本文核心主要是講述：JVM 中的幾種垃圾回收算法理論，以及多種垃圾收集器，并且詳細(xì)參數(shù) CMS 垃圾收集器的實(shí)現(xiàn)、優(yōu)缺點(diǎn)等，最后也會(huì)解釋一下三色標(biāo)記法與讀寫屏障。

垃圾收集算法

收集算法.png

分代收集理論 (Generational Collection)

當(dāng)前商業(yè)虛擬機(jī)的垃圾收集都是采用 "分代收集" (Generational Collecting)算法，根據(jù)對(duì)象不同的存活周期將內(nèi)存劃分為多塊

一般是把 Java 堆分作新生代和老年代, 這樣就可以根據(jù)各個(gè)年代的特點(diǎn)采用最適當(dāng)?shù)氖占惴?，譬如新生代每次GC都有大批量對(duì)象死去，只有少量存活， 那就選用復(fù)制算法只需要付出少量存活對(duì)象的復(fù)制成本就可以完成收集。

綜合前面幾種GC算法的優(yōu)缺點(diǎn)，針對(duì)不同生命周期的對(duì)象采用不同的GC算法

• 新生代采用 Copying
• 老年代采用 Mark-Sweep or Mark-Compact

標(biāo)記-復(fù)制算法 (Copying)

為了解決效率問(wèn)題，“復(fù)制” 收集算法出現(xiàn)了。他可以將內(nèi)存分為大小相同的兩塊，每次使用其中一塊。當(dāng)這塊的內(nèi)存使用完成后，就將存活的對(duì)象復(fù)制到另外一邊去，然后再把使用的空間一次清理掉。這樣就使每次的內(nèi)存回收都是對(duì)內(nèi)存區(qū)間的一半進(jìn)行回收。

標(biāo)記復(fù)制算法.png

標(biāo)記-清除算法(Mark-Sweep)

算法分為 "標(biāo)記" 和 "清除" 兩階段，首先標(biāo)記出所有需要回收的對(duì)象，然后回收所有需要回收的對(duì)象

缺點(diǎn)

• 效率問(wèn)題, 標(biāo)記和清理兩個(gè)過(guò)程效率都不高
• 空間問(wèn)題, 標(biāo)記清理之后會(huì)產(chǎn)生大量不連續(xù)的內(nèi)存碎片，空間碎片太多可能會(huì)導(dǎo)致后續(xù)使用中無(wú)法找到足夠的連續(xù)內(nèi)存而提前觸發(fā)一次的垃圾收集動(dòng)作。

標(biāo)記清除算法.png

標(biāo)記-整理算法 (Mark-Compact)

• 標(biāo)記過(guò)程仍然一樣，但后續(xù)步驟不是進(jìn)行直接清理，而是令所有存活的對(duì)象一端移動(dòng)，然后直接清理掉這端邊界以外的內(nèi)存。
• 沒(méi)有內(nèi)存碎片
• 對(duì) Mark-Sweep(標(biāo)記清除) 耗費(fèi)更多的時(shí)間進(jìn)行 compact(整理)

標(biāo)記整理算法.png

垃圾收集器

垃圾收集器.png

如果說(shuō)垃圾收集算法是內(nèi)存回收的方法理論，那么垃圾收集器就是內(nèi)存回收的具體實(shí)現(xiàn)。

雖然我們對(duì)各收集器進(jìn)行比較，但并非為了挑選出一個(gè)最好的收集器，因?yàn)橹钡浆F(xiàn)在為止還沒(méi)有最好的垃圾收集器出現(xiàn)， 更加沒(méi)有萬(wàn)能的垃圾收集器，我們能做的就是根據(jù)具體應(yīng)用場(chǎng)景選擇適合自己的收集器，試想一下：如果有一個(gè)完美無(wú)暇的垃圾收集器適用于所有場(chǎng)景，那么我們 Java 虛擬機(jī)就不會(huì)去實(shí)現(xiàn)那么多的垃圾收集器了。

查詢當(dāng)前使用的 JVM 信息查詢命令 java -XX:+PrintCommandLineFlags -version

?  ~ java -XX:+PrintCommandLineFlags -version
-XX:InitialHeapSize=134217728 -XX:MaxHeapSize=2147483648 -XX:+PrintCommandLineFlags -XX:+UseCompressedClassPointers -XX:+UseCompressedOops -XX:+UseParallelGC 
java version "1.8.0_281"
Java(TM) SE Runtime Environment (build 1.8.0_281-b09)
Java HotSpot(TM) 64-Bit Server VM (build 25.281-b09, mixed mode)

