ZGC的染色指针

在64位系统中,如果没有被压缩的话,一个指向对象的指针(即地址值)是占64bit的,我们拿出4个bit,来记录一些信息.

如果这个指针原来指向了一个对象,在并发标记的过程之中,指向的对象有所改变,我们就用这4个bit来记录下这个变化

下一次重新扫描的时候,就扫描这些变化过的对象(因为是地址值,而且是约定的值,比如规定第一位0是已经变化过的,那么下次直接扫描第一位是0的就好了),只不过这样的话,zgc只能支持4tb的内存.但是如果将来前18位也可以被开发出来使用的话,这4个bit直接挪到前面,那么zgc的支持内存立刻就得以扩展.

​ ZGC收集器有一个标志性的设计是它采用的染色指针技术（Colored Pointer，其他类似的技术中可能将它称为Tag Pointer或者Version Pointer）。从前，如果我们要在对象上存储一些额外的、只供收集器或者虚拟机本身使用的数据，通常会在对象头中增加额外的存储字段（详见2.3.2节的内容），如对象的哈希码、分代年龄、锁记录等就是这样存储的。这种记录方式在有对象访问的场景下是很自然流畅的，不会有什么额外负担。但如果对象存在被移动过的可能性，即不能保证对象访问能够成功呢？又或者有一些根本就不会去访问对象，但又希望得知该对象的某些信息的应用场景呢？能不能从指针或者与对象内存无关的地方得到这些信息，譬如是否能够看出来对象被移动过？这样的要求并非不合理的刁难，先不去说并发移动对象可能带来的可访问性问题，此前我们就遇到过这样的要求——追踪式收集算法的标记阶段就可能存在只跟指针打交道而不必涉及指针所引用的对象本身的场景。例如对象标记的过程中需要给对象打上三色标记（见3.4.6节），这些标记本质上就只和对象的引用有关，而与对象本身无关——某个对象只有它的引用关系能决定它存活与否，对象上其他所有的属性都不能够影响它的存活判定结果。HotSpot虚拟机的几种收集器有不同的标记实现方案，有的把标记直接记录在对象头上（如Serial收集器），有的把标记记录在与对象相互独立的数据结构上（如G1、Shenandoah使用了一种相当于堆内存的1/64大小的，称为BitMap的结构来记录标记信息），而ZGC的染色指针是最直接的、最纯粹的，它直接把标记信息记在引用对象的指针上，这时，与其说可达性分析是遍历对象图来标记对象，还不如说是遍历“引用图”来标记“引用”了。

​ 染色指针是一种直接将少量额外的信息存储在指针上的技术，可是为什么指针本身也可以存储额外信息呢？在64位系统中，理论可以访问的内存高达16EB（2的64次幂）字节[3]。实际上，基于需求（用不到那么多内存）、性能（地址越宽在做地址转换时需要的页表级数越多）和成本（消耗更多晶体管）的考虑，在AMD64架构[4]中只支持到52位（4PB）的地址总线和48位（256TB）的虚拟地址空间，所以目前64位的硬件实际能够支持的最大内存只有256TB。此外，操作系统一侧也还会施加自己
的约束，64位的Linux则分别支持47位（128TB）的进程虚拟地址空间和46位（64TB）的物理地址空间，64位的Windows系统甚至只支持44位（16TB）的物理地址空间。

​ 尽管Linux下64位指针的高18位不能用来寻址，但剩余的46位指针所能支持的64TB内存在今天仍然能够充分满足大型服务器的需要。鉴于此，ZGC的染色指针技术继续盯上了这剩下的46位指针宽度，将其高4位提取出来存储四个标志信息。通过这些标志位，虚拟机可以直接从指针中看到其引用对象的三色标记状态、是否进入了重分配集（即被移动过）、是否只能通过finalize()方法才能被访问到，如图3-20所示。当然，由于这些标志位进一步压缩了原本就只有46位的地址空间，也直接导致
ZGC能够管理的内存不可以超过4TB（2的42次幂）[5]。