G1并发标记过程观点不错的文章

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Marking Cycle Phase

算法的Marking cycle phase大概可以分成五个阶段：

1. Initial marking phase：G1收集器扫描所有的根。该过程是和young GC的暂停过程一起的；
2. Root region scanning phase：扫描Survivor Regions中指向老年代的被initial mark phase标记的引用及引用的对象，这一个过程是并发进行的。但是该过程要在下一个young GC开始之前结束；
3. Concurrent marking phase：并发标记阶段，标记整个堆的存活对象。该过程可以被young GC所打断。并发阶段产生的新的引用（或者引用的更新）会被SATB的write barrier记录下来；
4. Remark phase：也叫final marking phase。该阶段只需要扫描SATB(Snapshot At The Beginning)的buffer，处理在并发阶段产生的新的存活对象的引用。作为对比，CMS的remark需要扫描整个mod union table的标记为dirty的entry以及全部根；
5. Cleanup phase：清理阶段。该阶段会计算每一个region里面存活的对象，并把完全没有存活对象的Region直接放到空闲列表中。在该阶段还会重置Remember Set。该阶段在计算Region中存活对象的时候，是STW(Stop-the-world)的，而在重置Remember Set的时候，却是可以并行的；

Initial marking phase

该阶段扫描所有的根，与CMS类似。所不同的是，该阶段是和young GC一起的。这里的young GC实际上是指的就是fully-young generational mode。

Java Platform, Standard Edition HotSpot Virtual Machine Garbage Collection Guide的原文是"This phase is piggybacked on a normal (STW) young garbage collection"。

　　有文章说本阶段只是定位出来要扫描的区域，这些区域中的根对象，但并未开始扫描

Root region scanning phase

该过程主要是扫描Survivor region中指向老年代的，在initial mark phase标记的引用及其引用的对象。这是一个很奇怪的步骤，因为在前面不论是Parallel Collector还是CMS，都没有这么一个步骤。

要理解这一点，要注意的是，算法的两种模式，不论是young GC还是mixed GC，都需要回收young region。因为实际上RS是不记录从young region出发的指针，例如，这部分指针包括young region - young region，也包括young-region - old region指针。那么就可能出现一种情况，一个老年代的存活对象，只被年轻代的对象引用。在一次young GC中，这些存活的年轻代的对象会被复制到Survivor Region，因此需要扫描这些Survivor region来查找这些指向老年代的对象的引用，作为并发标记阶段扫描老年代的根的一部分。

在理解了这一点的基础上，那么对于阶段必须在下一次young GC启动前完成的要求，也就理解了。因为如果第二次的young GC启动了，那么这个过程中，survivor region就可能发生变化。这个时候执行root region phase就会产生错误的结果。

Concurrent marking phase

在标记阶段，会使用到一个marking stack的东西。G1不断从marking stack中取出引用，递归扫描整个堆里的对象图，并且在bitmap上进行标记。这个递归过程采用的是深度遍历，会不断把对象的域入栈。

在并发标记阶段，因为应用还在运行，所以可能会有引用变更，包括现有引用指向别的对象，或者删除了一个引用，或者创建了一个新的对象等。G1采用的是使用SATB的并发标记算法。

在资料6中记录了使用SATB的两条原则：

1. All accessible cells at the beginning of the garbage collection are eventually marked during the marked phase;
2. Newly alocated cells during the garbage collection are never collected during the sweep phase of that garbage collection

在G1中，该算法的关键在于，如果在并发标记的时候，出现了引用修改（不包含新分配内存给对象），那么写屏障会把这些引用的原始值捕获下来，记录在log buffer中。而后再处理。后续的所有的标记，都是从原来的值出发，而不是从新的值出发的。

SATB是一个逻辑上存在概念，在实际中并没有任何真的实际的数据结构与之对应。叫这个名字，是因为，一旦进入了concurrent marking阶段，那么该在该阶段的运行过程中，即便应用修改了引用，但是因为SATB的写屏障记录下来了原始的值，在遍历整个堆查找存活对象的时候，使用的依然是原来的值。这就是在逻辑上保持了一个snapshot at the beginning of concurrent marking phase。

在处理新创建的对象，G1采用了不同的方式。G1用了两个TAMS变量了判断新创建的对象。一个叫做previous TAMS，一个叫做next TAMS。位于两者之间的对象就是新分配的对象。

并发标记阶段，bitmap和TAMS的作用如图：

　　