Serial 收集器

單線程收集器，收集時(shí)會(huì)暫停所有工作線程(Stop The World, 簡(jiǎn)稱 STW)，使用復(fù)制收集算法，虛擬機(jī)運(yùn)行在 Client 模式的默認(rèn)新生代收集器

• 最早的收集器，單線程進(jìn)行GC
• New 和 Old Generation 都可以使用
• 在新生代, 采用復(fù)制算法; 在老年代，采用Mark-Compact算法
• 因?yàn)槭褂脝尉€程GC，沒(méi)有多線程切換的額外開(kāi)銷，簡(jiǎn)單實(shí)用。
• Hotspot Client 模式缺省的收集器
• Safepoint 安全點(diǎn)

JVM 參數(shù)：-XX:+UseSerialGC -XX:+UseSerialOldGC

Serial收集器.png

PerNew 收集器

ParNew 收集器就是 Serial 的多線程版本，除了使用多個(gè)收集線程外，其余行為包括算法、STW、對(duì)象分配規(guī)則、回收策略等都與Serial 收集器一模一樣

對(duì)應(yīng)的這種收集器是虛擬機(jī)運(yùn)行在 Server 模式的默認(rèn)新生代收集器，在單 CPU 的環(huán)境下，ParNew 收集器的效果并不會(huì)比Serial收集器有更好的效果

• Serial 收集器的在新生代的多線程版本
• 使用復(fù)制算法(因?yàn)獒槍?duì)新生代)
• 只有在多CPU的環(huán)境下，效率才會(huì)比Serial收集器高
• 可以通過(guò)-XX:ParallelGCThreads來(lái)控制GC線程數(shù)的多少。需要結(jié)合CPU的個(gè)數(shù)
• Server模式下新生代的缺省收集器。

JVM 參數(shù)：-XX:UseParNewGC

ParNew收集器.png

Parallel Scavenge 收集器(1.8 默認(rèn))

• Parallel Scavenge 收集器也是一個(gè)多線程收集器，也是使用復(fù)制算法，但它的對(duì)象分配規(guī)則與收集策略都與ParNew收集器有所不同，它是以吞吐量最大化(即GC時(shí)間占總運(yùn)行時(shí)間最小)為目標(biāo)的收集器實(shí)現(xiàn)，它允許較長(zhǎng)的STW換取總吞吐量最大化。
• 默認(rèn)收集器線程數(shù)跟 CPU 核數(shù)相同，也可以通過(guò)參數(shù)指定
• JDK 1.8 默認(rèn)垃圾收集器
• JVM 參數(shù)：`-XX:UseParallelGC(年輕代) -XX:UseParallelOldGC(老年代)

Serial Old 收集器

Serial Old收集器是單線程收集器，使用標(biāo)記-整理算法，是老年代的收集器

Parallel Old 收集器(1.8 默認(rèn))

老年代版本吞吐量?jī)?yōu)先的收集器，使用多線程和標(biāo)記-整理算法，JVM 1.6提供，在此之前，新生代使用了PS收集器的話，老年代除Serial Old外別無(wú)選擇， 因?yàn)镻S無(wú)法與CMS收集器配合工作。

• Parallel Scavenge 在老年代的實(shí)現(xiàn)
• 在 JVM 1.6 才出現(xiàn) Parallel Old
• 采用多線程，Mark-Compact 算法
• 更注重吞吐量
• Parallel Scavenge + Parallel Old = 高吞吐量，但是GC停頓可能不理想

Parallel Old收集器.png

CMS (Concurrent Mark Sweep) 收集器

CMS 是一種以最短停頓時(shí)間為目標(biāo)的收集器，使用CMS并不能達(dá)到GC效率最高(總體GC時(shí)間最小)，但它能盡可能降低GC時(shí)服務(wù)的停頓時(shí)間， CMS收集器使用的是標(biāo)記-清除算法

CMS 收集器.png

CMS 垃圾收集器步驟

CMS 收集器是基于標(biāo)記-清除算法實(shí)現(xiàn)的，它的運(yùn)作過(guò)程相對(duì)于前面幾種收集器來(lái)說(shuō)要更復(fù)雜一些，整個(gè)過(guò)程分為四個(gè)步驟，包括：

