Go GC 简介

GC 与 mutator 线程并发运行，允许多个 GC 线程并行运行

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GC 是一个使用写屏障的并发标记和清除。

GC 是非分代的，非紧凑的。

Allocation 是按照大小隔离每个 P 分配的区域来完成的，以在消除常见情况下的锁的同时，最小化碎片。

了解 GC 的好地方，可以从 Richard Jones 的 gchandbook.org 开始。

1. GC 执行清除终止

  a. Stop the world ，这将导致所有 P 达到 GC 安全点。

  b. 清除任何未清除过的 spans ，只有在预期时间之前强制执行此 GC 周期时，才会有未清除的 span 。

2. GC 执行标记阶段

  a.   准备标记阶段，将 gcphase 设置为 _GCmark （从 _GCoff 开始），启用写屏障，启用 mutator assist ，并对根标记作业进行排队。

在所有 P 都启用写屏障之前，不会扫描任何对象，这是使用 STW 完成的。

   b. Start the world ，从现在开始，GC 工作由调度器启动的 标记worker 和作 为 allocation 的一部分执行的 assists 来完成。

写屏障将覆写的指针和任何指针写的新指针值都着色。

新分配的对象立即被标记为黑色。

  c.   GC 执行根标记作业。包括： 扫描所有栈 ， 着色所有全局变量 ，以及 着色堆外运行时数据结构中的任何堆指针 。

扫描栈会停止goroutine，对goroutine栈中找到的任何指针进行着色，然后恢复goroutine。

    d.   GC 耗尽灰色对象的工作队列，将每个 灰色 对象扫描为 黑色 ，并对在该对象中找到的所有指针进行着色（反过来可能会将这些指针添加到工作队列中）。

   e.   由于 GC work 分散在本地缓存中，因此 GC 使用 分布式终止算法 来检测何时不再有根标记作业或灰色对象（参见 gcMarkDone 函数）。

此时，GC 状态转换到标记终止（ gcMarkTermination ）。

3. GC 执行标记终止 gcMarkTermination

  a. Stop the world

  b. 将 gcphase 设置为 _GCmarktermination ，并禁用 workers 和 assists。

  c. 进行内务整理，如 flushing mcaches

4. GC 执行清除阶段

   a. 准备清除阶段，将 gcphase 设置为 _GCoff ，设置清除状态并禁用写屏障。

  b. Start the world ，从现在开始，新分配的对象是白色的，如有必要，在使用 spans 前 allocating 清除 spans 。

   c. GC 在后台进行 并发清除 并响应 allocation ，见下面的描述。

5. 当分配足够时，重复上面 1 开始的步骤，参见下面关于 GC rate 的讨论。

清除阶段与正常程序执行并发进行。

在后台 goroutine 中，堆被惰性（当 goroutine 需要另一个 span 时）且并发地逐个 span 扫描（这有助于不是 CPU bound 的程序）。

在 STW 标记终止 的结尾，所有的 span 都被标记为 需要清除 。

后台清除器 goroutine 简单地逐个清除 span 。

为了避免在存在未清除的 span 时请求更多的 OS内存 ，当 goroutine 需要另一个 span 时，它首先尝试通过清除来回收这些内存。

当 goroutine 需要分配一个新的 小对象span 时，它会清除相同大小的小对象 span ，直到释放至少一个对象为止。

当 goroutine 需要从堆中分配 大对象span 时，它会清除 span ，直到将至少那么多页面释放到堆中。

有一种情况，这可能是不够的：如果 goroutine 清除并释放两个不相邻的 单页span 到堆中，那么它将分配一个新的 双页span ，但是仍然可以有其他 单页未清除的span ，可以组合成 双页的span 。

确保在未清除的 span 上不进行任何操作（这会破坏 GC 位图中的标记位）至关重要。

在 GC 期间，所有 mcache 都被刷新到 中央缓存 中，因此它们是空的。

当一个 goroutine 抓取一个新的 span 到 mcache 时， goroutine 会清除 mcache 。

当 goroutine 显式释放对象或设置 finalizer 时，goroutine 确保 span 已经清除（通过清除或者等待并发清除完成）。

finalizer goroutine 仅在所有 span 已经清除时才开始。

当下一次 GC 启动时，它将清除所有尚未清除的 span （如果有的话）。

下一次 GC 是在我们分配了与已经使用的内存成正比的额外内存量之后。

该比例由 GOGC 环境变量控制（默认为 100 ）。

如果 GOGC=100 ，而我们使用的是 4M ，那么当达到 8M 时，我们将再次进行 GC（此标记在 next_gc 变量中被跟踪）。

获取 GOGC ：

这使得 GC成本 与 allocation 成本 成线性比例。

调整 GOGC 只会改变线性常量（以及使用的额外内存量）。

为了防止在扫描大型对象时出现长时间的暂停，并提高并行性，垃圾收集器将大于 maxObletBytes 的对象的扫描作业分解为最多 maxObletBytes 的 oblets 。

