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25-【扩展补充】JVM 三色标记 增量更新 原始快照

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​1 基本算法

要找出存活对象,根据可达性分析,从GC Roots开始进行遍历访问,可达的则为存活对象:

最终结果:A/D/E/F/G 可达

我们把遍历对象图过程中遇到的对象,按“是否访问过”这个条件标记成以下三种颜色:

  • 白色:尚未访问过。
  • 黑色:本对象已访问过,而且本对象 引用到 的其他对象 也全部访问过了。
  • 灰色:本对象已访问过,但是本对象 引用到 的其他对象 尚未全部访问完。全部访问后,会转换为黑色。

三色标记遍历过程

假设现在有白、灰、黑三个集合(表示当前对象的颜色),其遍历访问过程为:

  1. 初始时,所有对象都在 【白色集合】中;
  2. 将GC Roots 直接引用到的对象 挪到 【灰色集合】中;
  3. 从灰色集合中获取对象:3.1. 将本对象 引用到的 其他对象 全部挪到 【灰色集合】中;3.2. 将本对象 挪到 【黑色集合】里面。
  4. 重复步骤3,直至【灰色集合】为空时结束。
  5. 结束后,仍在【白色集合】的对象即为GC Roots 不可达,可以进行回收。

注:如果标记结束后对象仍为白色,意味着已经“找不到”该对象在哪了,不可能会再被重新引用。

当Stop The World (以下简称 STW)时,对象间的引用 是不会发生变化的,可以轻松完成标记。而当需要支持并发标记时,即标记期间应用线程还在继续跑,对象间的引用可能发生变化,多标和漏标的情况就有可能发生。

  • 浮动垃圾(多标):将原本应该被清除的对象,误标记为存活对象。后果是垃圾回收不彻底,不过影响不大,可以在下个周期被回收;
  • 对象消失(漏标):将原本应该存活的对象,误标记为需要清理的对象。后果很严重,影响程序运行,是不可容忍的。

能不能在并发标记期间,将用户线程对引用关系的修改都保存起来?并发标记完成后,再将这些保存的修改过程,重新进行标记和调整?能,CMS 就是这么干的。它将并发标记期间引用发生变化的对象都暂存起来,并发标记完成后,再重新对这些暂存的对象重新进行一次标记。虽然重新标记的过程是需要 STW 的,但是重新标记的对象数量远远小于并发标记阶段的对象数量,因此停顿时间也是短暂且相对固定的,因此这个方法可行!

2 多标-浮动垃圾

假设已经遍历到E(变为灰色了),此时应用执行了 objD.fieldE = null :

D > E 的引用断开

此刻之后,对象E/F/G是“应该”被回收的。然而因为E已经变为灰色了,其仍会被当作存活对象继续遍历下去。最终的结果是:这部分对象仍会被标记为存活,即本轮GC不会回收这部分内存。

这部分本应该回收 但是 没有回收到的内存,被称之为“浮动垃圾”。浮动垃圾并不会影响应用程序的正确性,只是需要等到下一轮垃圾回收中才被清除。

另外,针对并发标记开始后的新对象,通常的做法是直接全部当成黑色,本轮不会进行清除。这部分对象期间可能会变为垃圾,这也算是浮动垃圾的一部分。

3 漏标-读写屏障

假设GC线程已经遍历到E(变为灰色了),此时应用线程先执行了:s

var G = objE.fieldG; 
objE.fieldG = null;  // 灰色E 断开引用 白色G 
objD.fieldG = G;  // 黑色D 引用 白色G
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E > G 断开,D引用 G

此时切回GC线程继续跑,因为E已经没有对G的引用了,所以不会将G放到灰色集合;尽管因为D重新引用了G,但因为D已经是黑色了,不会再重新做遍历处理。最终导致的结果是:G会一直停留在白色集合中,最后被当作垃圾进行清除。这直接影响到了应用程序的正确性,是不可接受的。

