1.Java并发源码concurrent包
2.CVS使用好处
3.简单说说ConcurrentSkipListMap
4.concurrenthashmap1.8源码如何详细解析?源码
5.Kafka源码分析(五) - Server端 - 基于时间轮的延时组件
6.死磕 java集合之ConcurrentLinkedQueue源码分析

Java并发源码concurrent包

       深入JAVA杨京京：Java并发源码concurrent包

       在JDK1.5之前，Java并发设计复杂且对程序员负担重，源码需考虑性能、源码死锁、源码公平性等。源码JDK1.5后，源码dtostrf源码引入了java.util.concurrent工具包简化并发，源码提供多种并发模型，源码减轻开发负担。源码

       Java并发工具包java.util.concurrent源自JSR-，源码包含用于并发程序的源码通用功能。该包由Doug Lea开发，源码旨在提供线程安全的源码容器、同步类、源码原子对象等工具，源码减少并发编程的复杂性。

       并发容器如阻塞队列、非阻塞队列和转移队列等，实现线程安全功能，不使用同步关键字，为并发操作提供便利。

       同步类如Lock等，提供线程之间的同步机制，确保数据一致性。原子对象类如AtomicInteger、AtomicLong等，knx 协议栈 源码提供高效的原子操作，避免同步锁，实现线程安全。

       原子操作类在多线程环境中实现数据同步和互斥，确保数据一致性。实际应用场景包括线程安全的数据结构和算法实现。

       java.util.concurrent.atomic包中的原子操作类，使用硬件支持的原子操作实现数据的原子性，提高并发程序的效率和性能。

       值得一提的是，Java并发工具包还包含了Fork-Join框架，通过分解和合并任务，实现高效并行处理，减少等待其他线程完成时间，并利用工作偷取技术优化线程执行效率。

       Java线程池如ThreadLocalRandom类，提供高性能随机数生成，通过种子内部生成和不共享随机对象减少资源争用和消耗，提高并发程序的性能。

CVS使用好处

       cvs，全称为Concurrent Versions System，是一种功能强大的版本控制系统。它提供了一系列工具，帮助开发者追踪、管理和回滚代码变更。生死狙击源码下载在软件开发过程中，错误和bug的引入往往在不经意间，而cvs能够帮助开发者轻松恢复到先前的稳定版本，通过比较差异来定位问题的根源。

       在使用cvs时，每个文件的全部版本都被保存在一个文件中，仅记录不同版本间的差异，这种高效的方式节省了存储空间，同时也使得版本对比变得简单直观。

       cvs的历程始于年，由Dick Grune以shell脚本的形式发布，随后Brian Berliner负责设计和编码，Jeff Polk则贡献了模块设计和销售商分支支持，共同推动了cvs的发展。

       cvs的主要功能在于存储和恢复文件版本，但不负责指导代码构造或决定如何管理磁盘空间。开发者需要额外的脚本、Makefile等工具来支持特定的构建系统，尤其是在模块化开发和共享文件的场景中，合理的磁盘规划尤为重要。

       当外部变化影响文件系统时，开发者需要考虑哪些文件需要重新构建。传统方法通常依赖于make工具，并借助自动化工具生成所需的make文件。因此，springboot监听源码分析合理的工具支持和构建流程设计对于利用cvs进行高效版本管理至关重要。

扩展资料

       CVS是一个C/S系统，多个开发人员通过一个中心版本控制系统来记录文件版本，从而达到保证文件同步的目的。CVS版本控制系统是一种GNU软件包，主要用于在多人开发环境下的源码的维护。

简单说说ConcurrentSkipListMap

       åŸºæœ¬ä»‹ç»

       è·³è·ƒè¡¨çš„性质如下：

       æœ€åº•å±‚的数据节点按照关键字key升序排列；

       åŒ…含多级索引，每个级别的索引节点按照其关联的数据节点的关键字key升序排列；

       é«˜çº§åˆ«ç´¢å¼•æ˜¯å…¶ä½Žçº§åˆ«ç´¢å¼•çš„子集；

       å¦‚果关键字key在级别level=i的索引中出现，则级别level<=i的所有索引都包含该key。

       è·³è·ƒè¡¨ConcurrentSkipListMap的数据结构如下图所示，下图一共有三层索引，最底下为数据节点，同一层索引中，索引节点之间使用right指针相连，上层索引节点的down指针指向下层的索引节点。

