一

引言

垃圾回收對(duì)于Javaer來(lái)說(shuō)是一個(gè)繞不開(kāi)的話題，工作中涉及到的調(diào)優(yōu)工作也經(jīng)常圍繞垃圾回收器展開(kāi)。面對(duì)不同的業(yè)務(wù)場(chǎng)景沒(méi)有一個(gè)統(tǒng)一的垃圾回收器能保證可GC性能。因此對(duì)程序員來(lái)說(shuō)不僅要會(huì)編寫(xiě)業(yè)務(wù)代碼，同時(shí)也要卷一下JVM底層原理和調(diào)優(yōu)知識(shí)。這種局面可能因?yàn)閆GC的出現(xiàn)而發(fā)生改變，新一代回收器ZGC幾乎不需要調(diào)優(yōu)的情況下GC停頓時(shí)間可以降低到亞秒級(jí)。

Oracle從JDK11開(kāi)始正式引入ZGC，ZGC設(shè)計(jì)三大目標(biāo)：

支持TB級(jí)內(nèi)存 (8M~4TB) 。

停頓時(shí)間控制在10ms之內(nèi) (生產(chǎn)環(huán)境實(shí)際觀測(cè)在微秒級(jí)) ，停頓不會(huì)隨著堆的大小，或者活躍對(duì)象的大小而增加。

對(duì)程序吞吐量影響小于15%。

ZGC是如何設(shè)計(jì)怎么達(dá)到這個(gè)目標(biāo)的呢？本文將從ZGC算法的關(guān)鍵特性入手，通過(guò)分析ZGC周期處理過(guò)程來(lái)理解這些特性，探索ZGC設(shè)計(jì)思想。

二

ZGC術(shù)語(yǔ)

非分代：將對(duì)內(nèi)存劃分為新生代和老年代 (G1已經(jīng)邏輯分代) ，ZGC取消分代設(shè)計(jì)，每個(gè)GC周期都將標(biāo)記整個(gè)堆中的所有活動(dòng)對(duì)象。

頁(yè)面：ZGC將堆空間分解成一塊塊區(qū)域，這些區(qū)域叫做頁(yè)面，ZGC通過(guò)頁(yè)面來(lái)回收內(nèi)存。

并發(fā)性：GC和線程和業(yè)務(wù)線程同時(shí)運(yùn)行。ZGC的高度并發(fā)設(shè)計(jì)，幾乎所有GC工作、標(biāo)記和堆碎片整理都是和業(yè)務(wù)線程 (mutators) 同時(shí)運(yùn)行的，只包含了短暫的STW同步暫停。

并行：多個(gè)線程進(jìn)行GC線程同時(shí)工作，加快回收速度。

標(biāo)記-復(fù)制算法：標(biāo)記-復(fù)制算法主要包括以下3個(gè)過(guò)程。

標(biāo)記階段，即從GC Roots集合開(kāi)始，分析對(duì)象可達(dá)性，標(biāo)記出活躍對(duì)象。

圖1：可達(dá)性分析后對(duì)象的引用狀態(tài)

對(duì)象轉(zhuǎn)移階段，即把活躍對(duì)象復(fù)制到新的內(nèi)存地址上。

重定位階段，因?yàn)檗D(zhuǎn)移導(dǎo)致對(duì)象的地址發(fā)生了變化，在重定位階段，所有指向?qū)ο笈f地址的指針都要調(diào)整到對(duì)象新的地址上。

標(biāo)記-復(fù)制算法的最大優(yōu)勢(shì)就是防止堆內(nèi)存碎片化的出現(xiàn)，復(fù)制的過(guò)程就可以對(duì)堆內(nèi)存進(jìn)行整理。ZGC、CMS和G1都是采用了標(biāo)記-復(fù)制算法，但是不同的實(shí)現(xiàn)導(dǎo)致了很大的性能差異。

三

ZGC性能數(shù)據(jù)

ZGC設(shè)計(jì)致力于提供幾毫秒的最大暫停時(shí)間，同時(shí)保證吞吐量不受影響。下面是SPECjbb2015針對(duì)OpenJDK中的不同收集器運(yùn)行的性能測(cè)試數(shù)據(jù)。在128G堆內(nèi)存下，無(wú)論是延遲還是吞吐量上面ZGC的性能表現(xiàn)都高于其他收集器。

