垃圾收集算法&垃圾收集器&三色标记

1、垃圾收集算法

分代收集理论

当前虚拟机的垃圾收集都采用分代收集算法，根据对象存活周期的不同将内存分为几块。一般将java堆分为新生代和老年代，根据各个年代的特点选择合适的垃圾收集算法。
新生代中，每次收集都会有大量对象(近99%)死去，所以可以选择复制算法，只需要付出少量对象的复制成本就可以完成每次垃圾收集。而老年代的对象存活几率是比较高的，而且没有额外的空间对它进行分配担保，所以我们必须选择“标记-清除”或“标记-整理”算法进行垃圾收集。注意，“标记-清除”或“标记-整理”算法会比复制算法慢10倍以上。

标记-复制算法

将内存分为大小相同的两块，每次使用其中的一块。当这一块的内存使用完后，就将还存活的对象复制到另一块去，然后再把使用的空间一次清理掉。这样就使每次的内存回收都是对内存区间的一半进行回收。

标记-清除算法

算法分为“标记”和“清除”阶段：标记存活的对象，统一回收所有未被标记的对象(一般选择这种)；也可以反过来，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，比较简单，但是会带来两个明显的问题：
- 效率问题 (如果需要标记的对象太多，效率不高)
- 空间问题（标记清除后会产生大量不连续的碎片）

标记-整理算法

根据老年代的特点特出的一种标记算法，标记过程仍然与“标记-清除”算法一样，但后续步骤不是直接对可回收对象回收，而是让所有存活的对象向一端移动，然后直接清理掉端边界以外的内存。

2、垃圾收集器

- 如果说收集算法是内存回收的方法论，那么垃圾收集器就是内存回收的具体实现。

Serial收集器

参数命令：(-XX:+UseSerialGC 新生代 -XX:+UseSerialOldGC 老年代)
Serial（串行）收集器是最基本、历史最悠久的垃圾收集器，这个收集器是一个单线程收集器。它的 “单线程” 的意义不仅仅意味着它只会使用一条垃圾收集线程去完成垃圾收集工作，更重要的是它在进行垃圾收集工作的时候必须暂停其他所有的工作线程（ “Stop The World” ），直到它收集结束。
新生代采用复制算法，老年代采用标记-整理算法。
优点：Serial收集器由于没有线程交互的开销，自然可以获得很高的单线程收集效率。
Serial Old收集器是Serial收集器的老年代版本，它同样是一个单线程收集器。它主要用途是作为CMS收集器的后备方案。

Parallel Scavenge收集器

参数命令：(-XX:+UseParallelGC 年轻代 ,-XX:+UseParallelOldGC 老年代)
Parallel收集器其实是Serial收集器的多线程版本，除了使用多线程进行垃圾收集外，其余行为（控制参数、收集算法、回收策略等等）和Serial收集器类似。默认的收集线程数跟cpu核数相同，当然也可以用参数(-XX:ParallelGCThreads)指定收集线程数，但是一般不推荐修改。
Parallel Scavenge收集器关注点是吞吐量（高效率的利用CPU）。CMS等垃圾收集器的关注点更多的是用户线程的停顿时间（提高用户体验）。所谓吞吐量就是CPU中用于运行用户代码的时间与CPU总消耗时间的比值。
新生代采用复制算法，老年代采用标记-整理算法。
Parallel Old收集器是Parallel Scavenge收集器的老年代版本，它同样是一个多线程收集器。使用“标记-整理”算法。在注重吞吐量以及CPU资源的场合，都可以优先考虑 Parallel Scavenge收集器和Parallel Old收集器（ JDK8 默认的新生代和老年代收集器）。

ParNew收集器

参数命令：(-XX:+UseParNewGC 新生代)
ParNew收集器其实跟Parallel收集器很类似，区别主要在于它可以和CMS收集器配合使用。
采用复制算法