源码分析核心字段分析

       head 指向 node(BASE_HEADER) 的顶层索引。

/***Thetopmostheadindexoftheskiplist.*/privatetransientvolatileHeadIndex<K,V>head;

       BASE_HEADER 头结点，即最顶层索引的头节点的value值

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()

       Node 静态内部类，即数据节点

/***数据节点*/staticfinalclassNode<K,V>{ finalKkey;//数据节点的keyvolatileObjectvalue;//数据节点的valuevolatileNode<K,V>next;//指向下一个数据节点/***Createsanewregularnode.*/Node(Kkey,Objectvalue,Node<K,V>next){ this.key=key;this.value=value;this.next=next;}}

       Index 静态内部类，即普通索引节点

/***普通索引节点*/staticclassIndex<K,V>{ finalNode<K,V>node;//索引节点指向的数据节点finalIndex<K,V>down;//当前索引节点的正下方索引节点volatileIndex<K,V>right;//当前索引节点的右索引节点/***Createsindexnodewithgivenvalues.*/Index(Node<K,V>node,Index<K,V>down,Index<K,V>right){ this.node=node;this.down=down;this.right=right;}}

       HeadIndex 静态内部类，即当前级别索引的头节点

/***当前级别索引的头节点*/staticfinalclassHeadIndex<K,V>extendsIndex<K,V>{ finalintlevel;//所处索引级别/***node：当前索引指向的数据节点*down：当前索引节点的正下方索引节点*right：当前索引节点的右索引节点*level：当前索引头节点所处的索引级别*/HeadIndex(Node<K,V>node,Index<K,V>down,Index<K,V>right,intlevel){ super(node,down,right);this.level=level;}}查询

       æ ¹æ®æŒ‡å®šçš„key查询节点，源码如下：

publicVget(Objectkey){ //调用doGet方法returndoGet(key);}/***真正实现查询方法*/privateVdoGet(Objectkey){ if(key==null)thrownewNullPointerException();Comparator<?superK>cmp=comparator;outer:for(;;){ for(Node<K,V>b=findPredecessor(key,cmp),n=b.next;;){ Objectv;intc;if(n==null)breakouter;Node<K,V>f=n.next;if(n!=b.next)//inconsistentreadbreak;if((v=n.value)==null){ //nisdeletedn.helpDelete(b,f);break;}if(b.value==null||v==n)//bisdeletedbreak;if((c=cpr(cmp,key,n.key))==0){ @SuppressWarnings("unchecked")Vvv=(V)v;returnvv;}if(c<0)breakouter;b=n;n=f;}}returnnull;}

       åœ¨ä¸Šè¿°ä»£ç ä¸­ï¼Œouter处的for自旋中，首先查看findPredecessor：查询指定key节点的前驱节点。该方法在下面的好多地方会调用，例如插入元素，删除元素以及删除元素对应的索引时都会调用。

       findPredecessor方法源码如下：

/***作用1：找到key对应节点的前驱节点，不一定的真的前驱节点，也可能是前驱结点的前驱节点*作用2：删除无效的索引，即要删除节点时，将节点的索引也删除掉*/privateNode<K,V>findPredecessor(Objectkey,Comparator<?superK>cmp){ if(key==null)thrownewNullPointerException();//don'tpostponeerrorsfor(;;){ //r为q节点的右指针指向的节点，r为当前比较节点,每次都比较r节点的key跟查找的key的大小关系for(Index<K,V>q=head,r=q.right,d;;){ if(r!=null){ Node<K,V>n=r.node;Kk=n.key;//该节点已经删除，需要删除其对应的索引if(n.value==null){ //该节点已经删除，需要删除其对应的索引if(!q.unlink(r))break;//restartr=q.right;//rereadrcontinue;}//当前查找的key比r节点的key大，所以r、q节点都向右移动if(cpr(cmp,key,k)>0){ q=r;r=r.right;continue;}}//当q的下方索引节点为空，则说明已经到数据节点层了，需要退出进行后续查找处理if((d=q.down)==null)returnq.node;/***此时当前查找的key小于r节点的key，需要往下一级索引查找*d节点赋值为为q节点为正下方节点，即下一级索引的正下方节点*/q=d;r=d.right;}}}

       findPredecessor方法的查找过程图示如下：假设要查找节点6

       ç”±äºŽå½“前r节点的key比查询的key小，所以，r、q节点都向右移动，即执行如下代码：

//当前查找的key比r节点的key大，所以r、q节点都向右移动if(cpr(cmp,key,k)>0){ q=r;r=r.right;continue;}

       æ­¤æ—¶r节点指向的数据节点为，节点的key比6节点的key大，此时需要执行如下代码：

/***此时当前查找的key小于r节点的key，需要往下一级索引查找*d节点赋值为为q节点为正下方节点，即下一级索引的正下方节点*/q=d;r=d.right;