1)初始標(biāo)記(CMS initial mark) 暫停所有的其他線程(STW)。記錄下 GC ROOT 直接引用對(duì)象，速度很快。

2)并發(fā)標(biāo)記(CMS concurrent mark) 并發(fā)標(biāo)記階段就是從 GC ROOT 行的直接關(guān)聯(lián)對(duì)象開(kāi)始遍歷整個(gè)對(duì)象的過(guò)程，這個(gè)過(guò)程耗時(shí)比較長(zhǎng)但是不需要停頓用戶線程，可以與垃圾收集器一起并發(fā)運(yùn)行。因此用戶程序繼續(xù)運(yùn)行，可能會(huì)導(dǎo)致已經(jīng)標(biāo)記過(guò)的對(duì)象狀態(tài)發(fā)生變化。

3)重新標(biāo)記(CMS remark) 重新標(biāo)記階段就是為了修正并發(fā)標(biāo)記期間，因?yàn)橛脩舫绦蚶^續(xù)運(yùn)行而導(dǎo)致標(biāo)記產(chǎn)生變動(dòng)，的那一部分對(duì)象的標(biāo)記記錄。這個(gè)階段的停頓時(shí)間一般比初始標(biāo)記階段的時(shí)間稍長(zhǎng)，遠(yuǎn)遠(yuǎn)比并發(fā)標(biāo)記階段時(shí)間短。主要是用到三色標(biāo)記里的增量更新算法

4)**并發(fā)清除(CMS concurrent sweep)**開(kāi)啟用戶線程，同時(shí) GC 線程開(kāi)始對(duì)未標(biāo)記的區(qū)域做清掃，這個(gè)階段如果有新增對(duì)象會(huì)被標(biāo)記為黑色不做任何處理(見(jiàn)下面三色標(biāo)記算法詳解)。

CMS 垃圾收集器優(yōu)缺點(diǎn)

從它的名字可以看出他是一款優(yōu)秀的垃圾收集器，主要優(yōu)點(diǎn)：并發(fā)收集、低停頓 。但是它有以下幾個(gè)明顯的缺點(diǎn)：

• 對(duì)于 CPU 資源敏感(會(huì)和服務(wù)搶資源);
• 無(wú)法處理 浮動(dòng)垃圾(在并發(fā)標(biāo)記和并發(fā)清理階段又產(chǎn)生垃圾，這種浮動(dòng)垃圾只能等到下次 gc 的時(shí)候在進(jìn)行清理了)
• 它使用的收集算法 “標(biāo)記-清除” 算法 會(huì)導(dǎo)致結(jié)束時(shí)候又大量空間碎片產(chǎn)生，當(dāng)然通過(guò)參數(shù) -XX:UseCMSCompactAtFullCollection 可以讓 JVM 在執(zhí)行標(biāo)記清除完成后再做整理。
• 執(zhí)行過(guò)程中的不確定性，會(huì)存在一次垃圾回收還沒(méi)有執(zhí)行完成，然后垃圾回收又被觸發(fā)的情況，特別是在并發(fā)標(biāo)記和并發(fā)清理階段出現(xiàn)，一邊回收，系統(tǒng)一邊運(yùn)行，也許沒(méi)回收完成就再次觸發(fā) Full GC, 這就是 “concurrent mode failure” 此時(shí)會(huì)進(jìn)入 stop the world . 用 serial old 垃圾器來(lái)回收。

CMS 垃圾收集器的參數(shù)

三色標(biāo)記和讀寫屏障

三色標(biāo)記算法

提到并發(fā)標(biāo)記，我們不得不了解并發(fā)標(biāo)記的三色標(biāo)記算法。它是描述追蹤式回收器的一種有效的方法，利用它可以推演回收器的正確性。

因?yàn)樵诓l(fā)標(biāo)記期間應(yīng)用線程還在繼續(xù)跑，對(duì)象間的引用可能發(fā)生變化，**多標(biāo) **和 漏標(biāo) 的情況還可能發(fā)生。