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。它是HotSpot虚拟机第一款真正意义上的并发收集器，它第一次实现了让垃圾收集线程与用户线程（基本上）同时工作。
CMS收集器是一种 “标记-清除”算法实现的，它的运作整个过程分为四个步骤：
- 初始标记：暂停所有的其他线程(STW)，并记录下 gc roots 直接能引用的对象，速度很快。
- 并发标记：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。因为用户程序继续运行，可能会有导致已经标记过的对象状态发生改变。
- 重新标记：重新标记阶段就是为了修正并发标记期间因为用户程序继续运行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的时间稍长，远远比并发标记阶段时间短。主要用到三色标记里的增量更新算法(见下面详解)做重新标记。
- 并发清理：开启用户线程，同时GC线程开始对未标记的区域做清扫。这个阶段如果有新增对象会被标记为黑色不做任何处理(见下面三色标记算法详解)。
  并发重置：重置本次GC过程中的标记数据。
主要优点：并发收集、低停顿。
几个明显的缺点：
- 对CPU资源敏感（会和服务抢资源）；
- 无法处理浮动垃圾(在并发标记和并发清理阶段又产生垃圾，这种浮动垃圾只能等到下一次gc再清理了)；
- 使用**“标记-清除”算法会导致收集结束时会有大量空间碎片产生，当然通过参数-XX:+UseCMSCompactAtFullCollection 可以让 jvm 在执行完标记清除后再做整理**
- 执行过程中的不确定性，会存在上一次垃圾回收还没执行完，然后垃圾回收又被触发的情况，特别是在并发标记和并发清理阶段会出现，一边回收，系统一边运行，也许没回收完就再次触发full gc，也就是"concurrent mode failure"，此时会进入stop the world，用serial old垃圾收集器来回收。
CMS的相关核心参数
- -XX:+UseConcMarkSweepGC：启用cms
- -XX:ConcGCThreads：并发的GC线程数
- -XX:+UseCMSCompactAtFullCollection：FullGC之后做压缩整理（减少碎片）
- -XX:CMSFullGCsBeforeCompaction：多少次FullGC之后压缩一次，默认是0，代表每次FullGC后都会压缩一次
- -XX:CMSInitiatingOccupancyFraction: 当老年代使用达到该比例时会触发FullGC（默认是92，这是百分比）
- -XX:+UseCMSInitiatingOccupancyOnly：只使用设定的回收阈值(-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction设定的值)，如果不指定，JVM仅在第一次使用设定值，后续则会自动调整
- -XX:+CMSScavengeBeforeRemark：在CMS GC前启动一次 minor gc，降低 CMS GC 标记阶段(也会对年轻代一起做标记，如果在minor gc就干掉了很多对垃圾对象，标记阶段就会减少一些标记时间)时的开销，一般CMS的GC耗时 80%都在标记阶段
- -XX:+CMSParallellnitialMarkEnabled：表示在初始标记的时候多线程执行，缩短STW
- -XX:+CMSParallelRemarkEnabled：在重新标记的时候多线程执行，缩短STW;