       æ­¤æ—¶r节点指向的数据节点为5，5节点的key比6节点的key小，q、r节点向右移动，如下图所示

       æ­¤æ—¶r节点指向的数据节点为，节点的key比6节点的key大，同理需要往下级索引走，如下图所示：

       æ­¤æ—¶r节点指向的数据节点为，节点的key比6节点的key大，同理需要往下级索引走，但是此时下一级索引为空了，即(d = q.down) == null了，此时执行的代码如下， 返回q索引指向的节点，即返回节点5.

//当q的下方索引节点为空，则说明已经到数据节点层了，需要退出进行后续查找处理if((d=q.down)==null)returnq.node;

       ä»¥ä¸Šå°±æ˜¯æ–¹æ³•findPredecessor的查找流程，咱们接着继续看上面的doGet方法

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()0

       é¦–先初始化b、n、f三个节点，如下图所示

        发现此时n节点指向的节点就是要查询的节点，于是执行如下代码：

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()1

       ç›´æŽ¥è¿”回n节点的value值。查询操作完成。

插入

       è·³è·ƒè¡¨çš„插入操作分以下四种情况：

       æƒ…况1：跳跃表内存在key一致元素，做替换

       æƒ…况2：插入新元素，无须给新元素生成索引节点

       æƒ…况3：插入新元素，需要给新元素生成索引节点，且索引高度 < maxLevel

       æƒ…况4：插入新元素，需要给新元素生成索引节点，且索引高度 > maxLevel

       æºç å¦‚下：

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()2

       é¦–先还是跟查询操作类似，调用findPredecessor方法先查找到待插入key的前驱节点，举个例子，例如我们想要插入节点7，如下图所示：

       æŽ¥ç€è·ŸæŸ¥è¯¢æ“ä½œä¸€æ ·çš„步骤如下，直接看图：

        此时r节点指向数据节点1，节点1的key小于待插入的节点7的key，于是节点q、r同时向右移动。

       æ­¤æ—¶r节点指向数据节点，节点的key大于待插入节点7的key，于是往下一层索引继续查找，执行的代码如下：

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()3

       åŽé¢çš„操作类似

       æ­¤æ—¶r节点的key大于待插入的节点6的key，但是q节点的down指针已为空，此时直接返回q节点指向的节点5。

       æŽ¥ç€å›žåˆ°doPut方法，先来查看outer循环，如下：

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()4

       é¦–先初始化三个节点b、n、f，n节点为b节点的下一个节点，而f节点为n节点的下一个节点，如下图所示

       æŽ¥ç€æ¯”较节点n与待插入的key的大小，此时n节点的key小于待插入节点的key，于是b、n、f三个节点均向下移动如下图所示

       æ­¤æ—¶n节点的key大于待插入的key，此时执行如下代码，通过cas方式修改b节点的下一个节点为z节点，接着跳出outer循环。

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()5

       ç„¶åŽæˆ‘们知道doPut剩下的代码无非就是判断是否给新插入的节点z创建索引，如果需要创建对应的索引。

       é¦–先通过int rnd = ThreadLocalRandom.nextSecondarySeed();计算出一个随机数，接着进行如下判断：

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()6

       å¦‚æžœrnd & 0x) == 0就给新插入的z节点创建索引，我们知道0x = 即最高位和最后一位为1，其余全部是0，

       æ¡ä»¶ï¼š(rnd & 0x) == 0什么时候成立？

       rnd这个随机数最低位和最高位同时是0的时候，条件成立，概率是1/4

       ä¸¾ä¸ªä¾‹å­ï¼šä¾‹å¦‚rnd = = 3条件就成立。

       å¦‚果条件成立的话，接着计算到底给z节点创建几级索引，代码如下：

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()7

       é€šè¿‡while条件((rnd >>>= 1) & 1) != 0满足几次就创建几级索引。例如：

       rnd = 计算出来的level => 3

       rnd = 计算出来的level => 8

       ç„¶åŽæŽ¥ç€æ¯”较计算出来的z节点的索引跟现有的跳跃表的索引级别大小。

       æƒ…况一：z节点计算出来的索引level比跳跃表的level小

       æƒ…况二：z节点计算处理的索引level比跳跃表的level大。此时会选择最终的level为原来的调表的level + 1