三色標(biāo)記法.gif

我們將對(duì)象分為三種類型：

• 黑色：根對(duì)象，或者該對(duì)象與它的子對(duì)象都被掃描過(guò)(對(duì)象被標(biāo)記了，且它的所有field也被標(biāo)記完了)
• 灰色：對(duì)象本身被掃描，還沒(méi)有掃描完該對(duì)象中的子對(duì)象(它的field還沒(méi)有被標(biāo)記或標(biāo)記完)
• 白色：未被掃描對(duì)象，掃描完成所有對(duì)象之后，最終為白色的為不可達(dá)對(duì)象，即垃圾對(duì)象(對(duì)象沒(méi)有被標(biāo)記到)

三色標(biāo)記過(guò)程

• 第一步，三色標(biāo)記算法，如果將根對(duì)象設(shè)置為黑色，那么下級(jí)節(jié)點(diǎn)的為灰色，再下面的的為白色
• 第二步，灰色掃描完畢后，那么剩下的白色變?yōu)榛疑?/li>
• 第三步，灰色掃描完畢后，那么全部被標(biāo)記為黑色，不可達(dá)的還是為白色

三色標(biāo)記算法的對(duì)象丟失

但是如果在標(biāo)記過(guò)程中，應(yīng)用程序也進(jìn)行，那么對(duì)象的指針就有可能改變。這樣的話，我們就會(huì)遇到一個(gè)問(wèn)題：對(duì)象丟失。

例子：

• A.c = C
• B.c = null
• 第一步，初始 Root(黑)-> A(黑) Root(黑)-> B(灰)-> C(白)
• 第二步，在當(dāng)前場(chǎng)景下執(zhí)行如下操作

Root(黑)-> A(黑)-> C(白) Root(黑)-> B(黑)

第三步，如果內(nèi)存回收的時(shí)候，就會(huì)將 C 回收掉，會(huì)導(dǎo)致 C 對(duì)象丟失。

SATB 原始快照(Snapshot-At-The-Beginning)

• SATB是維持并發(fā)GC的一種手段。G1并發(fā)的基礎(chǔ)就是SATB。SATB可以理解成在GC開(kāi)始之前對(duì)堆內(nèi)存里的對(duì)象做一次快照，此時(shí)活的對(duì)象就認(rèn)為是活的，從而形成一個(gè)對(duì)象圖
• 在GC收集的時(shí)候，新生代的對(duì)象也認(rèn)為是活的對(duì)象，除此之外其他不可達(dá)的對(duì)象也認(rèn)為是垃圾對(duì)象。
• 如何找到在GC過(guò)程分配的對(duì)象呢?每個(gè)region記錄著兩個(gè)top-at-mark-start(TAMS) 指針，分別為prevTAMS 和nextTAMS。在TAMS以上的獨(dú)享就是新分配的，因而被視為隱式marked
• 通過(guò)這種方式我們就找到了再GC過(guò)程中新分配的對(duì)象，并把這些對(duì)象認(rèn)為是活的對(duì)象。
• 解決了對(duì)象在GC過(guò)程中分配的問(wèn)題，呢么GC過(guò)程中引用頻繁變化的問(wèn)題是怎么解決的呢?
• G1給出的解決辦法是通過(guò)Write Barrier. Write Barrier 就是堆引用字段進(jìn)行賦值做了額外處理。通過(guò)Write Barrier就可以了解到哪些引用對(duì)象發(fā)生了什么樣的變化
• mark 的過(guò)程就是遍歷heap標(biāo)記live object的過(guò)程，采用的三色標(biāo)記算法，這三種顏色為white(表示還未訪問(wèn)到)、gray(訪問(wèn)到但是它用到的引用還誒有完全掃描)、black (訪問(wèn)到而且其用到的引用完全掃描完)
• 整個(gè)三色標(biāo)記算法就是從GC Roots出發(fā)遍歷heap，針對(duì)可達(dá)對(duì)象先標(biāo)記white為gray， 然后再標(biāo)記gray為black; 遍歷完成之后所有可達(dá)對(duì)象都是black的，所有white 都是可以回收的。
• SATB僅僅對(duì)于在marking開(kāi)始階段進(jìn)行"snapshot"(marked all reachable at mark start), 但是concurrent 的時(shí)候并發(fā)修改可能造成對(duì)象漏標(biāo)記

為什 G1 采用 STAB?CMS 使用增量更新?

