这期内容当中小编将会给大家带来有关Java技术JVM研究中HotSpot虚拟机对象的示例分析，文章内容丰富且以专业的角度为大家分析和叙述，阅读完这篇文章希望大家可以有所收获。
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语言层面上，创建对象通常（例外：克隆、反序列化）仅仅是一个 new 关键字而已，而在虚拟机中，对象（本文中讨论的对象限于普通 Java 对象，不包括数组和 Class 对象等）的创建又是怎样一个过程呢？
虚拟机遇到一条 new 指令时，首先将去检查这个指令的参数是否能在常量池中定位到一个类的符号引用，并且检查这个符号引用代表的类是否已被加载、解析和初始化过的。如果没有，那必须先执行相应的类加载过程。
类加载通过后，接下来虚拟机将为新生对象分配内存。对象所需内存的大小在类加载完成后便可完全确定（如何确定在下一节对象内存布局时再详细讲解），为对象分配空间的任务具体便等同于一块确定大小的内存从 Java 堆中划分出来，怎么划呢？
假设 Java 堆中内存是绝对规整的，所有用过的内存都被放在一边，空闲的内存被放在另一边，中间放着一个指针作为分界点的指示器，那所分配内存就仅仅是把那个指针向空闲空间那边挪动一段与对象大小相等的距离，这种分配方式称为“指针碰撞”（Bump The Pointer）。
Java堆中的内存并不是规整的，已被使用的内存和空闲的内存相互交错，那就没有办法简单的进行指针碰撞了，虚拟机就必须维护一个列表，记录上哪些内存块是可用的，在分配的时候从列表中找到一块足够大的空间划分给对象实例，并更新列表上的记录，这种分配方式称为“空闲列表”（Free List）。
选择哪种分配方式由 Java 堆是否规整决定，而 Java 堆是否规整又由所采用的垃圾收集器是否带有压缩整理功能决定。因此在使用 Serial、ParNew等带 Compact过程的收集器时，系统采用的分配算法是指针碰撞，而使用 CMS这种基于 Mark-Sweep算法的收集器时（说明一下，CMS收集器可以通过 UseCMSCompactAtFullCollection或 CMSFullGCsBeforeCompaction来整理内存），就通常采用空闲列表。
如何划分可用空间之外，还有另外一个需要考虑的问题是对象创建在虚拟机中是非常频繁的行为，即使是仅仅修改一个指针所指向的位置，在并发情况下也并不是线程安全的，可能出现正在给对象 A 分配内存，指针还没来得及修改，对象 B 又同时使用了原来的指针来分配内存。**解决这个问题有两个方案，一种是对分配内存空间的动作进行同步——实际上虚拟机是采用 CAS 配上失败重试的方式保证更新操作的原子性；另外一种是把内存分配的动作按照线程划分在不同的空间之中进行，即每个线程在 Java 堆中预先分配一小块内存，称为本地线程分配缓冲，（TLAB ，Thread Local Allocation Buffer），哪个线程要分配内存，就在哪个线程的 TLAB 上分配， 只有 TLAB 用完，分配新的 TLAB 时才需要同步锁定。虚拟机是否使用 TLAB，可以通过 -XX:+/-UseTLAB 参数来设定。内存分配完成之后，虚拟机需要将分配到的内存空间都初始化为零值（不包括对象头），如果使用 TLAB 的话，这一个工作也可以提前至 TLAB 分配时进行。这步操作保证了对象的实例字段在 Java 代码中可以不赋初始值就直接使用，程序能访问到这些字段的数据类型所对应的零值。
虚拟机要对对象进行必要的设置，例如这个对象是哪个类的实例、如何才能找到类的元数据信息、对象的哈希码、对象的 GC 分代年龄等信息。这些信息存放在对象的对象头（Object Header）之中。根据虚拟机当前的运行状态的不同，如是否启用偏向锁等，对象头会有不同的设置方式。
在虚拟机的视角来看，一个新的对象已经产生了。 Java 程序的视角看来，对象创建才刚刚开始——方法还没有执行，所有的字段都为零呢。所以一般来说（由字节码中是否跟随有 invokespecial指令所决定），new指令之后会接着就是执行方法，把对象按照程序员的意愿进行初始化，这样一个真正可用的对象才算完全产生出来。
下面代码是 HotSpot 虚拟机 bytecodeInterpreter.cpp 中的代码片段（这个解释器实现很少机会实际使用，大部分平台上都使用模板解释器；当代码通过 JIT 编译器执行时差异就更大了。不过这段代码用于了解 HotSpot 的运作过程是没有什么问题的）。
重庆分公司
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// 确保常量池中存放的是已解释的类
if (!constants->tag_at(index).is_unresolved_klass()) {
// 断言确保是 klassOop 和 instanceKlassOop（这部分下一节介绍）
oop entry = (klassOop) *constants->obj_at_addr(index);
assert(entry->is_klass(), "Should be resolved klass");
klassOop k_entry = (klassOop) entry;
assert(k_entry->klass_part()->oop_is_instance(), "Should be instanceKlass");
instanceKlass* ik = (instanceKlass*) k_entry->klass_part();
// 确保对象所属类型已经经过初始化阶段
if ( ik->is_initialized() && ik->can_be_fastpath_allocated() ) {
