G1並發標記過程觀點不錯的文章

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Marking Cycle Phase

算法的Marking cycle phase大概可以分成五個階段：

1. Initial marking phase：G1收集器掃描所有的根。該過程是和young GC的暫停過程一起的；
2. Root region scanning phase：掃描Survivor Regions中指向老年代的被initial mark phase標記的引用及引用的對象，這一個過程是並發進行的。但是該過程要在下一個young GC開始之前結束；
3. Concurrent marking phase：並發標記階段，標記整個堆的存活對象。該過程可以被young GC所打斷。並發階段產生的新的引用（或者引用的更新）會被SATB的write barrier記錄下來；
4. Remark phase：也叫final marking phase。該階段只需要掃描SATB(Snapshot At The Beginning)的buffer，處理在並發階段產生的新的存活對象的引用。作為對比，CMS的remark需要掃描整個mod union table的標記為dirty的entry以及全部根；
5. Cleanup phase：清理階段。該階段會計算每一個region里面存活的對象，並把完全沒有存活對象的Region直接放到空閑列表中。在該階段還會重置Remember Set。該階段在計算Region中存活對象的時候，是STW(Stop-the-world)的，而在重置Remember Set的時候，卻是可以並行的；

Initial marking phase

該階段掃描所有的根，與CMS類似。所不同的是，該階段是和young GC一起的。這里的young GC實際上是指的就是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"。

　　有文章說本階段只是定位出來要掃描的區域，這些區域中的根對象，但並未開始掃描

Root region scanning phase

該過程主要是掃描Survivor region中指向老年代的，在initial mark phase標記的引用及其引用的對象。這是一個很奇怪的步驟，因為在前面不論是Parallel Collector還是CMS，都沒有這么一個步驟。

要理解這一點，要注意的是，算法的兩種模式，不論是young GC還是mixed GC，都需要回收young region。因為實際上RS是不記錄從young region出發的指針，例如，這部分指針包括young region - young region，也包括young-region - old region指針。那么就可能出現一種情況，一個老年代的存活對象，只被年輕代的對象引用。在一次young GC中，這些存活的年輕代的對象會被復制到Survivor Region，因此需要掃描這些Survivor region來查找這些指向老年代的對象的引用，作為並發標記階段掃描老年代的根的一部分。

在理解了這一點的基礎上，那么對於階段必須在下一次young GC啟動前完成的要求，也就理解了。因為如果第二次的young GC啟動了，那么這個過程中，survivor region就可能發生變化。這個時候執行root region phase就會產生錯誤的結果。

Concurrent marking phase

在標記階段，會使用到一個marking stack的東西。G1不斷從marking stack中取出引用，遞歸掃描整個堆里的對象圖，並且在bitmap上進行標記。這個遞歸過程采用的是深度遍歷，會不斷把對象的域入棧。

在並發標記階段，因為應用還在運行，所以可能會有引用變更，包括現有引用指向別的對象，或者刪除了一個引用，或者創建了一個新的對象等。G1采用的是使用SATB的並發標記算法。

在資料6中記錄了使用SATB的兩條原則：

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，該算法的關鍵在於，如果在並發標記的時候，出現了引用修改（不包含新分配內存給對象），那么寫屏障會把這些引用的原始值捕獲下來，記錄在log buffer中。而后再處理。后續的所有的標記，都是從原來的值出發，而不是從新的值出發的。

SATB是一個邏輯上存在概念，在實際中並沒有任何真的實際的數據結構與之對應。叫這個名字，是因為，一旦進入了concurrent marking階段，那么該在該階段的運行過程中，即便應用修改了引用，但是因為SATB的寫屏障記錄下來了原始的值，在遍歷整個堆查找存活對象的時候，使用的依然是原來的值。這就是在邏輯上保持了一個snapshot at the beginning of concurrent marking phase。

在處理新創建的對象，G1采用了不同的方式。G1用了兩個TAMS變量了判斷新創建的對象。一個叫做previous TAMS，一個叫做next TAMS。位於兩者之間的對象就是新分配的對象。

並發標記階段，bitmap和TAMS的作用如圖：

　　