       æƒ…况一

       ç»™z节点创建索引的步骤如下图所示，此时z节点的索引还没有加入跳跃表现有的索引队列中

       æŽ¥ç€ç»§ç»­æ‰§è¡Œsplice循环，代码如下：

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()8

       åˆå§‹åŒ–q、r节点如下图所示

       æ­¤æ—¶r节点的key比新插入z节点，即7节点小，于是两个节点q、t都向右移动如下图所示

       æ­¤æ—¶r节点的key比新插入z节点，即7节点大，执行如下代码：

/***Specialvalueusedtoidentifybase-levelheader*/privatestaticfinalObjectBASE_HEADER=newObject()9

       æ­¤æ—¶r节点的key比新插入z节点，即7节点小，于是两个节点q、t都向右移动如下图所示

       æ­¤æ—¶r节点的key比新插入z节点，即7节点大,同理，直接看图

       æƒ…况二

       è·Ÿæƒ…况一类似，这里就不一一画图了

删除

       åˆ é™¤æ–¹æ³•å®Œæˆçš„任务如下：

       è®¾ç½®æŒ‡å®šå…ƒç´ value为null

       å°†æŒ‡å®šnode从node链表移除

       å°†æŒ‡å®šnode的index节点 从 对应的 index 链表移除

/***数据节点*/staticfinalclassNode<K,V>{ finalKkey;//数据节点的keyvolatileObjectvalue;//数据节点的valuevolatileNode<K,V>next;//指向下一个数据节点/***Createsanewregularnode.*/Node(Kkey,Objectvalue,Node<K,V>next){ this.key=key;this.value=value;this.next=next;}}0

       åŒæ ·ï¼Œé¦–先通过findPredecessor方法查找到要删除key的前驱节点，就不一一画图了，直接看找到的前驱节点的图，如下：

       æŽ¥æ¯”较n节点的key与待删除的key的大小，此时n节点的key小于待删除的key，即7节点的key，于是将b、n、f三个节点都向右移动，如下图：

       æ­¤æ—¶n节点的key跟待删除的key一样，于是执行如下代码：

/***数据节点*/staticfinalclassNode<K,V>{ finalKkey;//数据节点的keyvolatileObjectvalue;//数据节点的valuevolatileNode<K,V>next;//指向下一个数据节点/***Createsanewregularnode.*/Node(Kkey,Objectvalue,Node<K,V>next){ this.key=key;this.value=value;this.next=next;}}1

       æœ€åŽå†è°ƒç”¨findPredecessor清楚无效的索引，即上面删除的节点的索引。

/***数据节点*/staticfinalclassNode<K,V>{ finalKkey;//数据节点的keyvolatileObjectvalue;//数据节点的valuevolatileNode<K,V>next;//指向下一个数据节点/***Createsanewregularnode.*/Node(Kkey,Objectvalue,Node<K,V>next){ this.key=key;this.value=value;this.next=next;}}2

       é‡ç‚¹é å¦‚下代码块删除索引的：

/***数据节点*/staticfinalclassNode<K,V>{ finalKkey;//数据节点的keyvolatileObjectvalue;//数据节点的valuevolatileNode<K,V>next;//指向下一个数据节点/***Createsanewregularnode.*/Node(Kkey,Objectvalue,Node<K,V>next){ this.key=key;this.value=value;this.next=next;}}3

       æˆ‘们知道在上面已经将待删除的7节点的value置为null了，直接看图：

       æ­¤æ—¶r节点的key小于待删除节点的key，于是r、q节点都向右移动。

       æ­¤æ—¶r,n节点指向的数据节点的value值为null于是执行上面的q.unlink(r)代码，将q的右指针指向r的右指针指向的节点，即就是删除了该level上的7节点的索引节点，如下图所示

       æ­¤æ—¶r节点的key大于待删除节点的key，于是往下一索引走，如下图所示

       æ­¤æ—¶r节点的key小于待删除节点的key，于是r、q节点都向右移动。

       æ­¤æ—¶r,n节点指向的数据节点的value值为null于是执行上面的q.unlink(r)代码，将q的右指针指向r的右指针指向的节点，即就是删除了该level上的7节点的索引节点，如下图所示

       åŽç»­æ“ä½œåŒç†ï¼Œæœ€ç»ˆå°†7节点的索引一一删除完，最终的图下所示

concurrenthashmap1.8源码如何详细解析?

