[JVM]自动内存管理机制2：垃圾收集器

本篇博客内容基本出自《深入理解java虚拟机》
　　Java与C++之间有一堵由内存动态分配和垃圾收集技术所围成的“高墙”，墙外面的人想进去，墙里面的人却想出来。
　　上一章介绍了Java内存运行时区域的各个部分， 其中程序计数器、虚拟机栈、本地方法栈3 个区域随线程而生，随线程而灭： 栈中的栈帧随着方法的进入和退出而有条不紊地执行着出栈和入栈操作。每一个栈帧中分配多少内存基本上是在类结构确定下来时就已知的，因此这几个区域的内存分配和回收都具备确定性， 在这几个区域内就不需要过多考虑回收的问题，因为方法结束或者线程结束时内存自然就跟随着回收了。
　　而Java 堆和方法区则不一样， 一个接口中的多个实现类需要的内存可能不一样，一个方法中的多个分支需要的内存也可能不一样，我们只有在程序处于运行期间时才能知道会创建哪些对象，这部分内存的分配和回收都是动态的， 垃圾收集器所关注的是这部分内存，本章后续讨论中的“内存” 分配与回收也仅指这一部分内存。

1 对象已死吗

1.1 引用计数算法

为每一个对象分配一个程序计数器，每当有一个地方引用它时计数器加1，当引用失效时，引用计数器减1；任何时刻计数器为0 的对象就是不可能再被使用的。
　　主流的Java虚拟机里面没有使用它来管理内存的，主要原因就是它很难解决对象之间相互循环引用的问题。举个简单的例子： 对象objA 和objB 都有字段instance, 赋值令objA .instance = objB 及objB.instance = objA, 除此之外，这两个对象再无任何引用，实际上这两个对象已经不可能再被访问， 但是它们因为互相引用着对方，导致它们的引用计数都不为O, 于是引用计数算法无法通知GC 收集器回收它们。

1.2 可达性分析算法

算法的基本思路就是通过一系列的称为"GC Roots."-的对象作为起始点，从这些节点开始向于搜索，搜索所选过的路径称为引用链(Reference Ghain)， 当一个对象到GC Roots 没有任何引用链相连
（用图论的话来说，就是从GC Roots到这个对象不可达）时， 则证明此对象是不可用的。也就被判定为是可回收的对象。

在Java语言中，作为GC Roots的有下面几种:

1. 虚拟机栈（栈帧中本地变量表）中引用的对象
2. 方法区中类静态属性引用的对象
3. 方法区中常量应用的对象
4. 本地方法栈中JNI(即一般说的Native方法）引用的对象

1.3 引用

引用分为：强引用、软引用、弱引用、虚引用，四种引用强度一次减弱。

1. 强引用：程序代码中普遍存在的，类似“ObjA = new ObjA（）”这一类的的引用，只要强引用还存在，垃圾收集器永远不会回收掉被引用的对象。
2. 软引用：用来描述一些有用但是非必需的对象，对于软引用关联着的对象，在系统将要发生内存溢出之前，将会把这些对象列进回收范围之中进行第二次回收，如果这次回收还是没有足够内存的话，才会抛出内存溢出异常。SoftReference实现软引用
3. 弱引用：用来描述一些非必需的对象，被弱引用关联的对象只能生存到下一次垃圾收集发生之前，无论当前内存是否足够，都会回收掉被弱引用关联的对象。WeakReference实现弱引用
4. 虚引用：也称幽灵引用或幻影引用，最弱的一种引用关系，一个对象是否有虚引用的存在，完全不会对其生命周期造成影响，也无法通过虚引用获得一个对象实例，为一个引用设置虚引用关联的唯一目的就是能在这个对象在被收集器回收时收到一个系统通知。PhantomReference实现虚引用

1.4 生存还是死亡

如果对象在进行可达性分析后发现没有与GC Roots 相连接的引用链，那它将会被第一次标记并且进行一次筛选，筛选的条件是此对象是否有必要执行finalizeO 方法。当对象没有覆盖finalize() 方法， 或者finalize() 方法巳经被虚拟机调用过，虚拟机将这两种情况都视为“没有必要执行”，对象被回收。
　　如果这个对象被判定为有必要执行finalize() 方法， 那么这个对象将会放置在一个叫做F-Queue 的队列之中，并在稍后由一个由虚拟机自动建立的、低优先级的Finalizer 线程去执行它。这里所谓的“ 执行” 是指虚拟机会触发这个方法，但并不承诺会等待它运行结束，这样做的原因是，如果一个对象在finalize() 方法中执行缓慢，或者发生了死循环（更极端的清况），将很可能会导致F-Queue 队列中其他对象永久处于等待，甚至导致整个内存回收系统崩溃。
　　finalize() 方法是对象逃脱死亡命运的最后一次机会，稍后GC 将对F-Queue 中的对象进行第二次小规模的标记，如果对象要在finalize() 中成功拯救自己——只要重新与引用链上的任何一个对象建立关联即可，譬如把自己（如this关键字）赋值给某个类变量或者对象的成员变量，那在第二次标记时它将被移除出“即将回收”的集合； 如果对象这时候还没有逃脱，那基本上它就真的被回收了。
　　
finalize(）能做的所有工作，使用try-finatly 或者其他方式都可以做得更好、更及时了，所以建议大家完全可以忘掉Java语言中有这个方法的存在。

1.5 回收方法区

Java虚拟机规范确实说过可以不要求对方法区实现垃圾收集，而且方法区的垃圾收集的性价比一般比较低。永久代的垃圾收集主要回收两部分：废弃常量、无用的类。

1. 废弃常量判定：没有任何地方对其进行引用
2. 无用类的判定：类需要同时满足下面3 个条件
   A. 所有的类的实例都已经被回收，Java堆中不存在该类的任何实例
   B. 加载该类的ClassLoader已经被回收
   C. 该类的对应的java.lang.Class对象没有被任何地方引用，无法在任何地方通过反射访问该类的方法
   虚拟机可以针对满足以上三个条件的类进行回收，只能说是可以，但不是和对象一样不使用了就必然会回收。

2 垃圾收集算法

2.1 标记－清除算法(Mark-Sweep)

算法分为“标记”和“清除”两个阶段： 首先标记出所有需要回收的对象，在标记完成后统一回收
所有被标记的对象。它是最基础的收集算法，后续的收集算法都是基千这种思路并对其不足进行改进而得到的。它的主要不足有两个：

1. 效率问题，标记和清除两个过程的效率都不高；
2. 空间问题，标记清除之后会产生大显不连续的内存碎片，空间碎片太多可能会导致以后在程序运行过程中需要分配较大对象时，无法找到足够的连续内存而不得不提前触发另一次垃圾收集动作。
   

2.2 复制算法

为了解决效率问题，内存按容量分为大小相等的两块，每次只使用其中的一块，当这一块的内存用完了，就将还存活着的对象复制到另外一块保留的内存上面，然后再把已使用过的内存空间一次清理掉。
　　优点：每次只对一块内存进行回收，运行高效。只需移动栈顶指针，按顺序分配内存即可，实现简单。内存回收时不用考虑内存碎片的出现。
　　缺点：一次性分配的最大内存缩小了一半。

　　新生代中的对象98%是“朝生夕死”的，所以并不需要按照1:1的比例来划分内存空间，而是将内存分为一块较大的Eden空间和两块较小的Survivor空间，每次使用Eden和其中一块Survivor。当回收时，将Eden和Survivor中还存活着的对象一次性地复制到另一块Survivor空间上，最后清理掉Eden和刚才用过的Survivor空间。HotSpot虚拟机默认Eden和Survivor的大小比例是8 : I , 每次新生代中可用内存空间为整个新生代容量的80%。当Survivor 空间不够用时，需要依赖其他内存（这里指老年代)进行分配担保(Handle Promotion)。

2.3 标记一整理算法（Mark-Compact）

把存活的对象聚集到内存区域的起始位置，从而留下一段连续的内存空间。这种做法能够解决内存碎片化的问题，但代价是压缩算法的性能开销。

2.4 分代收集算法( Generational Collection)

根据对象存活周期的不同将内存划分为几块。一般是把Java堆分为新生代和老年代，这样就可以根据各个年代的特点采用最适当的收集算法。在新生代中， 每次垃圾收集时都发现有大批对象死去， 只有少显存活，那就选用复制算法，只需要付出少量存活对象的复制成本就可以完成收集。而老年代中因为对象存活率高、没有额外空间对它进行分配担保， 就必须使用“标记—清理”或者“标记一整理”算法来进行回收。

3 HotSpot 的算法实现

3.1 枚举根节点

从可达性分析中从GC Roots 节点找引用链这个操作为例， 可作为GC Roots 的节点主要
在全局性的引用（例如常星或类静态屈性）与执行上下文（例如栈帧中的木地变揽表）中，
现在很多应用仅仅方法区就有数百兆，如果要逐个检查这里面的引用，那么必然会消耗很多
时间。
　　另外，可达性分析对执行时间的敏感还体现在GC停顿上，因为这项分析工作必须在一个能确保一致性的快照中进行－这里” 一致性”的意思是指在整个分析期间整个执行系统看起来就像被冻结在某个时间点上，不可以出现分析过程中对象引用关系还在不断变化的情况，该点不满足的话分析结果准确性就无法得到保证。这点是导致GC 进行时必须停顿所有Java 执行线程(Sun 将这件事情称为"Stop The World") 的其中一个重要原因，即使是在号称（几乎）不会发生停顿的CMS 收集器中，枚举根节点时也是必须要停顿的。
　　由于目前的主流Java 虚拟机使用的都是准确式GC ，所以当执行系统停顿下米后，并不需要一个不漏地检查完所有执行上下文和全局的引用位置，虚拟机应当是有办法直接得知哪些地方存放着对象引用。 在HotSpot 的实现中，是使用一组称为 OopMap 的数据结构来达到这个目的的，在类加载完成的时候， HotSpot 就把对象内什么偏移量上是什么类型的数据计算出来， 在JIT 编译过程中，也会在特定的位置记录下栈和寄存器中哪些位置是引用。这样， GC 在扫描时就可以直接得知这些信息了。

3.2 安全点

HotSopt没有为每条指令都生成OopMap，只是在“特定的位置”记录了这些信息，这些位置称为“安全点”。即程序执行时并非在所有地方都能停顿下来开始GC，只有在到达安全点时才能暂停。安全点的选定基本上是以程序“是否真有让程序长时间执行的特征”为标准进行选定的。最明显特征就是指令复复用，例如方法调用、循环跳转、异常跳转等。
　　另一个需要考虑的问题是如何在GC 发生时让所有线程（不包括执行JNI 调用的线程）都“跑”到最近的安全点上再停顿下来。这里有两种方案可供选择：

1. 抢先式中断( Preemptive Suspension)
2. 主动式中断( Voluntary Suspension),

抢先式中断不需要线程的执行代码主动去配合，在GC 发生时，首先把所有线程全部中断，如果发现有线程中断的地方不在安全点上，就恢复线程，让它“跑” 到安全点上。现在几乎没有虚拟机
实现采用抢先式中断来暂停线程从而响应GC 事件。
　　主动式中断的思想是当GC 需要中断线程的时候，不直接对线程操作，仅仅简单地设置一个标志，各个线程执行时主动去轮询这个标志，发现中断标志为真时就自己中断挂起。轮询标志的地方和安全点是重合的，另外再加上创建对象需要分配内存的地方。
　　例如使用test 指令作为HotSpot 生成的轮询指令，当需要暂停线程时，虚拟机把Oxl60000的内存页设置为不可读，线程执行到test指令时就会产生一个自陷异常信号， 在预先注册的异常处理器中暂停线程实现等待，这样—条汇编指令便完成安全点轮询和触发线程中断。

3.3 安全区域

Safepoint 机制保证了程序执行时， 在不太长的时间内就会遇到可进入GC 的Safepoint。但是，程序不执行时（没有分配CPU 时间，典型的例子就是线程处于Sleep 状态或者Blocked 状态），线程无法响应JVM 的中断请求，“ 走”到安全的地方去中断挂起， JVM 也显然不太可能等待线程重新被分配CPU 时间。对于这种情况，就需要安全区域(Safe Region ) 来解决。
　　安全区域是指在一段代码片段之中，引用关系不会发生变化。在这个区域中的任意地方开始GC 都是安全的，我们也可以把Safe Region 看做是被扩展了的Safepoint。
　　在线程执行到Safe Region 中的代码时，首先标识自己已经进人了Safe Region, 那样，当在这段时间里JVM 要发起G 时，就不用管标识自已为Safe Region 状态的线程了。在线程要离开Safe Region 时，它要检杳系统是否已经完成了根节点枚举（或者是整个GC 过程），如果完成了，那线程就继续执行，否则它就必须等待直到收到可以安全离开Safe Region 的信号为止。

4 垃圾收集器

工种作用千不同分代的收栠器， 如果两个收集器之间存在连线，一就说明它们可以搭配使用。
名词解释：

1. 并行(Parallel): 指多条垃圾收集线程并行工作，但此时用户线程仍然处于等待状态。
2. 并发(Goncurrent ) : 指用户线程与垃圾收集线程同时执行（但不一定是并行的，可能会交替执行)，用户程序在继续运行，而垃圾收集程序运行于另一个CPU上。

4.1 Serial（串行） 收集器

Serial （串行）收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器。它是采用复制算法的新生代收集器，这个收集器是一个单线程的收集器，但它的“单线程”的意义并不仅仅说明它只会使用一个CPU 或一条收集线程去完成垃圾收集工作，更重要的是在它进行垃圾收集时，必须暂停其他所有的工作线程， 直到它收集结束。（“Stop The World”）。这项工作是由虚拟机在后台自动发起和自动完成的，在用户不可见的情况下把用户正常工作的线程全部停掉，这对很多应用来说是难以接收的。
下图展示了Serial 收集器（老年代采用Serial Old收集器）的运行过程：

Serial 收集器依然是虚拟机运行在Client 模式下的默认新生代收集器。它也有着优于其他收梊器的地方：简单而高效（与其他收集器的单线程比），对于限定单个CPU 的环境来说， Serial 收集器由千没有线程交互的开销，专心做垃圾收集自然可以获得最高的单线程收集效率。
　　在用户的桌面应用场景中，分配给虚拟机管理的内存一般来说不会很大，收集几十兆甚至一两百兆的新生代（仅仅是新生代使用的内存，桌面应用基本上不会再大了），停顿时间完全可以控制在几十亳秒最多一百多毫秒以内，只要不是频繁发生，这点停顿是可以接受的。所以， Serial 收集器对于运行在Client 模式下的虚拟机来说是一个很好的选择。

4.2 ParNew 收集器

ParNew收集器就是Serial收集器的多线程版本，它也是一个新生代收集器。除了使用多线程进行垃圾收集外，其余行为包括Serial收集器可用的所有控制参数、收集算法（复制算法）、Stop The World 、对象分配规则、回收策略等与Serial收集器完全相同，两者共用了相当多的代码。

ParNew收集器的工作过程如下图（老年代采用Serial Old收集器）：

它是许多运行在Server模式下的虚拟机中首选的新生代收集器，其中有一个与性能无关的重要原因是，除了Serial收集器外，目前只有它能和CMS收集器（Concurrent Mark Sweep）配合工作。
ParNew 收集器在单CPU的环境中绝对不会有比Serial收集器有更好的效果，甚至由于存在线程交互的开销，该收集器在通过超线程技术实现的两个CPU的环境中都不能百分之百地保证可以超越。在多CPU环境下，随着CPU的数量增加，它对于GC时系统资源的有效利用是很有好处的。它默认开启的收集线程数与CPU的数量相同，在CPU非常多的情况下可使用-XX:ParallerGCThreads参数设置。

4.3 Parallel Scavenge 收集器

Parallel Scavenge收集器也是一个并行的多线程新生代收集器，它也使用复制算法。Parallel Scavenge收集器的特点是它的关注点与其他收集器不同，目标是达到一个可控制的吞吐量（Throughput）。吞吐量＝ 运行用户代码时间／（运行用户代码时间＋垃圾收集时间）

停顿时间越短就越适合需要与用户交互的程序，良好的响应速度能提升用户体验。而高吞吐量则可以高效率地利用CPU时间，尽快完成程序的运算任务，主要适合在后台运算而不需要太多交互的任务。

Parallel Scavenge 收集器也经常称为“吞吐最优先”收集器。Parallel Scavenge收集器除了提供可以精确控制吞吐量的参数（控制最大垃圾收集停顿时间的-XX : MaxGCPauseMillis 参数以及直接设置吞吐量大小的-XX:GCTimeRatio 参数），还提供了一个参数-XX:+UseAdaptiveSizePolicy，这是一个开关参数，打开参数后，就不需要手工指定新生代的大小-Xmn、Eden和Survivor区的比例-XX:SurvivorRatio、晋升老年代对象年龄-XX:PretenureSizeThreshold等细节参数了，虚拟机会根据当前系统的运行情况收集性能监控信息，动态调整这些参数以提供最合适的停顿时间或者最大的吞吐量，这种方式称为GC自适应的调节策略（GC Ergonomics）。自适应调节策略也是Parallel Scavenge收集器与ParNew收集器的一个重要区别。

另外值得注意的一点是，Parallel Scavenge收集器无法与CMS收集器配合使用，所以在JDK 1.6推出Parallel Old之前，如果新生代选择Parallel Scavenge收集器，老年代只有Serial Old收集器能与之配合使用。

4.4 Serial Old收集器

Serial Old 是 Serial收集器的老年代版本，它同样是一个单线程收集器，使用“标记-整理”（Mark-Compact）算法。此收集器的主要意义也是在于给Client模式下的虚拟机使用。如果在Server模式下，它还有两大用途：

1. 在JDK1.5 以及之前版本（Parallel Old诞生以前）中与Parallel Scavenge收集器搭配使用。
2. 作为CMS收集器的后备预案，在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。

它的工作流程与Serial收集器相同，可见上图。

4.5 Parallel Old收集器

Parallel Old收集器是Parallel Scavenge收集器的老年代版本，使用多线程和“标记-整理”算法。前面已经提到过，这个收集器是在JDK 1.6中才开始提供的，在此之前，如果新生代选择了Parallel Scavenge收集器，老年代除了Serial Old以外别无选择，所以在Parallel Old诞生以后，“吞吐量优先”收集器终于有了比较名副其实的应用组合，在注重吞吐量以及CPU资源敏感的场合，都可以优先考虑Parallel Scavenge加Parallel Old收集器。

这里给出Parallel Scavenge/Parallel Old收集器配合使用的流程图：

4.6 CMS 收集器

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，它非常符合那些集中在互联网站或者B/S系统的服务端上的Java应用，这些应用都非常重视服务的响应速度。从名字上（“Mark Sweep”）就可以看出它是基于“标记-清除”算法实现的。

CMS收集器工作的整个流程分为以下4个步骤：

1. 初始标记（CMS initial mark）：仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联到的对象，速度很快，需要“Stop The World”。
2. 并发标记（CMS concurrent mark）：进行GC Roots Tracing的过程，在整个过程中耗时最长。
3. 重新标记（CMS remark）：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一般会比初始标记阶段稍长一些，但远比并发标记的时间短。此阶段也需要“Stop The World”。
4. 并发清除（CMS concurrent sweep）

由于整个过程中耗时最长的并发标记和并发清除过程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。

优点：CMS是一款优秀的收集器，它的主要优点在名字上已经体现出来了：并发收集、低停顿。因此CMS收集器也被称为并发低停顿收集器（Concurrent Low Pause Collector）。

缺点

1. 对CPU资源非常敏感。
   　　其实，面向并发设计的程序都对CPU资源比较敏感。在并发阶段，它虽然不会导致用户线程停顿，但会因为占用了一部分线程（或者说CPU资源）而导致应用程序变慢，总吞吐量会降低。CMS默认启动的回收线程数是（CPU数量+3）/4，也就是当CPU在4个以上时，并发回收时垃圾收集线程不少于25%的CPU资源，并且随着CPU数量的增加而下降。但是当CPU不足4个时（比如2个），要分出一半的运算能力去执行收集器线程，就可能导致用户程序的执行速度忽然降低了50%，其实也让人无法接受。

2. 无法处理浮动垃圾（Floating Garbage） 可能出现“Concurrent Mode Failure”失败而导致另一次Full GC的产生。
   　　由于CMS并发清理阶段用户线程还在运行着，伴随程序运行自然就还会有新的垃圾不断产生。这一部分垃圾出现在标记过程之后，CMS无法再当次收集中处理掉它们，只好留待下一次GC时再清理掉。这一部分垃圾就被称为“浮动垃圾”。也是由于在垃圾收集阶段用户线程还需要运行，那也就还需要预留有足够的内存空间给用户线程使用，因此CMS收集器不能像其他收集器那样等到老年代几乎完全被填满了再进行收集，需要预留一部分空间提供并发收集时的程序运作使用。要是CMS 运行期间预留的内存无法满足程序需要，就会出现一次"Concurrent Mode Failure" 失败，这时虚拟机将启动后备预案：临时启用Serial Old收集器来重新进行老年代的垃圾收集。

3. 标记-清除算法导致的空间碎片CMS是一款基于“标记-清除”算法实现的收集器，这意味着收集结束时会有大量空间碎片产生。
   　　空间碎片过多时，将会给大对象分配带来很大麻烦，往往出现老年代空间剩余，但无法找到足够大连续空间来分配当前对象。不得不提前触发一次Full GC。
   　　为了解决这个问题， CMS 收集器提供了一个-XX:+UseCMSCompactAtFullCollection 开关参数（默认就是开启的），用于在CMS 收集器顶不住要进行FullGC 时开启内存碎片的合并整理过程，内存整理的过程是无法并发的， 空间碎片问题没有了，但停顿时间不得不变长。虚拟机设计者还提供了另外一个参数-XX:CMSFullGCsBeforeCompaction, 这个参数是用千设置执行多少次不压缩的Full GC 后，跟着来一次带压缩的（默认值为o. 表示每次进人Full GC 时都进行碎片整理）。

4.7 G1收集器

G1（Garbage-First）收集器是当今收集器技术发展最前沿的成果之一，它是一款面向服务端应用的垃圾收集器，HotSpot开发团队赋予它的使命是（在比较长期的）未来可以替换掉JDK 1.5中发布的CMS收集器。

G1收集器的特点

1. 并行与并发 G1 能充分利用多CPU、多核环境下的硬件优势，使用多个CPU来缩短“Stop The World”停顿时间，部分其他收集器原本需要停顿Java线程执行的GC动作，G1收集器仍然可以通过并发的方式让Java程序继续执行。
2. 分代收集 与其他收集器一样，分代概念在G1中依然得以保留。虽然G1可以不需要其他收集器配合就能独立管理整个GC堆，但它能够采用不同方式去处理新创建的对象和已存活一段时间、熬过多次GC的旧对象来获取更好的收集效果。
3. 空间整合 G1从整体来看是基于“标记-整理”算法实现的收集器，从局部（两个Region之间）上来看是基于“复制”算法实现的。这意味着G1运行期间不会产生内存空间碎片，收集后能提供规整的可用内存。此特性有利于程序长时间运行，分配大对象时不会因为无法找到连续内存空间而提前触发下一次GC。
4. 可预测的停顿 这是G1相对CMS的一大优势，降低停顿时间是G1和CMS共同的关注点，但G1除了降低停顿外，还能建立可预测的停顿时间模型，能让使用者明确指定在一个长度为M毫秒的时间片段内，消耗在GC上的时间不得超过N毫秒，这几乎已经是实时Java（RTSJ）的垃圾收集器的特征了。

在G1之前的其他收集器进行收集的范围都是整个新生代或者老生代，而G1在使用时，它将整个Java堆划分为多个大小相等的独立区域（Region），虽然还保留新生代和老年代的概念，但新生代和老年代不再是物理隔离的了，而都是一部分Region（不需要连续）的集合。

可预测的停顿时间模型：它可以有计划地避免在整个Java堆中进行全区域的垃圾收集。G1跟踪各个Region里面的垃圾堆积的价值大小（回收所获得的空间大小以及回收所需时间的经验值），在后台维护一个优先列表，每次根据允许的收集时间，优先回收价值最大的Region（这也就是Garbage-First名称的来由）。这种使用Region划分内存空间以及有优先级的区域回收方式，保证了G1收集器在有限的时间内可以获取尽可能高的收集效率。

Remembered Set：在G1 收集器中， Region 之间的对象引用以及其他收集器中的新生代与老年代之间的对象引用，虚拟机都是使用Remembered Set 来避免全堆扫描的。虚拟机为G1中每个Region维护了一个与之对应的Remembered Set。虚拟机发现程序在对Reference类型的数据进行写操作时，会产生一个Write Barrier暂时中断写操作，检查Reference引用的对象是否处于不同的Region之中（在分代的例子中就是检查是否老年代中的对象引用了新生代中的对象），如果是，便通过CardTable把相关引用信息记录到被引用对象所属的Region的Remembered Set之中。当进行内存回收时，在GC根节点的枚举范围中加入Remembered Set即可保证不对全堆扫描也不会有遗漏。

G1收集器的运作步骤

如果不计算维护Remembered Set的操作，G1收集器的运作大致可划分为以下几个步骤：

1. 初始标记（Initial Marking） 仅仅只是标记一下GC Roots 能直接关联到的对象，并且修改TAMS（Nest Top Mark Start）的值，让下一阶段用户程序并发运行时，能在正确可以的Region中创建对象，此阶段需要停顿线程，但耗时很短。
2. 并发标记（Concurrent Marking） 从GC Root 开始对堆中对象进行可达性分析，找到存活对象，此阶段耗时较长，但可与用户程序并发执行。
3. 最终标记（Final Marking） 为了修正在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标记记录，虚拟机将这段时间对象变化记录在线程的Remembered Set Logs里面，最终标记阶段需要把Remembered Set Logs的数据合并到Remembered Set中，这阶段需要停顿线程，但是可并行执行。
4. 筛选回收（Live Data Counting and Evacuation） 首先对各个Region中的回收价值和成本进行排序，根据用户所期望的GC 停顿是时间来制定回收计划。此阶段其实也可以做到与用户程序一起并发执行，但是因为只回收一部分Region，时间是用户可控制的，而且停顿用户线程将大幅度提高收集效率。

通过下图可以比较清楚地看到G1收集器的运作步骤中并发和需要停顿的阶段（Safepoint处）：

4.8 总结

GC是什么时候触发的

由于对象进行了分代处理，因此垃圾回收区域、时间也不一样。GC有两种类型：Scavenge GC和Full GC。

1. Scavenge GC
     一般情况下，当新对象生成，并且在Eden申请空间失败时，就会触发Scavenge GC，对Eden区域进行GC，清除非存活对象，并且把尚且存活的对象移动到Survivor区。然后整理Survivor的两个区。这种方式的GC是对年轻代的Eden区进行，不会影响到年老代。因为大部分对象都是从Eden区开始的，同时Eden区不会分配的很大，所以Eden区的GC会频繁进行。因而，一般在这里需要使用速度快、效率高的算法，使Eden去能尽快空闲出来。

2. Full GC
     对整个堆进行整理，包括Young、Tenured和Perm。Full GC因为需要对整个堆进行回收，所以比Scavenge GC要慢，因此应该尽可能减少Full GC的次数。在对JVM调优的过程中，很大一部分工作就是对于Full GC的调节。有如下原因可能导致Full GC：
   a) 年老代（Tenured）被写满；
   b) 持久代（Perm）被写满；
   c) System.gc()被显示调用；
   d) 上一次GC之后Heap的各域分配策略动态变化；

垃圾收集器参数总结

参数	描述
UseSerialGC	虚拟机运行在Client模式下的默认值，打开此开关后，使用 Serial+Serial Old 的收集器组合进行内存回收
UseParNewGC	打开此开关后，使用 ParNew + Serial Old 的收集器组合进行内存回收
UseConcMarkSweepGC	打开此开关后，使用 ParNew + CMS + Serial Old 的收集器组合进行内存回收。Serial Old 收集器将作为 CMS 收集器出现 Concurrent Mode Failure 失败后的后备收集器使用
UseParallelGC	虚拟机运行在 Server 模式下的默认值，打开此开关后，使用 Parallel Scavenge + Serial Old(PS MarkSweep) 的收集器组合进行内存回收
UseParallelOldGC	打开此开关后，使用 Parallel Scavenge + Parallel Old 的收集器组合进行内存回收
SurvivorRatio	新生代中 Eden 区域与 Survivor 区域的容量比值，默认为8，代表 Eden : Survivor = 8 : 1
PretenureSizeThreshold	直接晋升到老年代的对象大小，设置这个参数后，大于这个参数的对象将直接在老年代分配
MaxTenuringThreshold	晋升到老年代的对象年龄，每个对象在坚持过一次 Minor GC 之后，年龄就增加1，当超过这个参数值时就进入老年代
UseAdaptiveSizePolicy	动态调整 Java 堆中各个区域的大小以及进入老年代的年龄
HandlePromotionFailure	是否允许分配担保失败，即老年代的剩余空间不足以应付新生代的整个 Eden 和 Survivor 区的所有对象都存活的极端情况
ParallelGCThreads	设置并行GC时进行内存回收的线程数
GCTimeRatio	GC 时间占总时间的比率，默认值为99，即允许 1% 的GC时间，仅在使用 Parallel Scavenge 收集器生效
MaxGCPauseMillis	设置 GC 的最大停顿时间，仅在使用 Parallel Scavenge 收集器时生效
CMSInitiatingOccupancyFraction	设置 CMS 收集器在老年代空间被使用多少后触发垃圾收集，默认值为 68%，仅在使用 CMS 收集器时生效
UseCMSCompactAtFullCollection	设置 CMS 收集器在完成垃圾收集后是否要进行一次内存碎片整理，仅在使用 CMS 收集器时生效
CMSFullGCsBeforeCompaction	设置 CMS 收集器在进行若干次垃圾收集后再启动一次内存碎片整理，仅在使用 CMS 收集器时生效

特点，优缺点汇总

收集器	串行/并行/并发	新生代/老年代	算法	目标	适用场景	优点	缺点
Serial	串行	新生代	复制算法	响应速度优先	单CPU环境下的Client模式	简单高效	停顿时间长
Serial Old	串行	老年代	标记-整理	响应速度优先	单CPU环境下的Client模式、CMS的后备预案	简单高效	停顿时间长
ParNew	并行	新生代	复制算法	响应速度优先	多CPU环境时在Server模式下与CMS配合	多CPU环境收集效率比Serial收集器强	单CPU下线程切换开销会降低其效率；停顿时间长
Parallel Scavenge	并行	新生代	复制算法	吞吐量优先	在后台运算而不需要太多交互的任务	可以精确控制吞吐量	如果停顿时间变短, 则收集次数变多.
Parallel Old	并行	老年代	标记-整理	吞吐量优先	在后台运算而不需要太多交互的任务	1.多线程收集；2.弥补了之前Parallel Scavenge + Serial Old的尴尬组合.	停顿时间长
CMS	并发	老年代	标记-清除	响应速度优先	集中在互联网站或B/S系统服务端上的Java应用	1.并发收集；2.低停顿	对CPU资源非常敏感；无法处理浮动垃圾；产生大量空间碎片
G1	并发	both	标记-整理+复制算法	响应速度优先	面向服务端应用，将来替换CMS	并行与并发，分代收集，空间整合，可预测的停顿	目前在商用层面的案例较少，没有表现出足够的性能优势