July 31, 2022
July 31, 2022
当函数的返回值个数较多时，每次显式使用 return 语句时都会接一长串返回值，这时，我们用具名返回值可以让函数实现的可读性更好一些，比如下面 Go 标准库 time 包中的 parseNanoseconds 函数就是这样：
// $GOROOT/src/time/format.go
func parseNanoseconds(value string, nbytes int) (ns int, rangeErrString string, err error) {
if !commaOrPeriod(value[0]) {
err = errBad
return
}
if ns, err = atoi(value[1:nbytes]); err != nil {
return
}
if ns < 0 || 1e9 <= ns {
rangeErrString = "fractional second"
return
}
scaleDigits := 10 - nbytes
for i := 0; i < scaleDigits; i++ {
ns *= 10
}
return
}
像 G1 这种分区回收算法，有些 Region 可能被选入 CSet( 回收集合CollectionSet)，有些则不会。所以，我们需要知道当一个 Region 需要被回收时，有哪些其他的 Region 引用了自己。相应地，为了加快定位速度，分区回收算法为每个 Region 都引入了记录集（Remembered Set，RSet），每个 Region 都有自己的专属 RSet。
和 Card table 不同的是，RSet 记录谁引用了我，这种记录集被人们称为
point-in 型的，而 Card table 则记录我引用了谁，这种记录集被称为
point-out 型。
图的左侧为Card Table，展示了一个维护跨区引用的通用记录集，它是全局唯一的，记录了每个Region对其他Region的引用，为Point Out型 。
图右侧展示了 Region1 的专属记录集，记录的是哪些Region引用了Region1。
July 31, 2022
G1 的垃圾回收模式有两种：分别是 young GC 和 mixed GC。
无论是 young GC 还是 mixed GC，都会回收全部的年轻代，mixed 回收的老年代 Region 是需要进行决策的（Humongous 在回收时也是当做老年代的 Region 处理的）。那么决定老年代 Region 是否被回收的因素具体有哪些呢？
我们把 mixed GC 中选取的老年代对象 Region 的集合称之为回收集合（Collection Set，CSet）。CSet 的选取要素有以下两点：
MaxGCPauseMillis 默认是 200ms，一般不需要进行调整，如果需要停顿时间更短可以对它进行设置，不过需要注意的是，MaxGCPauseMillis 设置的越小，选取的老年代 Region 就会越少，如果 GC 压力居高不下，就会触发 G1 的 Full GC。
触发 G1 的 Full GC 代价是很高的。最早的实现是一个单线程的 Mark-Compact GC，停顿时间非常长，虽然后来也改进成多线程，但还是需要尽量避免触发 G1 的 Full GC。如果一个应用会频繁触发 G1 GC 的 Full GC，那么说明这个应用的 GC 参数配置是不合理的，理想情况下 G1 是没有 Full GC 的。
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July 31, 2022
解决活跃对象漏标的问题的两种常见的方法，分别是“往前走”和“往后退一步”。还有第三种解法，这是由日本学者汤浅太一提出的，具体的算法如下图所示：
在这张图中，我们可以看到，当对象 B 对 C 的引用关系消失以后，再将 C 标记为灰色，即便将来 A 对 C 的引用消失了，也会在当前 GC 周期内被视为活跃对象。也就是说，C 有可能变成浮动垃圾。我们把这种在删除引用的时候进行维护的屏障叫做 deletion barrier。
G1 中采用的就是这种做法。这种做法的特点是，在 GC 标记开始的一瞬间，活跃的对象无论在标记期间发生怎样的变化，都会被认为是活跃的对象。
我们知道，当一个对象的全部引用被删除时，才会被当做垃圾。而如果使用我们前面讲到的 deletion barrier，在并发标记阶段，即便对象的全部引用被删除，也会被当做活跃对象来处理。就好像在 GC 开始的瞬间，内存管理器为所有活跃对象做了一个快照一样，所以人们给了这种技术一个很形象的名字：开始时快照（Snapshot At The Beginning，SATB）。
你要注意的是，有些文章对 SATB 的解释是：在 GC 开始时将堆做一个内存快照，存放到磁盘上。这种说法就是望文生义了。因为快照这个词在计算机领域通常是指压缩，索引等技术，所以就有人把这里的快照理解成了对堆对象的一种压缩。由此，我们就知道这种错误的说法是怎么来的了。
当 B 对象对 C 对象的引用消失时，C 对象将会被标记为灰色。这个动作的效率是比较低的，如果都放在写屏障中做，会极大地影响程序性能。因为写屏障的逻辑是由业务线程执行的。
为了解决这个问题，GC 开发者将“C 对象标记为灰色”这件事情往后推迟了。业务线程只需要把 C 对象记录到一个本地队列中就可以了。每个业务线程都有一个这样的线程本地队列，它的名字是 SATB 队列。
当业务线程发现对象 C 的引用被删除之后，直接将 C 放到 SATB 队列中，并不去做标记，真正做标记的工作交给 GC 线程去做，这样就减少了写屏障的开销。
如上图所示，每个线程有自己的本地 SATB 队列，当本地队列满了之后，就把它交给 SATB 队列集合，然后再领取一个空队列当做线程的本地 SATB 队列。GC 线程则会将 SATB 队列集合中的对象标记为灰色，至于什么时候标记，并不需要业务线程关心。
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July 31, 2022
