《深入理解 Java 虚拟机 JVM 高级特性与最佳实践(第3版)》_求知之路漫漫_3.4.5 写屏障

【摘要】 本书摘自《深入理解 Java 虚拟机 JVM 高级特性与最佳实践(第3版)》一书中第3章，第4节，周志明著。

3.4.5 写屏障

我们已经解决了如何使用记忆集来缩减GC Roots扫描范围的问题，但还没有解决卡表 元素如何维护的问题，例如它们何时变脏、谁来把它们变脏等。

卡表元素何时变脏的答案是很明确的——有其他分代区域中对象引用了本区域对象时， 其对应的卡表元素就应该变脏，变脏时间点原则上应该发生在引用类型字段赋值的那一刻。 但问题是如何变脏，即如何在对象赋值的那一刻去更新维护卡表呢?假如是解释执行的字 节码，那相对好处理，虚拟机负责每条字节码指令的执行，有充分的介入空间；但在编译 执行的场景中呢?经过即时编译后的代码已经是纯粹的机器指令流了，这就必须找到一个 在机器码层面的手段，把维护卡表的动作放到每一个赋值操作之中。

在 HotSpot 虚拟机里是通过写屏障 (Write Barrier) 技术维护卡表状态的。先请读者注 意将这里提到的“写屏障”,以及后面在低延迟收集器中会提到的“读屏障”与解决并发乱 序执行问题中的“内存屏障”日区分开来，避免混淆。写屏障可以看作在虚拟机层面对“引 用类型字段赋值”这个动作的AOP 切面，在引用对象赋值时会产生 一 个环形 (Around) 通知，供程序执行额外的动作，也就是说赋值的前后都在写屏障的覆盖范畴内。在赋值前的 部分的写屏障叫作写前屏障 (Pre-Write Barrier), 在赋值后的则叫作写后屏障 (Post-Write Barrier) 。HotSpot 虚拟机的许多收集器中都有使用到写屏障，但直至G1 收集器出现之前，其 他收集器都只用到了写后屏障。下面这段代码清单3-6是一段更新卡表状态的简化逻辑：

代码清单3-6 写后屏障更新卡表

void oop_field_store(oop*field, oop new_value) {

/fede赋w值_a作lue;

//写后屏障，在这里完成卡表状态更新

post_write_barrier(field,new_value);

应用写屏障后，虚拟机就会为所有赋值操作生成相应的指令， 一旦收集器在写屏障中 增加了更新卡表操作，无论更新的是不是老年代对新生代对象的引用，每次只要对引用进 行更新，就会产生额外的开销，不过这个开销与Minor GC时扫描整个老年代的代价相比还 是低得多的。

除了写屏障的开销外，卡表在高并发场景下还面临着“伪共享” (False Sharing) 问题。 伪共享是处理并发底层细节时一种经常需要考虑的问题，现代中央处理器的缓存系统中是 以缓存行 (Cache Line) 为单位存储的，当多线程修改互相独立的变量时，如果这些变量恰 好共享同一个缓存行，就会彼此影响(写回、无效化或者同步)而导致性能降低，这就是伪 共享问题。

假设处理器的缓存行大小为64字节，由于一个卡表元素占1个字节，64个卡表元素 将共享同一个缓存行。这64个卡表元素对应的卡页总的内存为32KB(64×512 字节),也 就是说如果不同线程更新的对象正好处于这32KB 的内存区域内，就会导致更新卡表时正 好写入同一个缓存行而影响性能。为了避免伪共享问题， 一种简单的解决方案是不采用无 条件的写屏障，而是先检查卡表标记，只有当该卡表元素未被标记过时才将其标记为变脏， 即将卡表更新的逻辑变为以下代码所示：if(CARD_TABLE [this address >>9] !=0)

CARD_TABLE [this address >>9] =0;

在 JDK7 之 后 ，HotSpot 虚拟机增加了一个新的参数-XX:+UseCondCardMark, 用来决 定是否开启卡表更新的条件判断。开启会增加一次额外判断的开销，但能够避免伪共享问 题，两者各有性能损耗，是否打开要根据应用实际运行情况来进行测试权衡。

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