圖2：SPECjbb2015GC性能評(píng)分

圖3: SPECjbb2015GC延遲比較

四

ZGC關(guān)鍵特性

ZGC的周期是高度并發(fā)的，并發(fā)性越高意味著GC工作時(shí)對(duì)業(yè)務(wù)線程的影響越小，SPECjbb2015的性能報(bào)告可以看出ZGC在延遲上比G1低10倍以上，ZGC的工作周期只有三個(gè)階段是STW的，其他階段完全并發(fā)。這得益于ZGC在堆視圖并發(fā)一致性設(shè)計(jì)上的改進(jìn)。我們都清楚在并發(fā)的場(chǎng)景下需要協(xié)調(diào)各個(gè)線程對(duì)共享資源達(dá)成一致性，常用的手段就是對(duì)資源加鎖，而在垃圾回收器下的思路也是類(lèi)似，如果GC線程工作是需要鎖定對(duì)象資源進(jìn)行處理，業(yè)務(wù)線程則需要全部暫停，這就產(chǎn)生了STW (Stop The Word) 。以往的垃圾回收器都是讓GC線程和業(yè)務(wù)線程就堆中對(duì)象地址達(dá)成一致，對(duì)象在發(fā)生轉(zhuǎn)移時(shí)業(yè)務(wù)線程是不能訪問(wèn)的 (因?yàn)閷?duì)象的地址發(fā)生了變化) ，無(wú)論G1還是CMS對(duì)象在進(jìn)行復(fù)制時(shí)都是需要STW。ZGC使用到的著色指針（Colored Pointer）和讀屏障（Load Barrier）技術(shù)，可以讓所有線程在并發(fā)的條件下就指針的顏色 (狀態(tài)) 達(dá)成一致，而不是對(duì)象地址。因此，ZGC可以并發(fā)的復(fù)制對(duì)象，這大大的降低了GC的停頓時(shí)間。我們先對(duì)著色指針和讀屏障有個(gè)初步的理解，然后在通過(guò)ZGC回收周期來(lái)看這2項(xiàng)技術(shù)的具體運(yùn)用。

著色指針(Colored Pointer)

在指針中嵌入元數(shù)據(jù)（使用地址中的高階位來(lái)實(shí)現(xiàn)），這種通過(guò)在指針存儲(chǔ)元數(shù)據(jù)的技術(shù)就叫做著色指針 (Colored Pointer) 。ZGC中指針始終是64位結(jié)構(gòu)，由元位（指針的顏色）和地址位組成。地址位數(shù)決定了理論上支持的最大堆大小，ZGC使用42位存儲(chǔ)地址也就意味著ZGC最大支持4TB堆內(nèi)存。如圖所示，低42位是地址位，中間4位是元位，高18位未使用。四個(gè)元位是Finalized ( F )、Remapped ( R )、Marked1 ( M1 ) 和Marked0 ( M0 )。

圖4: 64位地址使用示意圖

ZGC中將指定上的標(biāo)記通過(guò)顏色來(lái)表示，顏色可以是“good” (地址有效) 或“bad” (地址可能無(wú)效) 。指針的顏色由其元位的狀態(tài)決定：F、R、M1和M0。“good”是R、M1、M0元位中的一個(gè)被設(shè)置，另外三個(gè)未設(shè)置，比如0100、0010和 0001屬于“good”顏色。通過(guò)在指針上的顏色就能區(qū)分出對(duì)象狀態(tài)，不用額外做內(nèi)存訪問(wèn)，這使得ZGC在標(biāo)記和轉(zhuǎn)移階段會(huì)更快。

通過(guò)設(shè)置地址元位的狀態(tài)，可以形成不同地址視圖，ZGC同一物理堆內(nèi)存被映射到虛擬地址空間三次，從而產(chǎn)生同一物理內(nèi)存的三個(gè)“視圖”，GC活動(dòng)的不同時(shí)期會(huì)只存在一個(gè)活躍視圖，根據(jù)垃圾回收的周期ZGC通過(guò)切換不同視圖標(biāo)來(lái)記出對(duì)象的顏色。

下圖是虛擬地址的空間劃分：

圖5：虛擬地址空間劃分和多視圖映射

[0~4TB) 對(duì)應(yīng)Java堆；

[4TB ~ 8TB) 稱(chēng)為M0地址空間；

[8TB ~ 12TB) 稱(chēng)為M1地址空間；

[12TB ~ 16TB) 預(yù)留未使用；

[16TB ~ 20TB) 稱(chēng)為Remapped空間。

ZGC是不分代的，這意味著垃圾回收是需要掃描整個(gè)堆空間，地址視圖將整個(gè)Java堆分成多個(gè)部分，并為每個(gè)部分分配一個(gè)虛擬內(nèi)存段。在垃圾回收時(shí)，ZGC只需要掃描其中一個(gè)虛擬內(nèi)存段，并將其作為當(dāng)前視圖映射到實(shí)際的內(nèi)存位置。同時(shí)，ZGC會(huì)將其他虛擬內(nèi)存段映射到虛擬地址上，這些內(nèi)存段不會(huì)被收集器掃描。

