CMS与G1垃圾收集器的思考(1)_知乎_

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可达性分析

垃圾回收主要是针对 Heap 空间的垃圾收集，最重要的命题是如何判定对象的存亡，即如何通过一个准确的算法对对象的存活状态进行判定或标记。

传统的引用计数算法有硬伤，无法解决循环引用的问题，进而造成内存泄露；

而可达性分析则很好避免如上问题，将 GC Roots 作为初始状态的存活对象合集（live set），从该集合出发，探索所有能被该集合直接或间接指向的对象，而最终未被探索到的对象即是死亡。

三色标记法

可达性分析进一步延伸出三色标记法。通常，GC 算法会维持一套对象图，图上节点表示对象，节点之间的连线表示对象间的引用关系，其中：

白色节点：尚未被标记的对象；

黑色节点：已经被标记，且其引用关系已经被处理；

灰色节点：已经被标记，但引用关系尚未被处理；

CMS GC

虽然 JDK 9 已经宣布废除 CMS 垃圾收集器，但 CMS 却是 JDK 8 以前（包含JDK8） 的追求低延迟 GC 的不错的可选项 。

问：CMS 是如何降低GC延时提高性能呢？

解答这个问题之前首先要知道在整个 GC 周期内哪个操作是最耗时的。在一个 GC 周期内，除了初始标记阶段（initial-mark）是单线程且 STW 的 —— 这一步只是找出 GC Roots 在老年代直接关联的对象以及新生代所有存活对象，将其标灰而已（灰色表示自身被标记，但是引用尚未处理），因此速度不慢。还有一个重要阶段，也可能是最耗时的阶段，重标记阶段（final-remark），这一阶段同样也是 STW，之所以叫重标记，需要重扫根集，就是以 GC Roots 为出发点， 完整且并行地 trace 一次，找到所有存活对象并标记之。只有在这个阶段结束之后，剩下的白色对象才能称之为 “垃圾”。如果单看上面，可能会觉得 CMS 不可能时延很低，final-remark 阶段哪怕并行操作也不会有很乐观的延迟效果。而事实是，在初始标记阶段 到 最终重标记阶段 之间，基本上中间所有阶段的努力都是并发执行的，且都是为了让重标记阶段的时延成本降到最低。

有了这些并发阶段的努力，最终重标记阶段才能以尽可能低的时延执行。

Garbage First

同样是分代收集，但是和传统分代不同的是，G1 给整一块Heap内存区域均匀等分了N个 Region，N 默认情况下是 2048。

其中每个 Region 都可能有着不同的角色，这里的角色表示分代的空间所属。

针对 Region 本身，需要重点理解 Region 中的五个指针⁃ Bottom 指向 Region 起点；⁃ Top 当前Region 分配对象的游标，Top 永远指向当前Region 最新分配的对象；⁃ PrevTAMS 和 NextTAMS 分别标记前后两次并发标记周期开始时 Top 指针的位置 (TAMS – top at mark start)；⁃ End 表示 Region 终点。

[Bottom,PrevTAMS)-> 这部分的存活信息会在previous marking bitmap体现；

[PrevTAMS, NextTAMS)-> 这部分对象在第 n-1 轮全局标记周期是隐式存活；

[NextTAMS, Top)-> 这部分对象在第 n 轮全局标记周期是隐式存活；

问：G1 Collector 涉及的主要功能是 ？

⁃ 全局并发标记（Global Concurrent Marking）：全局并发标记存活对象；

⁃ 拷贝存活对象（Evacuation）：找到一个或多个 Region 中的存活对象，拷贝并合并到新的空 Region 中，copy 的过程实现了压缩，减少内存碎片化。

问：全局并发标记包含哪些阶段？全局并发标记并非GC过程，只是标记，包含以下阶段

问：G1 会把存活对象的标记存放在哪？SATB 具体是什么呢？

图中可以很明确看到两个bitmap数据结构，G1 是借助 bitmap 来存放对象存活标记，每一个 bit 表示每个region中的某个对象起始地址，如果 bit 标记为 1，则表示该对象存活，bit 与对象对应有一套算法。