       ConcurrentHashMap在JDK1.8的线程安全机制基于CAS+synchronized实现，而非早期版本的分段锁。

       在JDK1.7版本中，ConcurrentHashMap采用分段锁机制，包含一个Segment数组，每个Segment继承自ReentrantLock，并包含HashEntry数组，每个HashEntry相当于链表节点，用于存储key、value。默认支持个线程并发，每个Segment独立，互不影响。

       对于put流程，与普通HashMap相似，首先定位至特定的Segment，然后使用ReentrantLock进行操作，后续过程与HashMap基本相同。

       get流程简单，小说漫画源码app通过hash值定位至segment，再遍历链表找到对应元素。需要注意的是，value是volatile的，因此get操作无需加锁。

       在JDK1.8版本中，线程安全的关键在于优化了put流程。首先计算hash值，遍历node数组。若位置为空，则通过CAS+自旋方式初始化。

       若数组位置为空，尝试使用CAS自旋写入数据；若hash值为MOVED，表示需执行扩容操作；若满足上述条件均不成立，则使用synchronized块写入数据，同时判断链表或转换为红黑树进行插入。链表操作与HashMap相同，链表长度超过8时转换为红黑树。

       get查询流程与HashMap基本一致，通过key计算位置，若table对应位置的key相同则返回结果；如为红黑树结构，则按照红黑树规则获取；否则遍历链表获取数据。

Kafka源码分析(五) - Server端 - 基于时间轮的延时组件

       Kafka内部处理大量的延时操作，例如，在接收到PRODUCE请求后，副本可以等待一个timeout的时间再响应客户端。下面我们来探讨一个问题：为什么Kafka要自己实现一个延时任务组件，而不是直接使用Java的java.util.concurrent.DelayQueue呢？我们可以从以下两个方面来分析这个问题。

       1.1 DelayQueue的能力

       DelayQueue相关的接口/类如下所示：

       相应地，DelayQueue提供的能力如下：

       1.2 Kafka的业务场景

       Kafka的业务背景具有以下特点：

       相应地，Kafka对延时任务组件有以下两点要求：

       这两点要求都无法通过直接应用DelayQueue的方式得到满足。

       二. 组件接口

       让我们来看看Kafka的延时任务组件对外提供的接口，从而了解其提供的能力和使用方式。

       如下所示：

       左边的两个类定义了"延时操作"，右边的DelayedOperationPurgatory类定义了一个维护DelayOperaton的容器，其核心操作如下：

       三. 实现

       以下是关于"延时"实现方式的介绍。

       3.1 业务模型

       时间轮延时组件的思路如下：

       接下来，通过一个具体的例子来说明这种映射逻辑：

       首先关注上图中①号时间轮。圆环中的每一个单元格表示一个TimerTaskList。单元格有其关联的时间跨度；下方的"1s x "表示时间轮上共有个单元格，每个单元格的时间跨度为1秒。有一个指针指向了"当前时间"所对应的单元格。顺时针方向为时间流动方向。

       当收到一个延迟时间在0-1s的TimerTask时，会将其追加到①号时间轮的橙色单元格中。当收到一个延迟时间在3-4s的TimerTask时，会将其追加到①号时间轮的**单元格中。以此类推。

       现在有一个问题：①号时间轮能表示的最大延迟时间是秒，那如果收到了延迟秒的任务该怎么办？这时该用到②号时间轮了，我们称②号为①号的"溢出时间轮"。②号时间轮的特点如下：

       如此，延迟时间在-s的TimerTask会被追加到②号的紫色单元格，延迟时间在-s的TimerTask会被追加到②号的绿色单元格中。③号时间轮同理。

       刚刚是按①->②->③的顺序来分析时间轮的逻辑，反过来也可以得到有用的想象手里有一个"放大镜"，其实③号时间轮的蓝色单元格"放大"后是②号时间轮；②号时间轮的蓝色单元格"放大"后是①号时间轮；蓝色单元格并不实际存储TimerTask。

       3.2 数据结构

       DelayedOperationPurgatory有一个Timer类型的timeoutTimer属性，用于维护延时任务。实际使用的是Timer的实现类：SystemTimer。该类用于维护延时任务的核心属性有两个：delayQueue和timingWheel。TimingWheel表示单个时间轮，接下来我们来看看其类图：