讀屏障(Load Barrier)

ZGC 通過(guò)利用讀屏障而不是寫(xiě)入屏障，與HotSpot JVM中以前的GC (CMS，G1等) 算法顯著不同。讀屏障解決了并發(fā)轉(zhuǎn)移時(shí)對(duì)象指針更新問(wèn)題：在轉(zhuǎn)移期間，如果移動(dòng)對(duì)象而不用更新引用對(duì)象的傳入指針（移動(dòng)的對(duì)象可能被堆中的任何其他對(duì)象所引用），就會(huì)產(chǎn)生懸空指針 (已經(jīng)被釋放的內(nèi)存空間或者無(wú)效的內(nèi)存地址，訪問(wèn)懸空指針會(huì)出現(xiàn)問(wèn)題) 。通過(guò)讀屏障技術(shù)能夠捕獲此類(lèi)懸空指針對(duì)象，并觸發(fā)代碼，更新對(duì)象的新位置，從而“修復(fù)”懸空指針。為了跟蹤對(duì)象如何移動(dòng)，以便在加載時(shí)固定懸空指針，ZGC中使用轉(zhuǎn)發(fā)表 (forwarding tables ) 來(lái)將重定位前（舊）地址映射到重定位后（新）地址。無(wú)論是業(yè)務(wù)線程作為使用者訪問(wèn)對(duì)象，還是GC線程遍歷堆中的所有活動(dòng)對(duì)象（在標(biāo)記期間）都有可能會(huì)觸發(fā)讀屏障。

ZGC讀屏障如何實(shí)現(xiàn)呢？舉個(gè)例子，代碼 var x = obj.field。x是一個(gè)位于堆棧上的局部變量，field是一個(gè)位于堆上的指針。業(yè)務(wù)線程在操作堆對(duì)象時(shí)觸發(fā)讀屏障。讀屏障的執(zhí)行路徑有快 (fast path) 和慢 (slow path) 兩種，如果正在加載的指針有效狀態(tài) (good color) ，則采用加載屏障的快速路徑，否則，采用慢速路徑。快速路徑實(shí)際上是空的，而慢速路徑包含計(jì)算有效狀態(tài)指針的邏輯：檢查對(duì)象是否已經(jīng)（或即將）重新定位，如果是，則查找或生成新的地址。讀屏障除了能讓觸發(fā)讀屏障的線程讀取到最新地址，同時(shí)還具有自我修復(fù)指針（self-healed）的功能，這意味著讀屏障會(huì)修改指針的狀態(tài)，以便后續(xù)其他線程訪問(wèn)時(shí)能執(zhí)行快速路徑。無(wú)論采用哪條路徑，都會(huì)返回正確狀態(tài)的地址。下面用偽代碼表示ZGC在執(zhí)行讀屏障時(shí)的大體邏輯：

?

?

/**
slot?是值線程棧中的局部變量，也就是屏障要操作的目標(biāo)對(duì)象
*/
unintptr_t barrier(unintptr_t *slot,unintptr_t addr){
    //快速路徑,fast path
    if(is_good_or_null(addr))return addr;
    //慢速路徑,slow path
    good_addr = process(addr);
    //自我修復(fù)
    self_heal(slot,addr,good_addr);
    return good_addr;
}
/*
自我修復(fù)，將指針恢復(fù)到正常狀態(tài)
*/
void self_heal(unintptr_t *slot,unintptr_t old_addr,unintptr_t new_addr){
    if(new_addr == 0)return;
    while(true){
        if(CAS(slot,&old_addr,new_addr)
        return;
        if(is_good_or_null(old_addr))
        return;
    }
}

?

?

ZGC的讀屏障可能被GC線程和業(yè)務(wù)線程觸發(fā)，并且只會(huì)在訪問(wèn)堆內(nèi)對(duì)象時(shí)觸發(fā)，訪問(wèn)的對(duì)象位于GC Roots時(shí)不會(huì)觸發(fā)，這也是掃描GC Roots時(shí)需要STW的原因。

下面是一個(gè)簡(jiǎn)化的示例代碼，展示了讀屏障的觸發(fā)時(shí)機(jī)。

?

