gg修改器无须root_GG修改器修改不了

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大家好，今天小编为大家分享关于gg修改器无须root_GG修改器修改不了的内容，赶快来一起来看看吧。

标记：三色算法

垃圾回收，需要先找出什么是垃圾，之后才能谈回收问题，一些方法

1. 没有垃圾：认为所有对象都是存活的
2. Reference Counting（引用计数）：每个对象/资源设置一个引用计数，有新的引用则计数加一，引用释放后计数减一，所有引用都释放后则认为该对象是垃圾
3. Tracing（跟踪）：遍历对象的引用关系，过程中不可达的对象即为垃圾

引用计数在 C++ 和 Rust 之类的语言中比较常用，Java 中用的是 Tracing 的方式，遍历对象间的引用。那么从哪开始遍历呢？这些遍历的起始点称为 GC Root，在 Java 中有这么一些：

• 线程运行栈上的所有引用，例如方法的参数，创建的临时变量等等
• 系统加载的一些的类，比如说 java.util.* 里的类
• JNI handles
• …

上面的 GC Roots 没列全，非专业做 GC 的话其实也没必要掌握。关键需要了解 GC Root 代表的就是我们“确定”还在用的引用，比如方法里创建了一个 HashMap，方法还返回前都“确定”还会用到，就认为是 Root（这里说得不准确，可能 new 出的对象就没人用，但从算法角度还是认为它是 Root）。

有了 GC Root，要如何扫描呢？Java 里用的是三色算法。三色算法是一个“逻辑算法”，本质上就是是树/森林的遍历，但为了方便描述和讨论，把遍历过程中的节点细化成三个状态：

• Black: 对象可达，且对象的所有引用都已经扫描了（“扫描”在可以理解成遍历过了或加入了待遍历的队列）
• Gray: 对象可达，但对象的引用还没有扫描过（因此 Gray 对象可理解成在搜索队列里的元素）
• White: 不可达对象或还没有扫描过的对象

每次迭代都会将 Grey 引用的 White 对象标成 Grey，并将 Grey 对象标记成 Black，直到没有 Grey 对象为止。标记之后一个对象最终只会是 Black 或者 White，其中所有可达的对象最终都会是 Black，如下例：

这里并没的说明 Grey 对象的遍历顺序，所以实际上实现成宽搜或深搜都是可以的。

回收：Sweep vs Compact vs Copy

上节说考虑的是“什么是垃圾”的问题，标识出了垃圾对象，下一步是如何“回收”。通常有 Sweep/Compact/Copy 三种处理方式，直观上理解是这样的：

• Sweep 指的是把垃圾清除了，但它不会移动活动对象，不过久了以后内存容易碎片化
• Compact 除了丢弃垃圾对象外，还会移动活动对象，紧凑地放到一个新的地方，能解决碎片化问题，但可能需要先计算目标地址，修正指针再移动对象，速度较慢。
• Copy 本质上和 Compact 是一样的，不过它的一些计算最会更少。但通常需要保留了一半的内存，移动时直接移动到另一半，空间开销会更大。

三种方法有各自的优势，需要使用方自己做权衡。这里引用 R 大的帖子 总结如下：

	Mark-Sweep	Mark-Compact	Mark-Copy
速度	中等	最慢	最快
空间开销	少（但有碎片）	少（无碎片）	通常需要活动对象的 2 倍（无碎片）
移动对象？	否	是	是

这几种方法都有使用。如 CMS 最后的 S 代表的就是 Sweep；传统的 Serial GC 和 Parallel GC，包括新的 G1、Shenandoah、ZGC 都可以理解成是 Compact；而 Serial, Parallel, CMS 的 Young GC 都用的是 Copy。

分代假设

如果接触过 GC，会知道 GC 最让人头疼的是 Stop-the-World 停顿，GC 算法的一些阶段会把用户线程的执行完全暂定，造成不可预期的停顿。我们希望这个时间尽可能短甚至完全去除。GC 的“效率”跟多方面因素有关，比如活动对象（active object）越多，Marking 需要遍历的节点越多，越耗时；比如内存越大，Sweep 清理垃圾时需要遍历的区域越大，耗时越长；等等。于是人们在想怎么“偷懒”来提升效率。