我的理解：STAB 相對(duì)增量更新效率會(huì)很高(當(dāng)然 STAB 可能造成更多的浮動(dòng)垃圾)，因?yàn)椴恍枰匦聵?biāo)記再次深度掃描被刪除引用對(duì)象，而 CMS 對(duì)增量引用的根對(duì)象會(huì)做深度掃描， G1 因?yàn)楹芏鄬?duì)象都是位于不同的 region ，CMS 是一塊老年代區(qū)域，重新深度掃描對(duì)象的話 G1 的代價(jià)會(huì)比 CMS 高， 所以 G1 選擇 STAB 不深度掃描對(duì)象，只是簡(jiǎn)單標(biāo)記， 等到下一輪 GC 再深度掃描。

寫屏障(Write Barrier)

void oop_field_store(oop* field, oop new_value) { 
    *field = new_value; // 賦值操作
}

所謂的寫屏障，其實(shí)就是指在賦值操作前后，加入一些處理(可以參考AOP的概念)：

void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {  
    pre_write_barrier(field); // 寫屏障-寫前操作
    *field = new_value; 
    post_write_barrier(field, value);  // 寫屏障-寫后操作
}

寫屏障和SATB

當(dāng)對(duì)象E的成員變量的引用發(fā)生變化時(shí)(objE.fieldG = null;)，我們可以利用寫屏障，將E原來(lái)成員變量的引用對(duì)象G記錄下來(lái)：

void pre_write_barrier(oop* field) {
    oop old_value = *field; // 獲取舊值
    remark_set.add(old_value); // 記錄 原來(lái)的引用對(duì)象
}

這種做法的思路是：嘗試保留開(kāi)始時(shí)的對(duì)象圖，即原始快照(Snapshot At The Beginning，SATB)，當(dāng)某個(gè)時(shí)刻 的GC Roots確定=后，當(dāng)時(shí)的對(duì)象圖就已經(jīng)確定了。比如 當(dāng)時(shí) D是引用著G的，那后續(xù)的標(biāo)記也應(yīng)該是按照這個(gè)時(shí)刻的對(duì)象圖走(D引用著G)。如果期間發(fā)生變化，則可以記錄起來(lái)，保證標(biāo)記依然按照原本的視圖來(lái)。

值得一提的是，掃描所有GC Roots 這個(gè)操作(即初始標(biāo)記)通常是需要STW的，否則有可能永遠(yuǎn)都掃不完，因?yàn)椴l(fā)期間可能增加新的GC Roots。

一點(diǎn)小優(yōu)化：如果不是處于垃圾回收的并發(fā)標(biāo)記階段，或者已經(jīng)被標(biāo)記過(guò)了，其實(shí)是沒(méi)必要再記錄了，所以可以加個(gè)簡(jiǎn)單的判斷:

void pre_write_barrier(oop* field) {
  // 處于GC并發(fā)標(biāo)記階段 且 該對(duì)象沒(méi)有被標(biāo)記（訪問(wèn)）過(guò)
  if($gc_phase == GC_CONCURRENT_MARK && !isMarkd(field)) { 
      oop old_value = *field; // 獲取舊值
      remark_set.add(old_value); // 記錄  原來(lái)的引用對(duì)象
  }
}

寫屏障和增量更新

當(dāng)對(duì)象D的成員變量的引用發(fā)生變化時(shí)(objD.fieldG = G;)，我們可以利用寫屏障，將D新的成員變量引用對(duì)象G記錄下來(lái)：

void post_write_barrier(oop* field, oop new_value) {  
  if($gc_phase == GC_CONCURRENT_MARK && !isMarkd(field)) {
      remark_set.add(new_value); // 記錄新引用的對(duì)象
  }
}

這種做法的思路是：不要求保留原始快照，而是針對(duì)新增的引用，將其記錄下來(lái)等待遍歷，即增量更新(Incremental Update)

讀屏障

oop oop_field_load(oop* field) {
  pre_load_barrier(field); // 讀屏障-讀取前操作
  return *field;
}

讀屏障是直接針對(duì)第一步：var G = objE.fieldG;，當(dāng)讀取成員變量時(shí)，一律記錄下來(lái)：

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); // 記錄讀取到的對(duì)象
  }
}

現(xiàn)代追蹤式(可達(dá)性分析)的垃圾回收器幾乎都借鑒了三色標(biāo)記的算法思想，盡管實(shí)現(xiàn)的方式不盡相同：比如白色/黑色集合一般都不會(huì)出現(xiàn)(但是有其他體現(xiàn)顏色的地方)、灰色集合可以通過(guò)棧/隊(duì)列/緩存日志等方式進(jìn)行實(shí)現(xiàn)、遍歷方式可以是廣度/深度遍歷等等。

