G1垃圾收集器之SATB
本文来说下G1垃圾收集器之SATB
文章目录
- 对象漏标
- SATB
- 本文小结
对象漏标
垃圾回收的并发标记阶段，gc线程和应用线程是并发执行的，所以一个对象被标记之后，应用线程可能篡改对象的引用关系，从而造成对象的漏标、误标，其实误标没什么关系，顶多造成浮动垃圾，在下次gc还是可以回收的，但是漏标的后果是致命的，把本应该存活的对象给回收了，从而影响的程序的正确性。
为了解决在并发标记过程中，存活对象漏标的情况，GC HandBook把对象分成三种颜色：
- 黑色：自身以及可达对象都已经被标记
- 灰色：自身被标记，可达对象还未标记
- 白色：还未被标记
所以，漏标的情况只会发生在白色对象中，且满足以下任意一个条件：
- 并发标记时，应用线程给一个黑色对象的引用类型字段赋值了该白色对象
- 并发标记时，应用线程删除所有灰色对象到该白色对象的引用
对于第一种情况，利用post-write barrier，记录所有新增的引用关系，然后根据这些引用关系为根重新扫描一遍。对于第二种情况，利用pre-write barrier，将所有即将被删除的引用关系的旧引用记录下来，最后以这些旧引用为根重新扫描一遍。
SATB
SATB全称snapshot-at-the-beginning，由Taiichi Yuasa为增量式标记清除垃圾收集器开发的一个算法，主要应用于垃圾收集的并发标记阶段，解决了CMS垃圾收集器重新标记阶段长时间STW的潜在风险。Region包含了5个指针，分别是bottom、previous TAMS、next TAMS、top和end，
SATB保证了在并发标记过程中新分配对象不会漏标
但如果在TAMS之前有一个白色对象W，被一个灰色对象G引用，在并发标记扫描到这个字段之前被赋值为null，切断了对象W和对象G之间的引用关系，对象W就有可能漏标，这就是白色对象被漏标的第二种情况？G1中如何解决？在引用关系被修改之前，插入一层 pre-write barrier。
pre-write barrier最终执行逻辑：
通过G1SATBCardTableModRefBS::enqueue(oop pre_val)把原引用保存到satb mark queue中，和RSet的实现类似，每个应用线程都自带一个satb mark queue。在下一次的并发标记阶段，会依次处理satb mark queue中的对象，确保这部分对象在本轮GC是存活的。
本文小结
本文详细介绍了G1垃圾收集器中的SATB机制。
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