// 取对象长度
size_t obj_size = ik->size_helper();
oop result = NULL;
// 记录是否需要将对象所有字段置零值
bool need_zero = !ZeroTLAB;
// 是否在 TLAB 中分配对象
if (UseTLAB) {
result = (oop) THREAD->tlab().allocate(obj_size);
}
if (result == NULL) {
need_zero = true;
// 直接在 eden 中分配对象
retry:
HeapWord* compare_to = *Universe::heap()->top_addr();
HeapWord* new_top = compare_to + obj_size;
// cmpxchg 是 x86 中的 CAS 指令，这里是一个 C++ 方法，通过 CAS 方式分配空间，并发失败的话，转到 retry 中重试直至成功分配为止
if (new_top <= *Universe::heap()->end_addr()) {
if (Atomic::cmpxchg_ptr(new_top, Universe::heap()->top_addr(), compare_to) != compare_to) {
goto retry;
}
result = (oop) compare_to;
}
}
if (result != NULL) {
// 如果需要，为对象初始化零值
if (need_zero ) {
HeapWord* to_zero = (HeapWord*) result + sizeof(oopDesc) / oopSize;
obj_size -= sizeof(oopDesc) / oopSize;
if (obj_size > 0 ) {
memset(to_zero, 0, obj_size * HeapWordSize);
}
}
// 根据是否启用偏向锁，设置对象头信息
if (UseBiasedLocking) {
result->set_mark(ik->prototype_header());
} else {
result->set_mark(markOopDesc::prototype());
}
result->set_klass_gap(0);
result->set_klass(k_entry);
// 将对象引用入栈，继续执行下一条指令
SET_STACK_OBJECT(result, 0);
UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(3, 1);
}
}
}HotSpot 虚拟机中，对象在内存中存储的布局可以分为三块区域：对象头（Header）、实例数据（Instance Data）和对齐填充（Padding）。
HotSpot 虚拟机的对象头包括两部分信息，第一部分用于存储对象自身的运行时数据，如哈希码（HashCode）、GC 分代年龄、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程 ID、偏向时间戳等等，这部分数据的长度在 32 位和 64 位的虚拟机（暂不考虑开启压缩指针的场景）中分别为 32 个和 64 个 Bits，官方称它为“Mark Word”。
对象需要存储的运行时数据很多，其实已经超出了 32、64 位 Bitmap 结构所能记录的限度，但是对象头信息是与对象自身定义的数据无关的额外存储成本，考虑到虚拟机的空间效率，Mark Word 被设计成一个非固定的数据结构以便在极小的空间内存储尽量多的信息，它会根据对象的状态复用自己的存储空间。例如在 32 位的 HotSpot 虚拟机中对象未被锁定的状态下，Mark Word 的 32 个 Bits 空间中的 25Bits 用于存储对象哈希码（HashCode），4Bits 用于存储对象分代年龄，2Bits 用于存储锁标志位，1Bit 固定为 0，在其他状态（轻量级锁定、重量级锁定、GC 标记、可偏向）下对象的存储内容如下表所示。
| 类型 | 32位JVM | 64位JVM| | ------ ---- | ------------| --------- | | markword | 32bit | 64bit | | 类型指针 | 32bit |64bit ，开启指针压缩时为32bit | | 数组长度 | 32bit |32bit |
开启指针压缩时，markword占用8bytes,类型指针占用8bytes，共占用16bytes;
未开启指针压缩时，markword占用8bytes,类型指针占用4bytes,但由于java内存地址按照8bytes对齐,长度必须是8的倍数，因此会从12bytes补全到16bytes;
数组长度为4bytes,同样会进行对齐，补足到8bytes;
如果对象没有重写hashcode方法，那么默认是调用os::random产生hashcode,可以通过System.identityHashCode获取；os::random产生
hashcode的规则为:next_rand = (16807seed) mod (2*31-1),因此可以使用31位存储;另外一旦生成了hashcode,JVM会将其记录在markword中；
GC年龄采用4位bit存储，最大为15，例如MaxTenuringThreshold参数默认值就是15；
当处于轻量级锁、重量级锁时，记录的对象指针，根据JVM的说明，此时认为指针仍然是64位，最低两位假定为0;当处于偏向锁时，记录的为获得偏向锁的线程指针，该指针也是64位；