       各属性含义如下：

       3.3 算法

       3.3.1 添加任务

       添加任务的入口是DelayedOperationPurgatory.tryCompleteElseWatch，其核心逻辑分为如下两步：

       SystemTimer.add直接调用了addTimerTaskEntry方法，后者逻辑如下：

       TimingWheel.add的逻辑也很清晰，分如下4种场景处理：

       3.3.2 尝试提前触发任务

       入口是DelayedOperationPurgatory.checkAndComplete：

       接下来看Watchers.tryCompleteWatched方法的内容：

       DelayedOperation.maybeTryComplete方法最终调用了DelayedOperation.tryComplete；

       DelayedOperation的子类需要在后者中实现自己的"触发条件"检查逻辑；若满足了提前触发的条件，则调用forceComplete方法执行事件触发场景下的业务逻辑。

       3.3.3 任务到期自动执行

       DelayedOperationPurgatory中维护了一个expirationReaper线程，其职责就是循环调用kafka.utils.timer.SystemTimer#advanceClock来从时间轮中获取已超时的任务，并更新时间轮的"当前时间"指针。

       四. 总结

       才疏学浅，未能窥其十之一二，随时欢迎各位交流补充。若文章质量还算及格，可以点赞收藏加以鼓励，后续我继续更新。

       另外，也可以在目录中找到同系列的其他文章：

       感谢阅读。

死磕 java集合之ConcurrentLinkedQueue源码分析

       ConcurrentLinkedQueue

       （1）不是阻塞队列

       （2）通过CAS+自旋保证并发安全

       （3）可用于多线程环境，但不能用在线程池中

       简介

       主要属性

       两个属性：头节点与尾节点

       主要内部类

       典型单链表结构

       主要构造方法

       构造简单，实现无界单链表队列

       入队

       add(e)与offer(e)方法

       无异常抛出，流程清晰

       出队

       remove()与poll()方法

       逻辑清晰，不阻塞线程

       总结

       非阻塞队列，不适用于线程池

       彩蛋

       与LinkedBlockingQueue对比

       线程安全与返回null特性相似

       效率与锁机制差异显著

       无法实现等待元素与用在线程池中的限制

OpenJDK-JVM 源码阅读 - ZGC - 并发标记 | 京东物流技术团队

       ZGC简介：

       ZGC是Java垃圾回收器的前沿技术，支持低延迟、大容量堆、染色指针、读屏障等特性，自JDK起作为试验特性，JDK起支持Windows，JDK正式投入生产使用。在JDK中已实现分代收集，预计不久将发布，性能将更优秀。

       ZGC特征：

       1. 低延迟

       2. 大容量堆

       3. 染色指针

       4. 读屏障

       并发标记过程：

       ZGC并发标记主要分为三个阶段：初始标记、并发标记/重映射、重分配。本篇主要分析并发标记/重映射部分源代码。

       入口与并发标记：

       整个ZGC源码入口是ZDriver::gc函数，其中concurrent()是一个宏定义。并发标记函数是concurrent_mark。

       并发标记流程：

       从ZHeap::heap()进入mark函数，使用任务框架执行任务逻辑在ZMarkTask里，具体执行函数是work。工作逻辑循环从标记条带中取出数据，直到取完或时间到。此循环即为ZGC三色标记主循环。之后进入drain函数，从栈中取出指针进行标记，直到栈排空。标记过程包括从栈取数据，标记和递归标记。

       标记与迭代：

       标记过程涉及对象迭代遍历。标记流程中，ZGC通过map存储对象地址的finalizable和inc_live信息。map大小约为堆中对象对齐大小的二分之一。接着通过oop_iterate函数对对象中的指针进行迭代，使用ZMarkBarrierOopClosure作为读屏障，实现了指针自愈和防止漏标。

       读屏障细节：

       ZMarkBarrierOopClosure函数在标记非静态成员变量的指针时触发读屏障。慢路径处理和指针自愈是核心逻辑，慢路径标记指针，快速路径通过cas操作修复坏指针，并重新标记。

       重映射过程：

       读屏障触发标记后，对象被推入栈中，下次标记循环时取出。ZGC并发标记流程至此结束。

       问题回顾：

       本文解答了ZGC如何标记指针、三色标记过程、如何防止漏标、指针自愈和并发重映射过程的问题。

       扩展思考：

       ZGC在指针上标记，当回收某个region时，如何得知对象是否存活？答案需要结合标记阶段和重分配阶段的代码。

       结束语：

       本文深入分析了ZGC并发标记的源码细节，对您有启发或帮助的话，请多多点赞支持。作者：京东物流 刘家存，来源：京东云开发者社区 自猿其说 Tech。转载请注明来源。