分代假设就是这样一个发现/假设：

• 多数对象一般创建不久后就被废弃了/死了
• 一段时间后还在使用/活着的对象，通常还会继续存在/活（非常）长的时间

从对象存活时间和对象数量的视角来看，分代假设就是这样的（原图）：

当然这个假设不一定符合实际，比如 LRU 缓存，越老的对象越可能被淘汰。不过多数应用还是符合这个假设的。于是如果将对象按时间分成年轻代和老年代，我们就可以偷懒了：

• 年轻代的对象死得快，因此通常回收年轻代收益更高，于是可以更频繁回收年轻代，少最回收老年代
• 回收年轻代时的标记阶段可以简化。例如存在 Old -> Young 的引用，正确的做法是用三色算法判断 Old 里的对象是死是活，再来判断 Young 对象的死活，但在分代假设下，可以偷懒地认为 Old 的对象就是活的，这样可以减少 Mark 的时间且不太影响回收的效果。

于是在分代假设下，传统的 GC 流程变成了这样（原图）：

新对象从 Eden 区分配，Young GC 时存活的进 Survivor 区，Survivor 区有两个，相互做 Copy 操作。在 Survivor 区存活了 15 次 GC 的，就移动到 Old/Tenured 区。Young GC 时会忽略 Tenured 区。

并发提速

前面提到了 GC 最让人头疼的是 STW 停顿，分代策略让我们频繁做 Young GC，少量做 Full GC，但真的做 Full GC 时停顿时间还是非常大，于是人们想到了并发。CMS 中的 CM 指的是 Concurrent Mark 即是“并发标记”。而 Shenandoah GC 和 ZGC 又实现了“回收”的并发。

开始前要注意的是“并发”和“并行”在 GC 里的概念是不一样的，可以这么去区分：

• 并行：起多个线程一起处理，但对应用线程依旧是 STW 的
• 并发：GC 线程处理 GC 任务的同时，应用线程依旧可以运行

如早期的 Parallel GC 本质上就是“并行”而不是“并发”，GC 过程还是 STW 的。虽然仅一字之差，“并发”会带来非常多的问题，新的 GC 算法也用了许多解决方案，但这些方案都是有代价的。

并发标记

前面提到 Java 里会用三色算法来遍历堆中的引用关系，算法假设引用关系在遍历期间不变，如果变化了会怎么样呢？主要有两个场景：新增对象和引用修改。

第一个问题是新增对象：在标记期间新增的对象通过旧的 GC Roots 可能不可达，标记结束后可能还是 White，会被认为是垃圾而被错误释放。

第二个问题是：标记期间应用线程修改引用会影响正确性。

其中一些修改不会造成错误，只是会影响回收效率。如断开 Black1 -> Black2 引用， Black2 最终应该被释放，但不释放 Black2 不会造成程序错误。但如果修改同时满足下面两个条件则会影响正确性：

1. 应用线程增加 Black -> White 的引用，这意味着这个 White 对象标记结束后是被引用的，预期是 Black
2. 应用线程断开了 Grey -> White 的（直接或间接）引用，这意味着原本 White 对象能通过该 Grey 对象被遍历到，但现在却遍历不到了

条件一和条件二的共同结果是，标记过程会遗漏这个 White 对象，因为通过 Grey 对象不可达，且 Black 对象不会被二次扫描。于是 GC 结束后它会被释放，但它同时还被 Black 对象引用着，程序会出错。

并发标记算法如何解决这两个问题？

Incremental Update

Incremental update 的想法是破坏条件一。标记期间记录增加的每个 Black -> White 引用中的 White 对象，把它标记为 Grey。对于标记期间新增的对象，则需要在标记结束前重新扫描一次 GC Roots 做 Marking。

在实现上，就需要去“监听” Black -> White 引用的创建。以 CMS 为例：

1. CMS 会在程序的引用赋值语句（如 obj.foo = bar）后，插入一段代码（称为 barrier，因为是在赋值结束后的 barrier，所以称为 post write barrier），这段代码会记录 foo -> bar 的引用。
2. CMS 会在内存中开辟一块区域，称为 Card Table，用来记录 foo -> bar 的引用