hash:25 ------------>| age:4 biased_lock:1 lock:2 (normal object) JavaThread*:23 epoch:2 age:4 biased_lock:1 lock:2 (biased object) size:32 ------------------------------------------>| (CMS free block) PromotedObject*:29 ---------->| promo_bits:3 ----->| (CMS promoted object)
unused:25 hash:31 -->| unused:1 age:4 biased_lock:1 lock:2 (normal object) JavaThread*:54 epoch:2 unused:1 age:4 biased_lock:1 lock:2 (biased object) PromotedObject*:61 --------------------->| promo_bits:3 ----->| (CMS promoted object) size:64 ----------------------------------------------------->| (CMS free block)
unused:25 hash:31 -->| cms_free:1 age:4 biased_lock:1 lock:2 (COOPs && normal object) JavaThread*:54 epoch:2 cms_free:1 age:4 biased_lock:1 lock:2 (COOPs && biased object) narrowOop:32 unused:24 cms_free:1 unused:4 promo_bits:3 ----->| (COOPs && CMS promoted object) unused:21 size:35 -->| cms_free:1 unused:7 ------------------>| (COOPs && CMS free block)
对象头的另外一部分是类型指针，即是对象指向它的类元数据的指针，虚拟机通过这个指针来确定这个对象是哪个类的实例。并不是所有的虚拟机实现都必须在对象数据上保留类型指针，换句话说查找对象的元数据信息并不一定要经过对象本身，这点我们在下一节讨论。另外，如果对象是一个 Java 数组，那在对象头中还必须有一块用于记录数组长度的数据，因为虚拟机可以通过普通 Java 对象的元数据信息确定 Java 对象的大小，但是从数组的元数据中无法确定数组的大小。
以下是 HotSpot 虚拟机 markOop.cpp 中的代码（注释）片段，它描述了 32bits 下 MarkWord 的存储状态：
接下来实例数据部分是对象真正存储的有效信息，也既是我们在程序代码里面所定义的各种类型的字段内容，无论是从父类继承下来的，还是在子类中定义的都需要记录袭来。
这部分的存储顺序会受到虚拟机分配策略参数（FieldsAllocationStyle）和字段在 Java 源码中定义顺序的影响。
HotSpot 虚拟机默认的分配策略为 longs/doubles、ints、shorts/chars、bytes/booleans、oops（Ordinary Object Pointers），从分配策略中可以看出，相同宽度的字段总是被分配到一起。在满足这个前提条件的情况下，在父类中定义的变量会出现在子类之前。如果 CompactFields 参数值为 true（默认为 true），那子类之中较窄的变量也可能会插入到父类变量的空隙之中。
对齐填充并不是必然存在的，也没有特别的含义，它仅仅起着占位符的作用。
由于 HotSpot VM 的自动内存管理系统要求对象起始地址必须是 8 字节的整数倍，换句话说就是对象的大小必须是 8 字节的整数倍。对象头部分正好似 8 字节的倍数（1 倍或者 2 倍），因此当对象实例数据部分没有对齐的话，就需要通过对齐填充来补全。
对象的访问定位
建立对象是为了使用对象，我们的 Java 程序需要通过栈上的 reference 数据来操作堆上的具体对象。由于 reference类型在 Java 虚拟机规范里面只规定了是一个指向对象的引用，并没有定义这个引用应该通过什么种方式去定位、访问到堆中的对象的具体位置，对象访问方式也是取决于虚拟机实现而定的。主流的访问方式有使用句柄和直接指针两种。
如果使用句柄访问的话，Java 堆中将会划分出一块内存来作为句柄池，reference 中存储的就是对象的句柄地址，而句柄中包含了对象实例数据与类型数据的具体各自的地址信息。如图 1 所示。
如果使用直接指针访问的话，Java堆对象的布局中就必须考虑如何放置访问类型数据的相关信息，reference中存储的直接就是对象地址，如图 2 所示。
这两种对象访问方式各有优势，使用句柄来访问的最大好处就是 reference 中存储的是稳定句柄地址，在对象被移动（垃圾收集时移动对象是非常普遍的行为）时只会改变句柄中的实例数据指针，而 reference 本身不需要被修改。
使用直接指针来访问最大的好处就是速度更快，它节省了一次指针定位的时间开销，由于对象访问的在 Java 中非常频繁，因此这类开销积小成多也是一项非常可观的执行成本。从上一部分讲解的对象内存布局可以看出，就虚拟机 HotSpot 而言，它是使用第二种方式进行对象访问，但在整个软件开发的范围来看，各种语言、框架中使用句柄来访问的情况也十分常见。
上述就是小编为大家分享的Java技术JVM研究中HotSpot虚拟机对象的示例分析了，如果刚好有类似的疑惑，不妨参照上述分析进行理解。如果想知道更多相关知识，欢迎关注创新互联行业资讯频道。
