时候进行更新,更新的方式类似AOP的切面思想。

void oop_field_store(oop* field, oop new_value) 
// 引用字段赋值操作
*field = new_value;
// 写后屏障,在这里完成卡表状态更新 
post_write_barrier(field, new_value);
}

写屏障带来的问题就是额外的性能开销,不过这个问题不大,还能接受。

伪共享

另外存在的问题就是我之前文章写过的,伪共享问题(如果你不知道什么是伪共享,请翻看我之前的文章)。

缓存行通常来说都是64字节,一个卡表元素1个字节,占用的卡页内存大小就是64*512=32KB的大小。

如果多线程刚好更新刚好处于这32KB范围内的对象,那么就会对性能产生影响。

怎么解决伪共享问题?

JDK7之后新增了一个参数-XX:+UseCondCardMark,他代表是否开启卡表更新的判断,没有被标记过才标记为脏。

if (CARD_TABLE [this address >> 9] != 0
   CARD_TABLE [this address >> 9] = 0;

三色标记法

卡表解决了跨代收集和根节点枚举的性能问题。而有了这些措施实际上枚举根节点这个过程造成的STW停顿已经属于可控范围。

另外还存在一个问题就是接下来从GC Roots开始遍历,怎么才能高效的标记这些对象,这就是三色标记法的作用了。因为如果堆内的对象越多,那么显然标记产生的停顿时间就越长。

以现在我们熟知的CMS或者G1来举例,GC的前两个步骤如下:

  1. 初始标记:标记GC ROOT能关联到的对象,这一步需要STW,但是停顿的时间很短。
  2. 并发标记:从GCRoots的直接关联对象开始遍历整个对象图的过程,这个时间会比较长,但是现在是可以和用户线程并发执行的,这个效率的问题就是三色标记关注的问题。

在三色标记法中,把从GC Roots开始遍历的对象标记为以下三种颜色:

  1. 白色,在刚开始遍历的时候,所有的对象都是白色的

  2. 灰色,被垃圾回收器扫描过,但是至少还有一个引用没有被扫描

  3. 黑色,被垃圾回收器扫描过,并且这个对象的引用也全部都被扫描过,是安全存活的对象

整个标记的过程如下,首先刚开始从GC Roots开始遍历的时候肯定所有的对象都是白色的。

接着A\G对象被扫描到变成灰色,然后A\G对象的引用也都被扫描,A\G对象变成黑色。

B\C对象开始被扫描变成灰色,他们的引用也被扫描完成后自己也就都变成了黑色。

而后D对象也一样会经历从灰色到黑色的过程(偷点懒,省略一张无关紧要的过程图吧)

最后剩下的E\F节点就是可以被回收的对象了。

三色标记的问题

虽然三色标记法很高效,但是也会引申出其他的问题。

首先我们上文说过并发标记的过程是不会STW的,就是你妈在打扫卫生,而你在旁边一直丢垃圾,这也没关系,大不了最后就是还有一些垃圾没扫干净而已。

对于三色标记来说就是把应该要清理的对象标记成存活,这样本次GC就无法清理这个对象,这个被称作为浮动垃圾,解决方案就是等下次GC的时候再清理,这次扫不干净就等你妈下次打扫卫生的时候再清理就行了。

与此相反,如果把存活对象标记成需要清理,那么就有点麻烦了,这样你的程序就该出问题了。

所以经过研究表明,只有同时满足两个条件才会发生这种对象消失的问题:

  1. 插入了一条或者多条黑色到白色对象的引用
  2. 删除了全部从灰色到白色对象的引用

那么,针对这个问题也有两种解决方案:增量更新原始快照,如果对应到垃圾回收器的话,CMS使用的是增量更新,而像G1则是使用原始快照。

思路就是既然要同时满足,那么我只需要破坏其中一个条件那么不就可以了吗?

所以,先看上面我们的例子中的一个场景,假设A扫描完,刚好C成为灰色,此时C->D的引用删除,同时A->D新增了引用(同时满足两个条件了吧),这样本来按照顺序接下来D应该会变成黑色(黑色对象不应该被清理),但是由于C->D没有引用了,A已经成为了黑色对象,他不会再被重新扫描了,所以即便新增了A->D的引用,D也只能成为白色对象,最终被无情地清理。

增量更新解决方案就是,他会把这些新插入的引用记录下来,扫描结束之后,再以黑色对象为根重新扫描一次。这样看起来不就是增量更新吗?新插入的记录再扫一次!

原始快照则是去破坏第二个条件,他把这个要删除的引用记录下来,扫描结束之后,以灰色对象为根重新扫描一次。所以就像是快照一样,不管你删没删,其实最终还是会按照之前的关系重新来一次。

狗蛋铁柱二愣子

2021/05/28  阅读:37  主题:自定义主题1

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狗蛋铁柱二愣子