?

Object o = obj.FieldA   // 從堆中讀取引用，需要加入屏障

Object p = o  // 無(wú)需加入屏障，因?yàn)椴皇菑亩阎凶x取引用
o.dosomething() // 無(wú)需加入屏障，因?yàn)椴皇菑亩阎凶x取引用
int i =  obj.FieldB  //無(wú)需加入屏障，因?yàn)椴皇菍?duì)象引用

?

?

五

ZGC執(zhí)行周期

如下圖 所示，ZGC 周期由三個(gè) STW 暫停和四個(gè)并發(fā)階段組成：標(biāo)記/重新映射( M/R )、并發(fā)引用處理( RP )、并發(fā)轉(zhuǎn)移準(zhǔn)備( EC ) 和并發(fā)轉(zhuǎn)移( RE )。為了讀者能快速理解，下面對(duì)ZGC執(zhí)行過(guò)程進(jìn)行了大量簡(jiǎn)化。

圖6：ZGC周期表示

初始標(biāo)記(STW1)

ZGC 初始標(biāo)記執(zhí)行包含三個(gè)主要任務(wù)。

地址視圖被設(shè)置成M0 (或M1) ，M0還是M1根據(jù)前一周期交替設(shè)置的。

重新分配新的頁(yè)面給業(yè)務(wù)線程創(chuàng)建對(duì)象，ZGC只會(huì)處理當(dāng)前周期之前分配的頁(yè)面。

初始標(biāo)記只會(huì)存活的根對(duì)象被標(biāo)記為M0 (M1) ，并被加入標(biāo)記棧進(jìn)行并發(fā)標(biāo)記。

GC周期中地址視圖窗口

圖7：ZGC周期中狀態(tài)窗口劃分

并發(fā)標(biāo)記(M/R)

并發(fā)標(biāo)記的任務(wù)有2個(gè)：

第一，并發(fā)標(biāo)記線程從待標(biāo)記的對(duì)象列表出發(fā)，根據(jù)對(duì)象引用關(guān)系圖遍歷對(duì)象的成員變量，遞歸進(jìn)行標(biāo)記。

第二，計(jì)算，并更新關(guān)聯(lián)頁(yè)面的活躍度信息?；顒?dòng)信息是頁(yè)面上的活動(dòng)字節(jié)數(shù)，用于選擇將要回收的頁(yè)面，這些對(duì)象將作為堆碎片整理的一部分進(jìn)行重新定位。

下面?zhèn)未a是并發(fā)標(biāo)記的主要過(guò)程：

?

?

while(obj in mark_stack){
    //標(biāo)記存活對(duì)象,當(dāng)且僅當(dāng)該對(duì)象未被標(biāo)記并且當(dāng)前線程成功標(biāo)記該對(duì)象時(shí)才返回true
    success = mark_obj(obj);
    if(success){
        for(e in obj->ref_fields()){
            MarkBarrier(slot_of_e,e);
        }
    }
}
//GC線程調(diào)用
//EC是待回收頁(yè)面的集合
void MarkBarrier(uintptr_t *slot,unintptr_t addr){
    if(is_null(addr))return;
    //判斷是否在待回收集合內(nèi)
    if(is_pointing_into(addr,EC)){
        //地址重映射到當(dāng)前GC視圖
        good_addr = remap(addr);
    } else {
        good_addr = good_color(addr);
    }
    //訪問(wèn)的對(duì)象添加到標(biāo)記棧
    mark_stack->add(good_addr);
    self_heal(slot,addr,good_addr);
}


//讀屏障前面有介紹過(guò)，由業(yè)務(wù)線程調(diào)用
void LoadBarrier(uintptr_t *slot,unintptr_t addr){
    if(is_null(addr))return;
    if(is_pointing_into(addr,EC)){
        good_addr = remap(addr);
    } else {
        good_addr = good_color(addr);
    }
    mark_stack->add(good_addr);
    self_heal(slot,addr,good_addr);
    return good_addr;
}

?

?