漏标必须要同时满足以下两个条件:

  1. 赋值器插入了一条或者多条从黑色对象到白色对象的新引用;
  2. 赋值器删除了全部从灰色对象到该白色对象的直接或间接引用。

这两个条件必须全部满足,才会出现对象消失的问题。那么我们只需要对上面条件进行破坏,破坏其中的任意一个,都可以防止对象消失问题的产生。这样就产生了两种解决方案:

  • 增量更新:Incremental Update。
  • 原始快照:Snapshot At The Beginning,SATB。

增量更新破坏的是第一个条件,当黑色对象插入新的指向白色对象的引用时,就将这个新加入的引用记录下来,待并发标记完成后,重新对这种新增的引用记录进行扫描;原始快照破坏的是第二个条件,当灰色对象要删除指向白色对象的引用关系时,也是将这个记录下来,并发标记完成后,对该记录进行重新扫描。

HotSpot 虚拟机中,不管是新增还是删除,这种记录的操作都是通过写屏障实现的。我们可以将写屏障理解为 JVM 对引用修改操作的一层 AOP,注意它与内存屏障是两个不同的东西。

增量更新与原始快照在 HotSpot 中都有实际应用,其中增量更新用在 CMS 中,原始快照用在了 G1、Shenandoah 等回收器中。

增量更新

增量更新破坏的是第一个条件,在新增一条引用时,将该记录保存。实际的实现中,通常是将引用相关的节点进行重新标记。考虑下图中的例子:

上面就是一次引用关系修改导致的对象消失问题。增量更新进行的处理,就是将由 A 到 C 的这条新增的引用关系进行保存。首先看下 Dijkstra 等人提出的方式:

write_barrier(obj, field, newobj) {
    if (newobj.mark == FALSE) {
        newobj.mark = TRUE;
        push(newobj, $mark_stack);
    }
    *field = newobj;
}
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如果新引用的对象 newobj 没有被标记,那么就将其标记后堆到标记栈里。换句话说, 如果 newobj 是白色对象,就把它涂成灰色。这样操作后的结果如下图所示:

此时 C 被涂成了灰色,它将在后续被重新扫描,阻止了对象消失。

Steele 提出了一种更严厉的方法,它相比 Dijkstra 的方法,可以减少错误标记的对象数量。

write_barrier(obj, field, newobj) {
    if($gc_phase == GC_MARK && obj.mark == TRUE && newobj.mark == FALSE) {
        obj.mark = FALSE;
        push(obj, $mark_stack);
    }
    *field = newobj;
}
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如果在标记过程中发出引用的对象是黑色对象,且新的引用的目标对象为灰色或白色,那么我们就把发出引用的对象涂成灰色。这样操作后的结果如下图:

此时 A 由原来的黑色变成了灰色,将在后续被重新扫描。

原始快照

原始快照破坏的是第二个条件,当灰色对象要删除指向白色对象的引用关系时,就将这个要删除的引用记录下来,并发扫描结束后,在将这些记录重新扫描一次。

write_barrier(obj, field, newobj) {
    oldobj = *field;
    if(gc_phase == GC_MARK && oldobj.mark == FALSE) {
        oldobj.mark = TRUE;
        push(oldobj, $mark_stack);
    }
    *field = newobj;
}
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当 GC 进入到标记阶段且 oldobj 没被标记时,则标记 oldobj,并将其记录。也就是说,在标记阶段中如果指针更新前引用的 oldobj 是白色对象,就将其涂成灰色。

上图依旧是对象消失的例子。a 到 b 中,产生了一条由 A 到 C 的引用关系,这里并没有像增量更新那样将 A 或者 C 标为灰色,相反原始快照中允许出现从黑色指向白色的引用。而在从 b 到 c 中,删除了由 B 到 C 的引用关系。这时候就需要进行处理,将 C 涂为灰色。

以上内容摘自:www.cnblogs.com/hongdada/p/…

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