当扫描遇到大对象时，它只扫描第一个 oblet ，并将其余 oblets 作为新的扫描作业排队。

Go 语言三色标记扫描对象是 DFS 还是 BFS?

最近在看左神新书 《Go 语言设计与实现》的垃圾收集器时产生一个疑惑，花了点时间搞清楚了记录一下。

Go 语言垃圾回收的实现使用了标记清除算法，将对象的状态抽象成黑色（活跃对象）、灰色（活跃对象中间状态）、白色（潜在垃圾对象也是所有对象的默认状态）三种，注意没有具体的字段标记颜色。

整个标记过程就是把白色对象标黑的过程：

1.首先将 ROOT 根对象（包括全局变量、goroutine 栈上的对象等）放入到灰色集合

2.选一个灰色对象，标成黑色，将所有可达的子对象放入到灰色集合

3.重复2的步骤，直到灰色集合中为空

下图是书上的插图，看上去是一个典型的深度优先搜索的算法。

下图是刘丹冰写的《Golang 修养之路》的插图，看上去是一个典型的广度优先搜索的算法。

我疑惑的点在于这个标记过程是深度优先算法还是广度优先算法，因为很多文章博客对此都没有很清楚的说明，作为学习者这种细节其实也不影响对整个 GC 流程的理解，但是这种细节我非常喜欢扣：）

对着书和源码摸索着大致找到了一个结果是深度优先。下面看下大致的过程，源码基于1.15.2版本：

gcStart 是 Go 语言三种条件触发 GC 的共同入口

启动后台标记任务

为每个处理器创建用于执行后台标记任务的 Goroutine

上面休眠的 G 会在调度循环中检查并唤醒执行

执行标记

gcw 是每个 P 独有的所以不用担心并发的问题 和 GMP、mcache 一样设计，减少锁竞争

尝试在全局列表中获取一个不为空的 buf

这是官方实现的无锁队列：）涨见识了，for 循环加原子操作实现栈的 pop

到这里从灰色集合中获取待扫描的对象逻辑说完了。找到对象了接着就是 scanobject(b, gcw) 了，里面有两段逻辑要注意

根据索引位置找到对象进行标色

尝试存入 gcwork 的缓存中，或全局队列中

无锁队列，for 循环加原子操作实现栈的 push

到这里把灰色对象标黑就完成了，又放回灰色集合接着扫下一个指针。

Go 语言设计与实现 垃圾收集器

Golang三色标记+混合写屏障GC模式全分析

go的垃圾回收算法

从Gov1.12版本开始，Go使用了非分代的、并发的、基于三色标记清除的垃圾回收器。

关于垃圾回收，比较常见的算法有引用计数、标记清除和分代收集，Golang语言使用的垃圾回收算法是标记清除。

Golang语言的标记清除垃圾回收算法，为了防止GC扫描时内存变化引起的混乱。那么就需要 STW，即Stop The World。具体在Golang语言中是指，在GC时先停止所有goroutine。再进行垃圾回收，等待垃圾回收结束后再恢复所有被停止的goroutine。

标记清除方法

启动STW，暂停程序的业务逻辑，找出不可达对象和可达对象。

将所有可达对象做标记，清除未标记的对象。停止STW，程序继续执行。循环往复，直到进程程序生命周期结束。因为STW需要暂停程序，为了减少暂停程序的时间。将清除操作移出 STW执行周期，但是优化效果不明显。

所谓三色标记，实际上只是为了方便叙述而抽象出来的一种说法，三色对应垃圾回收过程中对象的三种状态。白色是对象未被标记，gcmarkBits对应位为0，该对象将会在本次GC中被清理。灰色是对象还在标记队列中等待被标记，黑色是对象已被标记，gcmarkBits对应位为0，该对象将会在本次 GC中被回收。

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