代碼片段顯示了并發(fā)標(biāo)記階段的GC線程主循環(huán)。mark_obj()當(dāng)且僅當(dāng)該對(duì)象未被標(biāo)記并且當(dāng)前線程成功標(biāo)記該對(duì)象時(shí)才返回 true。它在內(nèi)部使用原子操作(compare and swap,CAS)來(lái)設(shè)置位圖中的位，因此它是線程安全的。MarkBarrier()遍歷該對(duì)象的成員屬性，完成對(duì)象引用的標(biāo)記。并發(fā)標(biāo)記時(shí)業(yè)務(wù)線程也在運(yùn)行，此前如果業(yè)務(wù)線程訪問(wèn)對(duì)象將執(zhí)行LoadBarrier()協(xié)助GC線程完成對(duì)象標(biāo)記。

再標(biāo)記階段(STW2)

再標(biāo)記階段的主要任務(wù)有3個(gè)：

執(zhí)行修復(fù)任務(wù)，指線程運(yùn)行C2編譯的代碼，在進(jìn)入再標(biāo)記階段時(shí)可能發(fā)生漏標(biāo)。

結(jié)束標(biāo)記，并發(fā)標(biāo)記后業(yè)務(wù)線程本地標(biāo)記?？赡艽嬖诖龢?biāo)記的對(duì)象，執(zhí)行本步驟的目的就是對(duì)這些待標(biāo)記對(duì)象進(jìn)行標(biāo)記。

執(zhí)行部分非強(qiáng)根并行標(biāo)記。

并發(fā)轉(zhuǎn)移準(zhǔn)備(EC)

并發(fā)轉(zhuǎn)移準(zhǔn)備任務(wù)：

篩選所有可以被回收的頁(yè)面

選擇垃圾比較多的頁(yè)面作為頁(yè)面轉(zhuǎn)移集

初始轉(zhuǎn)移(STW3)

初始轉(zhuǎn)移主要以下過(guò)程：

調(diào)整地址視圖：將地址視圖從M0或者M(jìn)1調(diào)整為Remapped，說(shuō)明進(jìn)入真正的轉(zhuǎn)移，此后所有分配的對(duì)象視圖都是Remapped。

重定位TLAB：因?yàn)榈刂芬晥D調(diào)整，所以要調(diào)整TLAB中地址的視圖。

開(kāi)始轉(zhuǎn)移：從根集合出發(fā)，遍歷根對(duì)象的直接引用的對(duì)象，對(duì)這些對(duì)象進(jìn)行轉(zhuǎn)移。

初始轉(zhuǎn)移是STW的，其處理時(shí)間和GC Roots的數(shù)量成正比，一般情況耗時(shí)非常短。

并發(fā)轉(zhuǎn)移（RE）

初始轉(zhuǎn)移完成了GC Roots對(duì)象重定位，在并發(fā)轉(zhuǎn)移階段將對(duì)前面步驟確定的轉(zhuǎn)移集 (EC) ，對(duì)轉(zhuǎn)移集的每一頁(yè)執(zhí)行轉(zhuǎn)移。

并發(fā)轉(zhuǎn)移的過(guò)程可以抽象成如下偽代碼過(guò)程：

?

?

//GC線程主循環(huán)遍歷EC的頁(yè)面，將個(gè)將EC集頁(yè)面中對(duì)象進(jìn)行轉(zhuǎn)移
for (page in EC){
    for(obj in page){
        relocate(obj);
    }
}
//該方法GC和業(yè)務(wù)線程都有可能執(zhí)行,如果是業(yè)務(wù)線程訪問(wèn)對(duì)象會(huì)先進(jìn)行轉(zhuǎn)移在進(jìn)行操作
unintptr_t relocate(unintptr_t obj) {
    //獲取對(duì)象的地址轉(zhuǎn)發(fā)表
    ft = forwarding_tables_get(obj);
    if (ft->exist(obj)){
        return ft->get(obj);
    }
    new_obj = copy(obj);
    //CAS寫(xiě)對(duì)象轉(zhuǎn)發(fā)表數(shù)據(jù)
    if(ft->insert(obj,new_obj)){
        return new_obj;
    }
    //CAS發(fā)生競(jìng)爭(zhēng)，寫(xiě)轉(zhuǎn)發(fā)表失敗，釋放分配的內(nèi)存
    dealloc(new_obj)
    return ft->get(obj);
}

?

?

