怎么做网站在线玩游戏,c 做网站网站,响应式网站做多大的尺寸,开发网站实训的心得体会从 JDK1.9 开始默认 G1#xff0c;应用在多处理器和大容量内存环境中。
基础概念
Region
G1 给整一块Heap内存区域均匀等分了N个 Region#xff0c;N 默认情况下是 2048。 Region的大小只能是1M、2M、4M、8M、16M或32M (1-32M,并且为2的指数)#xff0c;比如-Xmx16g -Xms…从 JDK1.9 开始默认 G1应用在多处理器和大容量内存环境中。
基础概念
Region
G1 给整一块Heap内存区域均匀等分了N个 RegionN 默认情况下是 2048。 Region的大小只能是1M、2M、4M、8M、16M或32M (1-32M,并且为2的指数)比如-Xmx16g -Xms16gG1就会采用16G / 2048 8M 的Region。
G1 的常用参数很简单主要有下面几个
-XX:UseG1GC为开启G1垃圾收集器-Xmx32g堆内存的最大内存为32GXX:MaxGCPauseMillis200: 设置GC的最大暂停时间为200ms-XX:G1HeapRegionSize: 设置每个region大小
一般的调优手段是修改最大暂停时间。同时如果能预测到项目中大对象比较多可以设置较大的region值。 H 表示 Humongous大的对象当分配的对象大于等于Region大小的一半的时候就会被认为是巨型对象。 H对象默认分配在老年代可以防止GC的时候大对象的内存拷贝。 通过如果发现堆内存容不下H对象的时候会触发一次GC操作。
SATB
全称是 Snapshot At The Beginning是GC开始时活着的对象的一个快照。它是通过 Root Tracing 得到的作用是维持并发GC的正确性。
三色标记算法
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垃圾收集器访问过且这个对象的引用全部被扫描过灰色节点已经被垃圾收集器访问过且这个对象至少还有一个引用没被扫描
RSet
由于并发标记期间用户线程和GC线程是并发的可能出现白对象漏标的情况。漏标发生有两个前提
用户线程赋值了一个黑对象到该白对象的引用用户线程删除了所有灰对象到白对象的引用
例如当垃圾扫描器扫描到下面的情况的时候 这时候应用程序执行了以下操作
A.cC
B.cnull这样对象的状态图变成如下情形 这时候垃圾收集器再标记扫描的时候就会下图成这样:
很显然此时C是白色被认为是垃圾需要清理掉显然这是不合理的。那么我们如何保证应用程序在运行的时候GC标记的对象不丢失呢有如下2中可行的方式
在插入的时候记录对象在删除的时候记录对象
刚好这对应CMS和G1的2种不同实现方式
CMS采用的是 写屏障增量更新Incremental update 在CMS采用的是增量更新Incremental update只要在写屏障write barrier里发现要有一个白对象的引用被赋值到一个黑对象的字段里那就把这个白对象变成灰色的。即插入的时候记录下来。 G1采用的是 SATBsnapshot-at-the-beginningpre-write barrier 解决这个问题。简单说就是在并发标记阶段当引用关系发生变化的时候通过 pre-write barrier 函数会把这种这种变化记录并保存在一个队列里在JVM源码中这个队列叫satb_mark_queue。在remark阶段会扫描这个队列通过这种方式旧的引用所指向的对象就会被标记上其子孙也会被递归标记上这样就不会漏标记任何对象snapshot的完整性也就得到了保证。
引用 R 大的话 其实只需要用pre-write barrier把每次引用关系变化时旧的引用值记下来就好了。这样等concurrent marker到达某个对象时这个对象的所有引用类型字段的变化全都有记录在案就不会漏掉任何在snapshot里活的对象。当然很可能有对象在snapshot中是活的但随着并发GC的进行它可能本来已经死了但SATB还是会让它活过这次GC。CMS的incremental update设计使得它在remark阶段必须重新扫描所有线程栈和整个young gen作为rootG1的SATB设计在remark阶段则只需要扫描剩下的satb_mark_queue 解决了CMS垃圾收集器重新标记阶段长时间STW的潜在风险。 SATB的方式记录活对象也就是那一时刻对象snapshot, 但是在之后这里面的对象可能会变成垃圾, 叫做浮动垃圾floating garbage这种对象只能等到下一次收集回收掉。在GC过程中新分配的对象都当做是活的其他不可达的对象就是死的。