该图的详细解释如下：

1. A是第一次marking cycle的initial marking阶段。next bitmap尚未标记任何存活对象，而此时的previous TAMS被初始化为region内存地址起始值，next TAMS被初始化为top。top实际上就是一个region未分配区域和已分配区域的分界点；
2. B是经过concurrent marking阶段之后，进入了remark阶段。此时存活对象的扫描已经完成了，因此next bitmap构造好了，刚好代表的是当下状态中region中的内存使用情况。注意的是，此时top已经不再与next TAMS重合了，top和next TAMS之间的就是在前面标记阶段之时，新分配的对象；
3. C代表的是clean up阶段。C和B比起来，next bitmap变成了previous bitmap，而在bitmap中标记为垃圾（也就是白色区域的）的对应的region的区域也被染成了浅灰色。这并不是指垃圾对象已经被清扫了，仅仅是标记出来了。同时next TAMS和previous TAMS也交换了角色；
4. D代表的是下一个marking cycle的initial marking阶段，该阶段和A类似，next TAMS重新被初始化为top的值；
5. EF就是BC的重复；

Remark phase

该阶段是一个STW的阶段。引入该阶段的目的，是为了能够达到结束标记的目标。要结束标记的过程，要满足三个条件：

1. concurrent marking已经追踪了所有的存活对象；
2. marking stack是空的；
3. 所有的log都被处理了；

前两个条件是很容易达到的，但是最后一个是很困难的。如果不引入一个STW的remark过程，那么应用会不断的更新引用，也就是说，会不断的产生log，因而永远也无法达成完成标记的条件。

Clean up

该阶段主要完成：

1. 统计存活对象，这是利用RS和bitmap来完成的，统计的结果将会用来排序region，以用于下一次的CSet的选择；
2. 重置RSet；
3. 把空闲region放到空闲region列表中；

该阶段比较容易引起误解地方在于，Clean up并不会清理垃圾对象，也不会执行存活对象的拷贝。也就是说，在极端情况下，该阶段结束之后，空闲Region列表将毫无变化，JVM的内存使用情况也毫无变化。

Evacuation

Evacuation阶段STW的，大概可以分成两个步骤：第一个步骤是从Region中选出若干个Region进行回收，这些被选中的Region称为Collect Set（简称CSet）；而第二个步骤则是把这些Region中存活的对象复制到空闲的Region中去，同时把这些已经被回收的Region放到空闲Region列表中。
这两个步骤又可以被分解成三个任务：

1. 根据RS的日志更新RS：只有在处理完了RS的日志之后，RS才能够保证是准确的，完整的，这也是Evacuation是STW的重要原因；
2. 扫描RS和其余的根来确定存活对象：该阶段实际上最主要依赖于RS；
3. 拷贝存活对象：该阶段只要从2中确定的根触发，沿着引用链一直追溯下去，将存活对象复制到新的region就可以。这个过程中，可能有一部分的年轻代对象会被提升到老年代；

Evacuation的时机

Evacuation的触发时机在不同的模式下会有一些不同。在不同的模式下都相同的是，只要堆的使用率达到了某个阈值，就必然会触发Evacuation。这是为了确保在Evacuation的时候有足够的空闲Region来容纳存活对象。

在young GC的情况下，G1会选择N个region作为CSet，该CSet首先需要满足软实时的要求，而一旦已经有N个region已经被分配了，那么就会执行一次Evacuation。

G1会尽可能的执行mixed GC。唯一的限制就是mix GC也需要满足软实时的要求。

G1触发Evacuation的原则大概是：

1. 如果被分配的young region数量满足young GC的要求，那么就会触发young GC；
2. 如果被分配的young region数量不满足young GC，就会进一步考察加上old region的数量，能否满足old GC的要求；

为了理解这一点，可以举例来说，假如回收一个old region的时间是回收一个young region的两倍，也就是young region花费时间T，old region花费2T，在满足软实时目标的情况下，GC只能回收8T的region，那么：

1. 假如应用现在只分配k（k<8）块young region，没有分配任何old region。这个时候又分配了一个old region，那么这个时候会立刻触发一次mixed GC，此次GC会选择k块young region和一块old region；
2. 因此，在这种假设下，只要有可以回收的old region的时候，总是会先回收old region；
3. 在没有任何old region的情况下，才有可能触发young region。

当然，在一般情况下，这些假设是不成立的。读者可以思考一下，在young GC和mixed GC达到软实时的要求下，young region和old region之间回收的花销不同会导致young GC和mixed GC会在什么情况下触发。