在标记过程中新增的 Black -> White 的引用，都可以在 Card Table 中找到。于是要保证标记的正确性，只需要在标记结束前从 Card Table 中找到 foo -> bar 的引用，再用三色算法遍历一下 bar 及其引用即可。当然还需要再重新扫描 GC Roots 处理新增的对象。

实现细节上，Card Table 里并不会像 HashMap 一样记录一个 A -> B 的映射，这样存储访问的效率都很低。Card Table 是一个 bitmap，先将内存按 512B 分成一个个区域，称为 Card，每个 Card 对应 bitmap 里的一位。bitmap 置 1 代表对应 Card 中包含需要重新扫描的对象。在标记结束前找到为 dirty 的 Card，重新扫描其中的（所有）对象及其引用。

Snapshot At The Beginning

Snapshot At The Beginning(SATB) 的想法则是破坏条件二，在标记开始之前做快照，快照之后新增的对象都不处理，认为是 Black；当要删除旧的引用（换句话说，在新的赋值 obj.foo = bar 生效之前），记录旧的引用，这样在标记结束前再扫描这些旧的引用即可，这样原先的 Grey -> White 的引用虽然断开了，但 White 对象依旧可以扫到。以 G1 为例：

1. 在每个 Region 会有 TAMS(top at marking start) 指针，标记开始时设置为 Top 的值，区域内新增对象后 Top 指针增长，可以认为 [TAMS, Top] 之间的对象都是新对象，都置为 Black 即可
2. 在赋值语句之前加入 barrier，例如 obj.foo = bar 可以拆成 barrier(obj.foo); obj.foo = bar，barrier 会对赋值前的指针做记录。因为是在写指针之前做的操作，因此也叫 pre write barrier
3. G1 使用了和 Card Table 类似的结构叫 Remember Set(RSet)，用来记录 pre write barrier 传递的指针。

最终的操作与 Incremental Update 类似，在标记结束前，重新扫描 RSet 里记录的指针，也会有额外的操作把 [TAMS, Top] 之间的对象标记成 Black。

实现细节上，G1 将内存分成了多个 Region。每个 Region 有自己的一个 RSet，这点与 Card Table 不同，它是全局的。RSet 的结构如下：

• 每个 Region 有自己的 RSet
• RSet 里记录的的：指向当前 Region 的有 Region xx Card yy, …
• 如果要回收 Region3，只需要扫描 Region3 对应的 Reset 里的指针（即 R1C4 和 R2C2）

当然，RSet 的具体实现和上图不太一样，如一般用 HashMap 来存储；但如果 region 里的 card 数过多就会退化成 bitmap；引用的 region 过多，则 region 也会用 bitmap 来存储。细节上也有很多优化，比如 barrier 的更新是先记录到一个 Thread Local 的队列上，异步更新到 RSet 中的。

Concurrent Copy/Compact

不管是在 CMS 和 G1 里，并发的内容主要还是以 Marking 为主，Copy/Compact 还是 STW 的。如 CMS 的 Young GC Copy，G1 的 Evacuation Compact，都是 STW 的。为了追求接近硬实时的效果，Shenandoah GC 和 ZGC 都尝试将“回收”阶段并发化，减少 Copy/Compact 的 STW 停顿时间。而正如并发标记里会需要处理新对象和并发修改的问题，并发 Copy/Compact 也会遇到不少问题。

并发修改问题

Copy/Compact 的过程，需要先将对象复制到新的位置，再修改所有该对象的引用，指向新的地址。在 STW 的方案下，过程如下（摘自 https://shipilev.net/talks/javazone-Sep2018-shenandoah.pdf ）：

1. 先复制对象
2. 将复制后对象的指针存放在原对象的 Header 中（复用空间）
3. 遍历堆上的指针，将指针的值置为对象的 Header 中存储的指针（*ref = **ref）
4. 所有指针更新完毕，释放旧的对象

但允许并发时，会出现不同线程对不同副本做读写的问题，此时应该保留哪个副本？

并发回收算法的核心也就在于怎么解决 Copy 期间多线程对两个副本的同步。下面会介绍 Shenadoah GC 和 ZGC 的做法，它们都会用到 load barrier 来修正并发情况下应用线程的读操作。