在Region中通过 top-at-mark-startTAMS指针分别为 prevTAMS 和 nextTAMS 来记录新配的对象。示意图如下 在TAMS以上的对象就是新分配的因而被视为隐式marked。 G1的concurrent marking用了两个bitmap 一个prevBitmap记录第n-1轮concurrent marking所得的对象存活状态。由于第n1轮concurrent marking已经完成这个bitmap的信息可以直接使用。 一个nextBitmap记录第n轮concurrent marking的结果。这个bitmap是当前将要或正在进行的concurrent marking的结果尚未完成所以还不能使用。 其中top是该region的当前分配指针[bottom, top)是当前该region已用used的部分[top, end)是尚未使用的可分配空间unused。
[bottom, prevTAMS): 这部分里的对象存活信息可以通过prevBitmap来得知[prevTAMS, nextTAMS): 这部分里的对象在第n-1轮concurrent marking是隐式存活的[nextTAMS, top): 这部分里的对象在第n轮concurrent marking是隐式存活的
G1 Mixed GC
混合回收。之所以叫混合是因为回收所有的年轻代的Region部分老年代的Region。
G1的强大之处在于他有一个停顿预测模型Pause Prediction Model他会有选择的挑选部分Region去尽量满足停顿时间。
Mixed GC的触发也是由一些参数控制。比如 XX:InitiatingHeapOccupancyPercent 表示老年代占整个堆大小的百分比默认值是45%达到该阈值就会触发一次Mixed GC。
Mixed GC主要可以分为两个阶段
全局并发标记global concurrent marking 全局并发标记又可以进一步细分成下面几个步骤
a. 初始标记initial markSTW。它标记了从GC Root开始直接可达的对象。初始标记阶段借用young GC的暂停因而没有额外的、单独的暂停阶段。 b. 根区域扫描root region scan。G1 GC 在初始标记的存活区扫描对老年代的引用(扫描CardTable和RSet)并标记被引用的对象。该阶段与应用程序非STW同时运行并且只有完成该阶段后才能开始下一次STW年轻代垃圾回收。 c. 并发标记Concurrent Marking。这个阶段从GC Root开始对heap中的对象标记标记线程与应用程序线程并行执行并且收集各个Region的存活对象信息。过程中还会扫描上文中提到的SATB write barrier所记录下的引用。 d. 最终标记RemarkSTW。标记那些在并发标记阶段发生变化的对象将被回收。 e. 清除垃圾Cleanup部分STW。这个阶段如果发现完全没有活对象的region就会将其整体回收到可分配region列表中。 清除空Region。
拷贝存活对象Evacuation Evacuation阶段是全暂停的。它负责把一部分region里的活对象拷贝到空region里去并行拷贝然后回收原本的region的空间。Evacuation阶段可以自由选择任意多个region来独立收集构成收集集合collection set简称CSetCSet集合中Region的选定依赖于上文中提到的停顿预测模型该阶段并不evacuate所有有活对象的region只选择收益高的少量region来evacuate这种暂停的开销就可以在一定范围内可控。
Full GC
G1的垃圾回收过程是和应用程序并发执行的当Mixed GC的速度赶不上应用程序申请内存的速度的时候Mixed G1就会降级到Full GC使用的是Serial GC。Full GC会导致长时间的STW应该要尽量避免。 导致G1 Full GC的原因可能有两个
Evacuation的时候没有足够的to-space来存放晋升的对象并发处理过程完成之前空间耗尽
