JVM 三色标记法与读写屏障

三色标记法

GC 垃圾回收器其主要的目的是为了实现内存的回收，在这个过程中主要的两个步骤就是：内存标记，内存回收。

三色标记法简介

三色标记法，主要是为了高效的标记可被回收的内存块。

三色标记（Tri-color Marking）作为工具来辅助推导，把遍历对象图过程中遇到的对象，按照“是否访问过”这个条件标记成以下三种颜色：

• 白色：表示对象尚未被垃圾收集器访问过。显然在可达性分析刚刚开始的阶段，所有的对象都是白色的，若在分析结束的阶段，仍然是白色的对象，即代表不可达。
• 黑色：表示对象已经被垃圾收集器访问过，且这个对象的所有引用都已经扫描过。黑色的对象代 表已经扫描过，它是安全存活的，如果有其他对象引用指向了黑色对象，无须重新扫描一遍。黑色对 象不可能直接（不经过灰色对象）指向某个白色对象。
• 灰色：表示对象已经被垃圾收集器访问过，但这个对象上至少存在一个引用还没有被扫描过。

三色标记过程

标记过程：

1. 在 GC 标记开始的时候，所有的对象均为白色；
2. 在将所有的 GC Roots 直接引用的对象标记为灰色集合；
3. 如果判断灰色集合中的对象不存在子引用，则将其放入黑色集合，若存在子引用对象，则将其所有的子引用对象存放到灰色集合，当前对象放入黑色集合。
4. 按照此步骤 3 ，依此类推，直至灰色集合中所有的对象变黑后，本轮标记完成，并且在白色集合内的对象称为不可达对象，即垃圾对象。
5. 标记结束后，为白色的对象为 GC Roots 不可达，可以进行垃圾回收。

误标

三色标记的过程中，标记线程和用户线程是并发执行的，那么就有可能在我们标记过程中，用户线程修改了引用关系，把原本应该回收的对象错误标记成了存活。(简单来说就是 GC 已经标黑的对象，在并发过程中用户线程引用链断掉，导致实际应该是垃圾的白色对象但却依旧是黑的，也就是浮动垃圾)。这时产生的垃圾怎么办呢？答案是本次不处理，留给下次垃圾回收处理。

而误标问题，意思就是把本来应该存活的垃圾，标记为了死亡。这就会导致非常严重的错误。那么这类垃圾是怎么产生的呢?

途中对象 A 被标记为了黑色，此时它所引用的两个对象 B,C 都在被标记的灰色阶段。此时用户线程把B->D之间的的引用关系删除，并且在A->D 之间建立引用。此时B对象依然未扫描结束，而A对象又已经被扫描过了，不会继续接着往下扫描了。因此 D对象就会被当做垃圾回收掉。

什么是误标？当下面两个条件同时满足，会产生误标：

1. 赋值器插入了一条或者多条黑色对象到白色对象的引用
2. 赋值器删除了全部从灰色对象到白色对象的直接引用或者间接引用

误标的解决方案

要解决误标的问题，只需要破坏这两个条件中的任意一种即可，分别有两种解决方案：增量更新（Incremental Update） 和原始快照（Snapshot At The Beginning, STAB）

增量更新

增量更新要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关系时，就将这个新插入的引用记录下来，等并发扫描结束之后，再将这些记录过的引用关系中的黑色对象为根，重新扫描一次。这可以简化理解为，黑色对象一旦新插入了指向白色对象的引用之后，它就变回灰色对象了。

原始快照 (STAB)

原始快照要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，在并发扫描结束之后，再将这些记录过的引用关系中的灰色对象为根，重新扫描一次。这也可以简化理解为，无论引用关系删除与否，都会按照刚刚开始扫描那一刻的对象图快照来进行搜索。

漏标和多标

对于错标其实细分出来会有两种情况，分别是：漏标和多标

多标-浮动垃圾

如果标记执行到 E 此刻执行了 object.E = null

在这个时候， E/F/G 理论上是可以被回收的。但是由于 E 已经变为了灰色了，那么它就会继续执行下去。最终的结果就是不会将他们标记为垃圾对象，在本轮标记中存活。

