Question

在阅读The Garbage Collection Handbook上的Mark-Compact一章时，提出了一系列替代方案，但是大多数替代方案看起来都是过时的/理论性的（例如2指压实和Lisp2 3遍方法需要每个对象额外的标题字）。

是否有人知道HotSpot在运行Mark-Compact时会使用哪种算法（我认为是老一代）？

谢谢

Answer 1

免责声明：我不是GC专家/作家；所有在下面写的东西都可能会发生变化，其中有些可能过于简单。请把它和一粒盐一起吃。

按照我的理解，我只会谈论Shenandoah；这不是世代的GC。

这里实际上有两个阶段：Mark和Compact。在这里，我将特别强调两者都是 concurrent ，并且确实会在您的应用程序运行时发生（带有一些非常短的STW事件）。

现在到细节。我已经解释了here的一些问题，但是因为该答案与某种不同的问题有关；我将在这里解释更多。我假设遍历活动对象图对您来说不是什么新闻，毕竟您正在读GC的书。正如该答案所解释的，当应用程序完全停止（也称为安全点）时，识别活动对象很容易。没有人在脚下改变任何东西，地板坚硬，您可以控制一切。并行收集器可以做到这一点。

真正痛苦的方式是并发做事。 Shenandoah使用一种称为Snapshot at the beginning的算法（该书将其解释为AFAIK），简称为SATB。基本上，该算法的实现方式如下：“我将开始同时扫描对象图（从GC根开始），如果在扫描过程中有什么变化，我不会改变堆，但将记录这些更改并在以后处理。”

您需要询问的第一部分是：我扫描时。如何实现的？好吧，在执行concurrent mark之前，有一个STW event叫做Initial Mark。在该阶段要完成的事情之一是设置一个标志，指示并发标记已开始。稍后，在执行代码时，将检查该标志（Shenandoah将采用解释器中的更改）。用伪代码：

if(!concurrentMarkingActive) {
    // do whatever you were doing and alter the heap
} else {
    // shenandoah magic
}

在可能看起来像这样的机器代码中：

test %r11, %r11 (test concurrentMarkingActive flag)
jne // concurrent marking is currently active

现在，GC知道何时进行并发标记。

但是如何同时执行标记。当堆本身发生突变（不稳定）时，如何扫描堆？脚下的地板增加了更多的孔，并且也将其移除。

那是“神仙多亚魔法”。对堆的更改被“拦截”，而不是直接保留。因此，如果GC在此时进行并发标记，并且应用程序代码尝试使堆发生变化，则这些更改将记录在每个线程SATB queues中（开头是快照）。当并发标记结束时，将耗尽这些队列（通过称为STW event的{{1}}），并再次分析那些耗尽的更改（现在记在Final Mark下）。

当此阶段最终标记结束时，GC知道什么仍然存在，因此隐含了什么垃圾。

紧致阶段是下一个。现在STW event应该将活动对象移动到不同的区域（以紧凑的方式），并将当前区域标记为可以再次分配的区域。当然，在简单的Shenandoah中，这很容易：移动对象，更新指向该对象的引用。做完了当您必须同时进行 ...

时

您不能拿走对象并将其移动到另一个区域，然后然后一个接一个地更新您的引用。考虑一下，让我们假设这是我们的第一个状态：

STW phase

对此实例有两个引用：refA, refB | --------- | i = 0 | | j = 0 | ---------和refA。我们创建该对象的副本：

refB

我们创建了副本，但尚未更新任何参考。现在，我们将单个引用指向副本：

refA, refB
     |
 ---------       ---------
 | i = 0 |       | i = 0 |
 | j = 0 |       | j = 0 |
 ---------       ---------

现在有趣的部分：refA refB | | --------- --------- | i = 0 | | i = 0 | | j = 0 | | j = 0 | --------- ---------做ThreadA，而refA.i = 5做ThreadB，所以您的状态变为：

refB.j = 6

您现在如何合并这些对象？老实说-我什至不知道这是否有可能，而且refA refB | | --------- --------- | i = 5 | | i = 0 | | j = 0 | | j = 6 | --------- ---------也不走这条路线。

相反，Shenandoah的解决方案做的非常有趣，恕我直言。向每个实例添加的额外指针，也称为转发指针：

Shenandoah

refA, refB | fwdPointer1 | --------- | i = 0 | | j = 0 | ---------和refA指向refB，而fwdPointer1指向实际对象。现在创建副本：

fwdPointer1

现在，我们要切换所有引用（refA, refB | fwdPointer1 fwdPointer2 | | --------- --------- | i = 0 | | i = 0 | | j = 0 | | j = 0 | --------- ---------和refA）以指向副本。如果仔细观察，这只需要更改单个指针-refB。使fwdPointer1指向fwdPointer1，您就完成了。这意味着一个单一的更改，而不是fwdPointer2和refA的两个（在此设置中）。这样做的最大好处是，您无需扫描堆并找出指向您的实例的引用。

有没有办法自动更新引用？当然：refB（至少在Java中）。这里的想法几乎是相同的，我们通过AtomicReference通过原子方式更改fwdPointer1（比较和交换），如下所示：

CAS

因此，refA, refB | fwdPointer1 ---- fwdPointer2 | --------- --------- | i = 0 | | i = 0 | | j = 0 | | j = 0 | --------- ---------和refA指向refB，它现在指向我们创建的副本。通过一次fwdPointer1操作，我们已同时切换了所有对新创建副本的引用。

但是，我们需要了解缺点，没有免费的午餐。

首先，很明显：CAS添加了一个计算机标头，该标头堆中的每个实例（进一步阅读，因为这是错误的；但是使理解更容易）。
这些副本中的每一个都会在新区域中生成一个额外的对象，因此在某个点上至少会有两个相同对象的副本（Shenandoah起作用所需的额外空间，因此）。
当Shenandoah执行ThreadA（来自上一个示例）时，如何知道是否应尝试创建副本，写入该副本，然后refA.i = 5将{ {1}}与仅对对象进行写入？请记住，这是同时发生的。与CAS标志相同的解决方案。有一个标记forwarding pointer（不是实际名称）。如果该标志是concurrentMarkingActive =>雪兰多亚魔术，否则只需照原样写。

如果您真的了解了最后一点，您的自然问题应该是：

“等待第二个！这是否意味着对于每个实例，Shenandoah对isEvacuationToADifferentRegionActive进行true到if/else的写入-是原始的还是引用的？这还意味着每次读取必须是是否通过isEvacuationToADifferentRegionActive访问？”

答案曾经是 是；但情况发生了变化：via this issue（尽管我听起来比实际情况差很多）。现在他们对整个对象使用forwarding pointer障碍，更多详细信息here。他们在每次写入时都没有障碍（Load相对于标志）和通过if/else进行的每次读取取消引用，而是移至forwarding pointer。基本上，仅在加载对象时执行load barrier。由于对其进行写意味着首先阅读，因此它们保留了“空间不变”。显然，这更简单，更好，更容易优化。哇！

还记得if/else吗？好吧，它不再存在。我还不了解它的全部细节（但是），但是它必须做一些事情来使用forwarding pointer和mark word，因为增加了负载屏障，用了。很多more details here。一旦我了解了它在内部的真正工作原理，便会更新该帖子。

from space与G1并没有太大区别，但细节之处在于魔鬼。例如，Shenandoah中的Compact阶段总是G1事件。 STW总是代-即使您不愿这样做（G1 都可以像这样-有一种设置可以控制）等

HotSpot使用的Mark-Compact算法是什么？

1 个答案: