㈠ JVM垃圾回收的“三色标记算法”实现，内容太干
三色标记法是一种垃圾回收法，它可以让JVM不发生或仅短时间发生STW(Stop The World)，从而达到清除JVM内存垃圾的目的。JVM中的 CMS、G1垃圾回收器 所使用垃圾回收算法即为三色标记法。
三色标记法将对象的颜色分为了黑、灰、白，三种颜色。
白色 ：该对象没有被标记过。（对象垃圾）
灰色 ：该对象已经被标记过了，但该对象下的属性没有全被标记完。（GC需要从此对象中去寻找垃圾）
黑色 ：该对象已经被标记过了，且该对象下的属性也全部都被标记过了。（程序所需要的对象）
从我们main方法的根对象（JVM中称为GC Root）开始沿着他们的对象向下查找，用黑灰白的规则，标记出所有跟GC Root相连接的对象,扫描一遍结束后，一般需要进行一次短暂的STW(Stop The World)，再次进行扫描，此时因为黑色对象的属性都也已经被标记过了，所以只需找出灰色对象并顺着继续往下标记（且因为大部分的标记工作已经在第一次并发的时候发生了，所以灰色对象数量会很少，标记时间也会短很多）, 此时程序继续执行，GC线程扫描所有的内存，找出扫描之后依旧被标记为白色的对象（垃圾）,清除。
具体流程:
在JVM虚拟机中有两种常见垃圾回收器使用了该算法：CMS(Concurrent Mark Sweep)、G1(Garbage First) ，为了解决三色标记法对对象漏标问题各自有各自的法:
CMS(Concurrent Mark Sweep)收集器是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。目前很大一部分的Java应用集中在互联网网站或者基于浏览器的B/S系统的服务端上，这类应用通常都会较为关注服务的响应速度，希望系统停顿时间尽可能短，以给用户带来良好的交互体验。CMS收集器就非常符合这类应用的需求(但是实际由于某些问题,很少有使用CMS作为主要垃圾回收器的)。
从名字（包含“Mark Sweep”）上就可以看出CMS收集器是基于标记-清除算法实现的，它的运作过程相对于前面几种收集器来说要更复杂一些，整个过程分为四个步骤，包括：1）初始标记（CMS initial mark） 2）并发标记（CMS concurrent mark） 3）重新标记（CMS remark） 4）并发清除（CMS concurrent sweep）
其中初始标记、重新标记这两个步骤仍然需要“Stop The World”。初始标记仅仅只是标记一下GCRoots能直接关联到的对象，速度很快；
并发标记阶段就是从GC Roots的直接关联对象开始遍历整个对象图的过程，这个过程耗时较长但是不需要停顿用户线程，可以与垃圾收集线程一起并发运行；
重新标记阶段则是为了修正并发标记期间，因用户程序继续运作而导致标记产生变动的那一部分对象的标记记录，这个阶段的停顿时间通常会比初始标记阶段稍长一些，但也远比并发标记阶段的时间短；
最后是并发清除阶段，清理删除掉标记阶段判断的已经死亡的对象，由于不需要移动存活对象，所以这个阶段也是可以与用户线程同时并发的。由于在整个过程中耗时最长的并发标记和并发清除阶段中，垃圾收集器线程都可以与用户线程一起工作，所以从总体上来说，CMS收集器的内存回收过程是与用户线程一起并发执行的。
在应对漏标问题时，CMS使用了增量更新(Increment Update)方法来做：
在一个未被标记的对象（白色对象）被重新引用后， 引用它的对象若为黑色则要变成灰色，在下次二次标记时让GC线程继续标记它的属性对象 。
但是就算是这样，其仍然是存在漏标的问题：
G1(Garbage First)物理内存不再分代，而是由一块一块的Region组成,但是逻辑分代仍然存在。G1不再坚持固定大小以及固定数量的分代区域划分，而是把连续的Java堆划分为多个大小相等的独立区域（Region），每一个Region都可以根据需要，扮演新生代的Eden空间、Survivor空间，或者老年代空间。收集器能够对扮演不同角色的Region采用不同的策略去处理，这样无论是新创建的对象还是已经存活了一段时间、熬过多次收集的旧对象都能获取很好的收集效果。
Region中还有一类特殊的Humongous区域，专门用来存储大对象。G1认为只要大小超过了一个Region容量一半的对象即可判定为大对象。每个Region的大小可以通过参数-XX：G1HeapRegionSize设定，取值范围为1MB～32MB，且应为2的N次幂。而对于那些超过了整个Region容量的超级大对象，将会被存放在N个连续的Humongous Region之中，G1的大多数行为都把Humongous Region作为老年代的一部分来进行看待，如图所示
