寫屏障的主要思想,是在標記的過程中,透過寫屏障記錄發生變化的指標,然後在 Mark termination 的 rescan 過程中,重新進行掃描,因為在這一步驟會 STW,所以在這一步驟完成後的白色物件,不會再被引用,可以直接清除
1lfms)”,slice_time*1000
com/p/580f17760f6eJVM調優配置-server JVM執行的模式之一, server模式才能進行逃逸分析, JVM執行的模式還有mix/client-Xmx10m和-Xms10m:堆的大小-XX:+DoEscapeAnal
println((System
透過上面對 card table 的介紹,我們知道 card table 會記錄下老年代所有發生過引用變化物件所在的 card,而 CMS 在併發標記等階段,也需要記錄下老年代發生引用變化的物件以便後續重新掃描,是否可以直接複用 card
答:預設情況下HotSpot中採用的比例是 新生代:老年代=1:2,可以採用引數–XX:SurvivorRatio來指定,一般情況下都會讓老年代的空間大一些,因為新生代物件往往具有存活時間短的特點,往往一次Minor GC過後存活的物件就很
粉墨在tc 半路殺出來,擋了某家的路唄他們沒有證實,就一直在說,你墨在nh 真的不火,在國外也不火他們說gc 風nh 人不吃,然而再不吃也是鐵板釘釘的TOP3 ,這可不是大字報吹出來的還有一個統計,對於這兩年韓國出道的女團的統計,走gc風的
3. compacting演算法(Compacting Collector)為了解決堆碎片問題,基於tracing的垃圾回收吸收了Compacting演算法的思想,在清除的過程中,演算法將所有的物件移到堆的一端,堆的另一端就變成了一個相鄰的
相反設定引數 -XX:+AlwaysTenure, 表示沒有幸存區,所有物件在第一次GC時,會晉升到老年代
當allocateMemory方法執行完之後,期待的結果是gc之後List及裡面的byte陣列都應該被回收掉,可是事實並不是這樣的初步定位這段程式碼非常簡單,我翻來覆去地看著這段程式碼,檢視想改變點什麼,能讓問題出現峰迴路轉,我不斷地控制f
gc()和System
數年前,在CMS和G1還沒誕生之前,很多網際網路系統使用Serial Old和Parallel Old做為老年代收集器,這樣會帶來一個嚴重問題,堆記憶體越大垃圾回收時STW(Stop The World)時間就越長,在網際網路系統中,堆記憶
Remark phase:重新標記,STWCleanup phase:部分STWG1相關調優引數:設定堆佔有率達到這個引數值則觸發global concurrent marking,預設值為45%:-XX:InitiatingHeapOcc
-XX:+PrintGCDetails日誌示例:[GC pause (G1 Humongous Allocation) (young) (initial-mark) 24M- >21M(64M), 0
從這裡可以看出,JVM的記憶體浪費只有region的尾部會有無法分配的空間,但卻沒有Go那樣能從任意指標找到所屬物件的能力
ZGC收集器能僅從引用上就明確得知一個物件是否處於重分配集之中,如果使用者執行緒此時併發訪問了位於重分配集中的物件,這次訪問將會被預置的記憶體屏障所截獲,然後立即根據Region上的轉發表記錄將訪問轉發到新複製的物件上,並同時修正更新該引用
4.6.3 策略知道了兩個 STW 過程執行流程,我們分析解決就比較簡單了,由於大部分問題都出在 Final Remark 過程,這裡我們也拿這個場景來舉例,主要步驟:【方向】觀察詳細 GC 日誌,找到出問題時 Final Remark 日