在本轮应该被回收的垃圾没有被回收，这部分被称为“浮动垃圾”。浮动垃圾并不会影响程序的正确性，这些“垃圾”只有在下次垃圾回收触发的时候被清理。

还有在，标记过程中产生的新对象，默认被标记为黑色，但是可能在标记过程中变为“垃圾”。这也算是浮动垃圾的一部分。

漏标-读写屏障

写屏障（Store Barrier）

给某个对象的成员变量赋值时，其底层代码大概长这样：

/**
 * @param field 某个对象的成员属性
 * @param new_value 新值，如：null
 */
void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {
    *fieild = new_value // 赋值操作
}
复制代码

所谓写屏障，其实就是在赋值操作前后，加入一些处理的逻辑（类似 AOP 的方式）

void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {
    pre_write_barrier(field); // 写屏障-写前屏障
    *fieild = new_value // 赋值操作 
    pre_write_barrier(field); // 写屏障-写后屏障
}
复制代码

写屏障 + SATB

当对象E的成员变量的引用发生变化时（objE.fieldG = null;），我们可以利用写屏障，将E原来成员变量的引用对象G记录下来：

void pre_write_barrier(oop* field) {
    oop old_value = *field; // 获取旧值
    remark_set.add(old_value); // 记录 原来的引用对象
}
复制代码

【当原来成员变量的引用发生变化之前，记录下原来的引用对象】 这种做法的思路是：尝试保留开始时的对象图，即原始快照（Snapshot At The Beginning，SATB） ，当某个时刻 的GC Roots确定后，当时的对象图就已经确定了。 比如 当时 D是引用着G的，那后续的标记也应该是按照这个时刻的对象图走（D引用着G）。如果期间发生变化，则可以记录起来，保证标记依然按照原本的视图来。

值得一提的是，扫描所有GC Roots 这个操作（即初始标记）通常是需要STW的，否则有可能永远都扫不完，因为并发期间可能增加新的GC Roots。

SATB破坏了条件一：【灰色对象 断开了 白色对象的引用】，从而保证了不会漏标。

一点小优化：如果不是处于垃圾回收的并发标记阶段，或者已经被标记过了，其实是没必要再记录了，所以可以加个简单的判断：

void pre_write_barrier(oop* field) {
  // 处于GC并发标记阶段 且 该对象没有被标记（访问）过
  if($gc_phase == GC_CONCURRENT_MARK && !isMarkd(field)) { 
      oop old_value = *field; // 获取旧值
      remark_set.add(old_value); // 记录  原来的引用对象
  }
}
复制代码

写屏障 + 增量更新

当对象D的成员变量的引用发生变化时（objD.fieldG = G;），我们可以利用写屏障，将D新的成员变量引用对象G记录下来：

void post_write_barrier(oop* field, oop new_value) {  
  if($gc_phase == GC_CONCURRENT_MARK && !isMarkd(field)) {
      remark_set.add(new_value); // 记录新引用的对象
  }
}
复制代码

【当有新引用插入进来时，记录下新的引用对象】
这种做法的思路是：不要求保留原始快照，而是针对新增的引用，将其记录下来等待遍历，即增量更新（Incremental Update）。

增量更新破坏了条件二：【黑色对象 重新引用了 该白色对象】，从而保证了不会漏标。

读屏障(Load Barrier)

oop oop_field_load(oop* field) {
    pre_load_barrier(field); // 读屏障-读取前操作
    return *field;
}
复制代码

读屏障直接针对第一步 var objF = object.fieldG;,

void pre_load_barrier(oop* field, oop old_value) {  
  if($gc_phase == GC_CONCURRENT_MARK && !isMarkd(field)) {
      oop old_value = *field;
      remark_set.add(old_value); // 记录读取到的对象
  }
}
复制代码

这种做法是保守的，但也是安全的。因为条件二中【黑色对象 重新引用了 该白色对象】，重新引用的前提是：得获取到该白色对象，此时已经读屏障就发挥作用了。

三色标记法与垃圾回收器

增量更新： CMS

原始快照（STAB）： G1，Shenandoah

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