Card Table（多种垃圾回收器均具备）
RSet(Remembered Set)
是辅助GC过程的一种结构，典型的空间换时间工具，和Card Table有些类似。
后面说到的CSet(Collection Set)也是辅助GC的，它记录了GC要收集的Region集合，集合里的Region可以是任意年代的。
在GC的时候，对于old->young和old->old的跨代对象引用，只要扫描对应的CSet中的RSet即可。逻辑上说每个Region都有一个RSet，RSet记录了其他Region中的对象引用本Region中对象的关系，属于points-into结构（谁引用了我的对象）。
而Card Table则是一种points-out（我引用了谁的对象）的结构，每个Card 覆盖一定范围的Heap（一般为512Bytes）。G1的RSet是在Card Table的基础上实现的：每个Region会记录下别的Region有指向自己的指针，并标记这些指针分别在哪些Card的范围内。这个RSet其实是一个Hash Table，Key是别的Region的起始地址，Value是一个集合，里面的元素是Card Table的Index。每个Region中都有一个RSet，记录其他Region到本Region的引用信息；使得垃圾回收器不需要扫描整个堆找到谁引用当前分区中的对象，只需要扫描RSet即可。
CSet(Collection Set)
一组可被回收的分区Region的集合, 是多个对象的集合内存区域。
新生代与老年代的比例
5% - 60%，一般不使用手工指定，因为这是G1预测停顿时间的基准,这地方简要说明一下,G1可以指定一个预期的停顿时间,然后G1会根据你设定的时间来动态调整年轻代的比例,例如时间长,就将年轻代比例调小,让YGC尽早行。
SATB(Snapshot At The Beginning), 在应对漏标问题时，G1使用了SATB方法来做,具体流程：
因为SATB在重新标记环节只需要去重新扫描那些被推到堆栈中的引用，并配合Rset来判断当前对象是否被引用来进行回收；
并且在最后G1并不会选择回收所有垃圾对象，而是根据Region的垃圾多少来判断与预估回收价值（指回收的垃圾与回收的STW时间的一个预估值），将一个或者多个Region放到CSet中，最后将这些Region中的存活对象压缩并复制到新的Region中，清空原来的Region。
会，当内存满了的时候就会进行Full GC；且JDK10之前的Full GC，为单线程的，所以使用G1需要避免Full GC的产生。
解决方案：
㈡ 数控程序增量的算法
确定转速前要根据工件材料性质以及刀具能承受的最小最大切削速度，（数控刀具一般都有表明最大切削速度），车加工时的刚度、吃刀深度，冷却情况等，先定下线速度（即切削速度），然后根据工件直径大小，车制件类型，即外圆、镗孔、切断等，计算出每分钟转速。当然还要考虑机床承受能力。一般国产刀具YW1或YT15粗车时60~80米左右，精车时100~120米，进口刀具200米左右，当然还得综合考虑刀具耐用度与经济成本的关系，有些刀具安装、对刀相当困难，取相对低速反而效率高。
F的算法简单得多，一般数控车床用G99比较容易控制表面粗糙度，粗车时0.2~0.4，精车时0.05~0.1，粗糙度与转速也有很大关系，当然也要综合考虑其它因素，万不可死搬教条。
一名合格车工，要经常根据切削速度等计算车床转速，以求得最大效益。
㈢ 什么是增量式PID算法
1，PID增量式算法：是PID控制算法的一种，有滤波的选择，系统的动态过程加速的功能。
（1）滤波的选择：可以对输入加一个前置滤波器，使得进入控制算法的给定值不突变，而是有一定惯性延迟的缓变量。
（2）系统的动态过程加速：如果被控量继续偏离给定值，则这两项符号相同，而当被控量向给定值方向变化时，则这两项的符号相反。由于这一性质，当被控量接近给定值的时候，反号的比例作用阻碍了积分作用，因而避免了积分超调以及随之带来的振荡，这显然是有利于控制的。但如果被控量远未接近给定值，仅刚开始向给定值变化时，由于比例和积分反向，将会减慢控制过程。
2，PID增量算法的饱和作用及其抑制：在PID增量算法中，由于执行元件本身是机械或物理的积分储存单元，如果给定值发生突变时，由算法的比例部分和微分部分计算出的控制增量可能比较大，如果该值超过了执行元件所允许的最大限度，那么实际上执行的控制增量将时受到限制时的值，多余的部分将丢失，将使系统的动态过程变长，因此，需要采取一定的措施改善这种情况。