Brooks Pointer

Shenandoah GC 对这个问题的解法是：为每个对象都增加一个 Forwarding 指针，在 Copy/Compact 过程中，通过 CAS 来更新这个指针指向新的副本，期间指向该对象的指针的读写，都要经过 Forwarding 找到正确的对象，如下图所示。

这个方案的有效性本身并不难理解。技术上，这个方案需要拦截所有的对读写操作，让它通过 FwdPtr 完成。Shenandoah GC 通过 Write Barrier + Load Barrier 来完成。

一个小细节：在执行 Write 操作时，Write Barrier 如果发现当前处于并发 Copy 阶段，但对象还没有被 Copy，则 Write Barrier 会执行 Copy 操作，否则写到旧的副本里也没有意义。但读操作时并不会主动做 Copy 的动作。

这个算法的难点在于实现和优化。Shenandoah 中做了许多额外的处理：例如在更多地方增加 barrier，比如 == 、compareAndSwap等操作；例如去除对 NULL 检查的 Barrier，把 barrier 放在循环外来提高性能。

另外 Brooks Pointer 中的 Brooks 是人名，Rodney A. Brooks 在 1984 年为 Lisp 发明的。

ZGC Relocation

一个 A->B 的引用有两个参与者，引用方 A 和被引用方 B。Shenandoah 是在被引用方 B 中增加 Forwarding Pointer 来屏蔽底层的 Copy 的动作。而 ZGC 则是在引用方 A 处动手，具体有这么几个机制：

1. 在指针中挑几个 bit 来做标记，其中 remapped 位代表的当前指针是否指向 Copy 后的地址
2. Copy/Compact 的过程中，ZGC 会为 Region 创建 forwarding table，用于保存新旧对象地址的映射
3. ZGC （只）会用 Read Barrier，在访问指针时，如果当前指针的 remapped 位为 0，代表指针未更新，会查找 forwarding table 的值来更新当前指针，之后再进行访问
4. 如果在 Copy/Compact 的过程中指针并没有被访问，则在下次 marking 时会由 GC Thread 来更新指针。

如果画成图，大概是这样：

相比于 Brooks Pointer，这个算法会更受限，比如无法支持 32 位的机器，不能开启指针压缩等等。

那么代价呢？

先假设这样一个情形，如果我们看 GC 的日志，记录 GC 开始结束，（虚构）画出下面这张图：

图中 2 的位置，我们发现应用程序的 TPS 和响应时间都变差了，但看了下 GC 的日志发现每次 GC 的停顿时间都很短，可能会觉得 GC 没有问题。但如果仔细观察，会发现 GC 变得频繁了，而 GC 是消耗 CPU 时间的，更频繁的 GC 意味着应用线程能用的时间也更少了，因此会造成 TPS 和响应时间变差的情况。

除了 GC 带来的停顿之外，要意识到 GC 是有代价的：

• GC 的一些内部结构需要占用额外的内存，如 Card Table, RSet, Forwarding Pointer, Forwarding Table, etc.
• Shenadoah, ZGC 这种重度 barrier 使用者，不发生 GC 时也会有额外的 CPU 占用（比如 Shenandoah 大概 20%，ZGC 大概 15%，视具体程序有变化），这也是低延时 GC 的额外代价
• 另外在真正执行 GC 时，GC 线程也会占用 CPU

一般 GC 算法保证的停顿的时间越短，则消耗的 CPU 越大，换言之吞吐越小。没有通用的最优的 GC 算法，根据应用程序的不同和愿意付出的代价来选择 GC 算法吧。

小结

文章中粗浅地讨论了 Java GC 算法中的几个方面：

• 标记用的三色算法，它是树遍历的一个抽象描述，有助于理解和讨论
• 回收用的 Sweep, Compact, Copy 三种策略和各自的优缺点
• 分代假设：越年轻的对象越可能死亡，越老的对象越可能活得久。GC 算法可以通过分代来提高性能
• 为了减少停顿时间，GC 算法引入了并发标记和并发回收，而它们本身又引入了新的问题
• 并发标记的问题介绍了 Incremental Update 和 Snapshot at The Beginning，分别打破引发问题的两个必要条件的一个
• 并发回收问题介绍了 Shenandoah GC 使用的 Brooks Pointer 和 ZGC 使用的策略。
• 最后简单讨论了 GC 算法对应用程序本身的影响。

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