對(duì)于讀寫屏障，以Java HotSpot VM為例，其并發(fā)標(biāo)記時(shí)對(duì)漏標(biāo)的處理方案如下：

• CMS：寫屏障 + 增量更新
• G1：寫屏障 + SATB
• ZGC：讀屏障

漏標(biāo)-讀寫屏障

漏標(biāo)會(huì)導(dǎo)致被引用的對(duì)象被當(dāng)成垃圾誤刪除，這個(gè)是嚴(yán)重的 BUG ，有兩種處理方案：增量更新(Incremental Update)和原始快照(Snapshot At The Beginning, STAB)

增量更新 就是當(dāng)黑色對(duì)象插入新的指向白色對(duì)象的引用記錄下來(lái)，等并發(fā)掃描結(jié)束之后，再將這些記錄過(guò)的引用關(guān)系中的黑色對(duì)象為根，重新掃描一次。這個(gè)可以簡(jiǎn)化理解為，黑色對(duì)象一旦新插入了指向白色對(duì)象的引用之后，它就變回灰色對(duì)象了。

原始快照 就當(dāng)灰色對(duì)象要?jiǎng)h除指向白色的對(duì)象，將白色對(duì)象直接標(biāo)記為黑色(目的就是讓這種對(duì)象在本輪 GC 清理中能夠存活下來(lái)，等待下一輪 GC 的時(shí)候重新掃描， 這個(gè)對(duì)象也可能就是浮動(dòng)垃圾)

以上無(wú)論是引用關(guān)系記錄的插入還是刪除，虛擬機(jī)的記錄操作都是通過(guò) 寫屏障 實(shí)現(xiàn)的。

記憶集和卡表 (**Remember Set **& Cardtable)

在新生代做 GC Roots 可達(dá)性掃描過(guò)程中可能會(huì)碰到跨代引用的對(duì)象 ,這種如果又去對(duì)老年代再去掃描效率太低了。為此,在新生代可以引入記錄集 (Remember Set) 的數(shù)據(jù)結(jié)枃 (記錄從非收集區(qū)到收集區(qū)的指針集合) , 避免把整個(gè)老年代加入 GC Roots掃描范圍。事實(shí)上并不只是新生代、老年代之間才有跨代引用的問(wèn)題,所有涉及部分區(qū)域收集( Partial GC)行為的垃圾收集器,典型的如G1、ZC和 Shenandoah 收集器,都會(huì)面臨相同的問(wèn)題。

垃圾收集場(chǎng)景中, 收集器只需通過(guò)記憶集判斷岀某一塊非收集區(qū)域是否存在指向收集區(qū)域的指針即可, 無(wú)需了解跨代引用指針的全部細(xì)節(jié)hotspot使用一種叫做 "卡表"( Cardtable )的方式實(shí)現(xiàn)記憶集,也是目前最常用的一種方式。關(guān)于卡表與記憶集的關(guān)系,可以類比為Java語(yǔ)言中 Hashmap與Map的關(guān)系卡表是使用一個(gè)字節(jié)數(shù)組實(shí)現(xiàn): CARD TABLE[],每個(gè)元素對(duì)應(yīng)著其標(biāo)識(shí)的內(nèi)存區(qū)域一塊特定大小的內(nèi)存塊,稱為“卡頁(yè)”。hotspot使用的卡頁(yè)是2^9大小,即512字節(jié)

卡表與卡頁(yè).png

一個(gè)卡頁(yè)中可以包含多個(gè)對(duì)象，只要有一個(gè)對(duì)象的字段存在跨代指針，其對(duì)應(yīng)的卡表的元素標(biāo)識(shí)就變成 1 ，表示該元素變臟， 否則為 0 ， GC 時(shí)， 只要篩選本收集區(qū)的卡表中變臟的元素加入 GCRoots 里。

卡表的維護(hù)

卡表變臟上面已經(jīng)說(shuō)到了， 但是需要注意的是如何讓卡表變臟， 即發(fā)生了引用字段賦值時(shí)，如何更新卡表對(duì)標(biāo)識(shí)為 Hotspot 使用 寫屏障 維護(hù)卡表狀態(tài)

參考資料

• 《深入理解 Java 虛擬機(jī)第三版》 周志明
• 三色標(biāo)記法與讀寫屏障 路過(guò)的豬