SATB（Snapshot-At-The-Begin）之所以叫这个名字，就是在初始标记开始时，G1 收集器打了一个快照，形成一个所谓的对象图 （Object Graph）。这个对象图记录在 next marking bitmap 之中 ，在并发标记阶段会在这个 bitmap 中 记录对象存活标记，最终Remark阶段结束后，完成对快照对象图所有标记。

而NextTAMS 指针之后的内容，在这一次的GC 周期内并不关注，也不会被标记在此 bitmap 中。

进入到清理阶段，next marking bitmap 与 previous marking bitmap 会发生 置换（swap）， next marking bitmap 在下一次周期开始前会被清空。那么此时这个 Region 的 previous marking bitmap 可以直接表示出 该Region 在 [Bottom,NextTAMS) 这个区间内存活对象数量，并且可以根据bitmap算出存活对象的具体地址，辅助下一步的 Evacuation （选取CSet ，拷贝并合并存活对象到新的region里）。回收的同时减少了内存碎片，当然 Evacuation 也是 STW的。

至此完成了一次全局并发标记周期。

问：G1 GC 模式是怎样的？仅有 YoungGC 和 MixedGC 两种模式。其中：

问：RSet 是什么？有什么用？G1 GC 模式是怎样的？Card Table结构的变种，反向指针，一般的 Card Table 是 point-out （我引用了谁），而 RSet 是相反，是 point-into 的 （谁引用了我）。

作用是，大大减少了对全堆的扫描，无论 Young GC 还是 Mixed GC 都可以借助 RSet 作为根集扫描存活对象，但缺点是有可能存在浮动垃圾（float garbage），原因是你只能知道某个待收集的对象被 A 引用，但是不知道对象 A 本身是否存活。

因此上面也提及了，为了减少 float garbage，在 MixedGC 过程中中会通过 bitmap 记录的存活信息进一步筛选出真正存活的对象，进行 Evacuation。

问：G1 SATB 比起 CMS INC Update 有什么本质上的区别 ？两种算法都是在各自的垃圾收集器并发标记阶段，既然是并发，就有可能 collector 并发线程标记以后，mutator 其他线程修改了对象的引用关系，进而造成错标和漏标，错标不要紧，仅仅会增加浮动垃圾，不影响 GC 的 正确性，而漏标就严重了。一个已经被灰对象指向白对象，在并发标记阶段会被漏标的充分必要条件是：

上面两个充要条件，只要打破一个就不会被漏标。

CMS INC Update 致力于第一个条件的打破，利用 post-write barrier 记录新增或修改以后的引用对象，哪怕删除所有灰对象到该白对象的引用，remark 阶段重新回顾一次就不会漏标了；

G1 SATB 致力于第二个条件的打破，利用 pre-write barrier 记录引用关系的删除，采用最保守的做法，把变更前的引用对象记录下来，当作是存活对象，让其活过这一周期；另外之前也提及了，SATB 在初始标记的时候打了快照，NextTAMS 指针之后的的对象也在这一个周期里隐式存活，因此 G1 的 SATB 会产生更多的浮动垃圾。但是换来的好处就是，不需要像 CMS 那样 remark，再走一遍 root trace 这种相当耗时的流程。

问：G1 比起 CMS 最大的优势是？

除了上面提及的 SATB 算法在 remark 阶段延迟极低以及借助 RSet 的实现可以不做全堆扫描（G1 对大堆更友好）以外，可以节省不少我的理解最重要的是可驾驭度，G1 是可以设定GC 暂停的 target 时间的，根据预测模型选取性价比收益更高，且一定数目的 Region 作为 CSet，能回收多少便是多少。然而 CMS 似乎做不到这点。

参考资料

https://hllvm-group.iteye.com/group/topic/44381

https://hllvm-group.iteye.com/group/topic/44381#post-272188

https://tech.meituan.com/2016/09/23/g1.html

https://www.jianshu.com/p/2a1b2f17d3e4

https://docs.oracle.com/javase/8/docs/technotes/guides/vm/gctuning/cms.html

https://www.oracle.com/technetwork/tutorials/tutorials-1876574.html