我们来了解一下分区回收算法的堆空间是如何划分的。下图是 G1 GC 的堆结构：
G1 也是一个分代的垃圾回收算法，不过，和之前介绍的 CMS、Scavenge 算法不同的是：G1 的老年代和年轻代不再是一块连续的空间，整个堆被划分成若干个大小相同的 Region，也就是区。Region 的类型有 Eden、Survivor、Old、
Humongous 四种，而且每个 Region 都可以单独进行管理。
Humongous 是用来存放大对象的，如果一个对象的大小大于一个 Region 的 50% （默认值），那么我们就认为这个对象是一个大对象。为了防止大对象的频繁拷贝，我们可以将大对象直接放到 Humongous 中。
而 Eden、Survivor、Old 三种区域和我们前面课程中介绍的 Eden 分区、 Survivor 分区以及老年代的作用是类似的。也就是说，对象会在 Eden Regions 中分配，当进行年轻代 GC 时，会将活跃对象拷贝到 Survivor Regions；当对象年龄超过晋升阈值时，就把活跃对象复制进 Old Regions。
July 30, 2022
你先来看看下面这个代码：
// CPU0
void foo() {
a = 1;
b = 1;
}
// CPU1
void bar() {
while (b == 0) continue;
assert(a == 1);
}
假如，CPU0 和 CPU1 的缓存中都有变量 a 的副本，也就是说变量 a 所对应的缓存行在 CPU0 和 CPU1 中都是 Share 状态。CPU1 中没有变量 b 的副本，b 所对应缓存在 CPU0 中是 Exclusive 状态。
当 CPU0 在将变量 a 写入缓存的时候，会产生 Invalid 消息，这个消息到达 CPU1 以后，CPU1 不再立即处理它了，而是将这个消息放入 invalid queue，并且立即向 CPU0 回复了 invalid acknowledgement 消息。
CPU0 在得到这个确认消息以后，就可以独占该缓存了，直接将这块缓存变为 Modified 状态，然后把 a 写入。在 a 写入以后，foo 函数中的内存屏障就可以顺利通过了，接下来就可以写入变量 b 的新值。由于 b 是 Exclusive 的，它的更新比较简单，你可以自己思考一下。
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July 30, 2022
CPU Store Buffer 的存在是为提升写性能，放弃了缓存的顺序一致性，我们把这种现象称为弱缓存一致性。在正常的程序中，多个 CPU 一起操作同一个变量的情况是比较少的，所以 store buffer 可以大大提升程序的运行性能。但在需要核间同步的情况下，我们还是需要这种一致性的，这就需要软件工程师自己在合适的地方添加内存屏障了。
store buffer并不能保证变量写入缓存和主存的顺序，你先来看看下面这个代码：
// CPU0
void foo() {
a = 1;
b = 1;
}
// CPU1
void bar() {
while (b == 0) continue;
assert(a == 1);
}
在这个代码块中，CPU0 执行 foo 函数，CPU1 执行 bar 函数。但在对变量 a 和 b 进行赋值的时候，有两种情况会导致它们的赋值顺序被打乱。
这种情况完全是有可能的。如果 a 是 Share 状态，b 是 Exclusive 状态，那么尽管 CPU0 在执行时没有乱序，这两个变量由 store buffer 写入缓存时也是不能保证顺序的。
那这个时候，我们假设 CPU1 开始执行时，a 和 b 所对应的缓存行都是 Invalid 状态。当 CPU1 开始执行第 9 行的时候，由于 b 所对应的缓存区域是 Invalid 状态，它就会向总线发出 BusRd 请求，那么 CPU1 就会先把 b 的最新值读到本地，完成变量 b 的值的更新，从而跳出while的循环，继续执行assert 语句。
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July 30, 2022
下面这个电路在 RS触发器基础之上，在 R 和 S 开关之后，加入了两个与门，同时给这两个与门加入了一个时钟信号 CLK 作为电路输入。
这样，当时钟信号 CLK 在低电平的时候，与门的输入里有一个 0，两个实际的 R 和 S 后的与门的输出必然是 0。也就是说，无论我们怎么按 R 和 S 的开关，根据 R-S 触发器的真值表，对应的 Q 的输出都不会发生变化。
只有当时钟信号 CLK 在高电平的时候，与门的一个输入是 1，输出结果完全取决于 R 和 S 的开关。我们可以在这个时候，通过开关 R 和 S，来决定对应 Q
的输出。
通过一个时钟信号，我们可以在特定的时间对输出的 Q 进行写入操作
如果这个时候，我们让 R 和 S 的开关，也用一个反相器连起来，也就是通过同一个开关控制 R 和 S。只要 CLK 信号是 1，R 和 S 就可以设置输出 Q。而当 CLK 信号是 0 的时候，无论 R 和 S 怎么设置，输出信号 Q 是不变的。这样，这个电路就成了我们最常用的 D 型触发器。用来控制 R 和 S 这两个开关的信号呢，我们视作一个输入的数据信号 D，也就是 Data，这就是 D 型触发器的由来。
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July 30, 2022
下面这个 RS 触发器电路由两个或非门电路组成。在图里面，把它标成了 A 和 B。
或非门的真值表
NOR 0 1
0 1 0
1 0 0
这样一个电路，我们称之为触发器（Flip-Flop）。接通开关 R，输出变为 1，即使断开开关，输出还是 1 不变。接通开关 S，输出变为 0，即使断开开关，输出也还是 0。也就是，当两个开关都断开的时候，最终的输出结果，取决于之前动作的输出结果，这个也就是我们说的记忆功能。
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