該圖的詳細解釋如下：

1. A是第一次marking cycle的initial marking階段。next bitmap尚未標記任何存活對象，而此時的previous TAMS被初始化為region內存地址起始值，next TAMS被初始化為top。top實際上就是一個region未分配區域和已分配區域的分界點；
2. B是經過concurrent marking階段之后，進入了remark階段。此時存活對象的掃描已經完成了，因此next bitmap構造好了，剛好代表的是當下狀態中region中的內存使用情況。注意的是，此時top已經不再與next TAMS重合了，top和next TAMS之間的就是在前面標記階段之時，新分配的對象；
3. C代表的是clean up階段。C和B比起來，next bitmap變成了previous bitmap，而在bitmap中標記為垃圾（也就是白色區域的）的對應的region的區域也被染成了淺灰色。這並不是指垃圾對象已經被清掃了，僅僅是標記出來了。同時next TAMS和previous TAMS也交換了角色；
4. D代表的是下一個marking cycle的initial marking階段，該階段和A類似，next TAMS重新被初始化為top的值；
5. EF就是BC的重復；

Remark phase

該階段是一個STW的階段。引入該階段的目的，是為了能夠達到結束標記的目標。要結束標記的過程，要滿足三個條件：

1. concurrent marking已經追蹤了所有的存活對象；
2. marking stack是空的；
3. 所有的log都被處理了；

前兩個條件是很容易達到的，但是最后一個是很困難的。如果不引入一個STW的remark過程，那么應用會不斷的更新引用，也就是說，會不斷的產生log，因而永遠也無法達成完成標記的條件。

Clean up

該階段主要完成：

1. 統計存活對象，這是利用RS和bitmap來完成的，統計的結果將會用來排序region，以用於下一次的CSet的選擇；
2. 重置RSet；
3. 把空閑region放到空閑region列表中；

該階段比較容易引起誤解地方在於，Clean up並不會清理垃圾對象，也不會執行存活對象的拷貝。也就是說，在極端情況下，該階段結束之后，空閑Region列表將毫無變化，JVM的內存使用情況也毫無變化。

Evacuation

Evacuation階段STW的，大概可以分成兩個步驟：第一個步驟是從Region中選出若干個Region進行回收，這些被選中的Region稱為Collect Set（簡稱CSet）；而第二個步驟則是把這些Region中存活的對象復制到空閑的Region中去，同時把這些已經被回收的Region放到空閑Region列表中。
這兩個步驟又可以被分解成三個任務：

1. 根據RS的日志更新RS：只有在處理完了RS的日志之后，RS才能夠保證是准確的，完整的，這也是Evacuation是STW的重要原因；
2. 掃描RS和其余的根來確定存活對象：該階段實際上最主要依賴於RS；
3. 拷貝存活對象：該階段只要從2中確定的根觸發，沿着引用鏈一直追溯下去，將存活對象復制到新的region就可以。這個過程中，可能有一部分的年輕代對象會被提升到老年代；

Evacuation的時機

Evacuation的觸發時機在不同的模式下會有一些不同。在不同的模式下都相同的是，只要堆的使用率達到了某個閾值，就必然會觸發Evacuation。這是為了確保在Evacuation的時候有足夠的空閑Region來容納存活對象。

在young GC的情況下，G1會選擇N個region作為CSet，該CSet首先需要滿足軟實時的要求，而一旦已經有N個region已經被分配了，那么就會執行一次Evacuation。

G1會盡可能的執行mixed GC。唯一的限制就是mix GC也需要滿足軟實時的要求。

G1觸發Evacuation的原則大概是：

1. 如果被分配的young region數量滿足young GC的要求，那么就會觸發young GC；
2. 如果被分配的young region數量不滿足young GC，就會進一步考察加上old region的數量，能否滿足old GC的要求；

為了理解這一點，可以舉例來說，假如回收一個old region的時間是回收一個young region的兩倍，也就是young region花費時間T，old region花費2T，在滿足軟實時目標的情況下，GC只能回收8T的region，那么：

1. 假如應用現在只分配k（k<8）塊young region，沒有分配任何old region。這個時候又分配了一個old region，那么這個時候會立刻觸發一次mixed GC，此次GC會選擇k塊young region和一塊old region；
2. 因此，在這種假設下，只要有可以回收的old region的時候，總是會先回收old region；
3. 在沒有任何old region的情況下，才有可能觸發young region。

當然，在一般情況下，這些假設是不成立的。讀者可以思考一下，在young GC和mixed GC達到軟實時的要求下，young region和old region之間回收的花銷不同會導致young GC和mixed GC會在什么情況下觸發。