3.4.5 写屏障

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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”[^1]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[^2]，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

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void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {
    // 引用字段赋值操作
    *field = new_value;
    // 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：

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if (CARD_TABLE [this address >> 9] != 0)
    CARD_TABLE [this address >> 9] = 0;

在JDK 7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。

[^1]: 这个语境上的内存屏障（Memory Barrier）的目的是为了指令不因编译优化、CPU执行优化等原因而导致乱序执行，它也是可以细分为仅确保读操作顺序正确性和仅确保写操作顺序正确性的内存屏障的。关于并发问题中内存屏障的介绍，可以参考本书第12章中关于volatile型变量的讲解。
[^2]: AOP为Aspect Oriented Programming的缩写，意为面向切面编程，通过预编译方式和运行期动态代理实现程序功能的统一维护的一种技术。后面提到的“环形通知”也是AOP中的概念，使用过Spring的读者应该都了解这些基础概念。