轉(zhuǎn)發(fā)表的作用是存儲(chǔ)對(duì)轉(zhuǎn)移后舊地址到新地址的映射，轉(zhuǎn)發(fā)表的數(shù)據(jù)存儲(chǔ)在頁(yè)面中，轉(zhuǎn)移完成的頁(yè)面即可被回收掉。

并發(fā)轉(zhuǎn)移完成之后整個(gè)ZGC周期完成。

六

ZGC算法演示

為了說(shuō)明ZGC算法，下圖演示了示例中的所有階段。

圖8：ZGC算法演示

圖8(1)顯示了堆的初始狀態(tài)，應(yīng)用啟動(dòng)后ZGC完成了初始化。

在圖8(2)中，選擇M0作為全局標(biāo)記，并且所有根指針都被標(biāo)記成M0。然后，所有根都被推送到標(biāo)記堆棧，該標(biāo)記堆棧在并發(fā)標(biāo)記 (M/R) 期間由GC線程消耗。

如圖8(3)所示，圖中用合適的顏色繪制對(duì)象本身，以表明它們已被標(biāo)記，即使指針有狀態(tài)。

在圖8(4) 中，選擇存活對(duì)象最少的頁(yè)面（中間的頁(yè)面）作為轉(zhuǎn)移候選集 (EC) 。

隨后，在圖8(5)中，全局標(biāo)記被設(shè)置為Remmaped，并且所有根指針都已更新Remmaped。如果根指向EC，則相應(yīng)的對(duì)象將被重新定位，并且根指針更新為新地址。

在圖8(6)中，EC中的對(duì)象被轉(zhuǎn)移，并且地址記錄被逐出頁(yè)面中轉(zhuǎn)發(fā)表上，用于新舊地址轉(zhuǎn)換。當(dāng)并發(fā)轉(zhuǎn)移階段結(jié)束時(shí)，當(dāng)前GC周期也會(huì)結(jié)束。當(dāng)前周期內(nèi)整個(gè)EC都會(huì)被回收。這里可能有個(gè)疑問(wèn)，對(duì)象的舊地址還沒(méi)有更新，頁(yè)面如果被回收了如何還能訪問(wèn)對(duì)象呢？原因是回收的是頁(yè)面中對(duì)象存儲(chǔ)空間，轉(zhuǎn)發(fā)表不會(huì)被回收，如果此時(shí)業(yè)務(wù)線程訪問(wèn)這些對(duì)象，會(huì)觸發(fā)讀屏障的慢路徑位，失效指針會(huì)被修復(fù)。對(duì)于沒(méi)有訪問(wèn)到的失效指針，直到下一個(gè)GC并發(fā)標(biāo)記 (M/R) 階段才會(huì)被修復(fù)。

在圖8(7)中，下一個(gè)GC循環(huán)開(kāi)始，M1被選擇為全局狀態(tài)（M0 和 M1 之間交替使用）。

在圖8(8)中，并發(fā)標(biāo)記階段 (M/R) 通過(guò)查詢轉(zhuǎn)發(fā)表失效的指標(biāo)被映射到新位置。

最后，在圖8(9)中，上一周期EC頁(yè)面的轉(zhuǎn)發(fā)表被回收，為即將到來(lái)的并發(fā)轉(zhuǎn)移 (RE) 階段做準(zhǔn)備。

七

總結(jié)

ZGC是一個(gè)十分復(fù)雜的JVM子系統(tǒng)，沒(méi)辦法通過(guò)一篇文章把所有的細(xì)節(jié)描述清楚。本文詳細(xì)探討了ZGC的著色指針和讀屏障關(guān)鍵技術(shù)，他們也是ZGC中創(chuàng)新點(diǎn)，最后通過(guò)一個(gè)示例對(duì)ZGC算法過(guò)程做了一個(gè)簡(jiǎn)化版的演示。通過(guò)對(duì)ZGC這種復(fù)雜系統(tǒng)的學(xué)習(xí)，讓我也體會(huì)到分析復(fù)雜系統(tǒng)時(shí)沒(méi)必要一開(kāi)始就過(guò)多的糾結(jié)實(shí)現(xiàn)細(xì)節(jié)，可以先從關(guān)鍵流程入手再層層深入。

ZGC的高并發(fā)設(shè)計(jì)造就了它的高性能，背后要?dú)w功于著色指針和讀屏障運(yùn)用，當(dāng)然除了這2項(xiàng)還有其他精妙的設(shè)計(jì)比如：內(nèi)存模型，并發(fā)模型，預(yù)測(cè)算法等這里不展開(kāi)，讀者可以參考其他文章。了解ZGC的基本原理可以幫助優(yōu)化應(yīng)用程序的性能，為應(yīng)用調(diào)優(yōu)做些知識(shí)儲(chǔ)備。最后，ZGC有卓越的性能和穩(wěn)定性表現(xiàn)，我們?cè)谶x擇GC選型時(shí)可以優(yōu)先考慮使用ZGC。

編輯：黃飛

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