G1收集器

G1 (Garbage-First) 是一款面向服务器的垃圾收集器，主要针对配备多颗处理器及大容量内存的机器。以极高概率满足 GC 停顿时间要求的同时,还具备高吞吐量性能特征。
G1将Java堆划分为多个大小相等的独立区域（Region），JVM目标是不超过2048个Region(JVM源码里TARGET_REGION_NUMBER 定义)，实际可以超过该值，但是不推荐。
一般Region大小等于堆大小除以2048，比如堆大小为4096M，则Region大小为2M，当然也可以用参数"-XX:G1HeapRegionSize"手动指定Region大小，但是推荐默认的计算方式。
G1保留了年轻代和老年代的概念，但不再是物理隔阂了，它们都是（可以不连续）Region的集合。
默认年轻代堆内存的占比是5%，如果堆大小为4096M，那么年轻代占据200MB左右的内存，对应大概是100个Region，可以通过“-XX:G1NewSizePercent”设置新生代初始占比，在系统运行中，JVM会不停的给年轻代增加更多的Region，但是最多新生代的占比不会超过60%，可以通过“-XX:G1MaxNewSizePercent”调整。年轻代中的Eden和Survivor对应的region也跟之前一样，默认8:1:1，假设年轻代现在有1000个region，eden区对应800个，s0对应100个，s1对应100个。
一个Region可能之前是年轻代，如果Region进行了垃圾回收，之后可能又会变成老年代，也就是说Region的区域功能可能会动态变化。
G1垃圾收集器对于对象转移到老年代跟其他收集器原则一样，唯一不同的是对大对象的处理，G1有专门分配大对象的Region叫Humongous区，而不是让大对象直接进入老年代的Region中。在G1中，大对象的判定规则就是一个大对象超过了一个Region大小的50%，比如按照上面算的，每个Region是2M，只要一个大对象超过了1M，就会被放入Humongous中，而且一个大对象如果太大，可能会横跨多个Region来存
Humongous区专门存放短期巨型对象，不用直接进老年代，可以节约老年代的空间，避免因为老年代空间不够的GC开销。
Full GC的时候除了收集年轻代和老年代之外，也会将Humongous区一并回收。
G1收集器 GC的运作过程 (主要值Mixed GC)大致分为以下几个步骤：
- 初始标记（initial mark，STW）：暂停所有的其他线程，并记录下gc roots直接能引用的对象，速度很快；
- 并发标记（Concurrent Marking）：同CMS的并发标记
- 最终标记（Remark，STW）：同CMS的重新标记
- 筛选回收（Cleanup，STW）：筛选回收阶段首先对各个Region的回收价值和成本进行排序，根据用户所期望的GC停顿STW时间( JVM参数 -XX:MaxGCPauseMillis 指定) 来制定回收计划，比如说老年代此时有1000个Region都满了，但是因为根据预期停顿时间，本次垃圾回收可能只能停顿200毫秒，那么通过之前回收成本计算得知，可能回收其中800个Region刚好需要200ms，那么就只会回收800个Region(Collection Set，要回收的集合)，尽量把GC导致的停顿时间控制在我们指定的范围内。这个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提高收集效率。不管是年轻代或是老年代，回收算法主要用的是复制算法，将一个region中的存活对象复制到另一个region中，这种不会像CMS那样回收完因为有很多内存碎片还需要整理一次，G1采用复制算法回收几乎不会有太多内存碎片。(注意：CMS回收阶段是跟用户线程一起并发执行的，G1暂时没实现并发回收，不过到了ZGC，Shenandoah就实现了并发收集，Shenandoah可以看成是G1的升级版本)
G1收集器在后台维护了一个优先列表，每次根据允许的收集时间，优先选择回收价值最大的Region(这也就是它的名字Garbage-First的由来)，比如一个Region花200ms能回收10M垃圾，另外一个Region花50ms能回收20M垃圾，在回收时间有限情况下，G1当然会优先选择后面这个Region回收。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收集器在有限时间内可以尽可能高的收集效率。
G1收集器的特点：
- **并行与并发：**G1能充分利用CPU、多核环境下的硬件优势，使用多个CPU（CPU或者CPU核心）来缩短 Stop-The-World 停顿时间。部分其他收集器原本需要停顿 Java 线程来执行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。
- **分代收集：**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，但是还是保留了分代的概念。
- **空间整合：**与CMS的“标记-清理”算法不同，G1从整体来看是基于“标记整理”算法实现的收集器；从局部上来看是基于“复制”算法实现的。
- **可预测的停顿：**这是G1相对于CMS的另一个大优势，降低停顿时间是G1 和 CMS 共同的关注点，但G1 除了追求低停顿外，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(通过参数"-XX:MaxGCPauseMillis"指定)内完成垃圾收集。
G1收集器可以由用户指定期望的停顿时间是G1收集器很强大的一个功能，设置不同的期望停顿时间，可使得G1在不同应用场景中取得关注吞吐量和关注延迟之间的最佳平衡。不过，这里设置的“期望值”必须是符合实际的，不能异想天开，毕竟G1是要冻结用户线程来复制对象的，这个停顿时间再怎么低也得有个限度。它默认的停顿目标为两百毫秒，一般来说，回收阶段占到几十到一百甚至接近两百毫秒都很正常，但如果我们把停顿时间调得非常低，譬如设置为二十毫秒，很可能出现的结果就是由于停顿目标时间太短，导致每次选出来的回收集只占堆内存很小的一部分，收集器收集的速度逐渐跟不上分配器分配的速度，导致垃圾慢慢堆积。很可能一开始收集器还能从空闲的堆内存中获得一些喘息的时间，但应用运行时间一长就不行了，最终占满堆引发Full GC反而降低性能，所以通常把期望停顿时间设置为一两百毫秒或者两三百毫秒会是比较合理的。
G1垃圾收集分类
- YoungGC
  - YoungGC 并不是说现有的Eden区放满了就会马上触发，G1会计算下现在Eden区回收大概要多久时间，如果回收时间远远小于参数 -XX:MaxGCPauseMills 设定的值，那么增加年轻代的region，继续给新对象存放，不会马上做Young GC，直到下一次Eden区放满，G1计算回收时间接近参数 -XX:MaxGCPauseMills 设定的值，那么就会触发Young GC
- MixedGC
  - 不是FullGC，老年代的堆占有率达到参数(-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent)设定的值则触发，回收所有的Young和部分Old(根据期望的GC停顿时间确定old区垃圾收集的优先顺序)以及大对象区，正常情况G1的垃圾收集是先做MixedGC，主要使用复制算法，需要把各个region中存活的对象拷贝到别的region里去，拷贝过程中如果发现没有足够的空region能够承载拷贝对象就会触发一次Full GC
- Full GC
  - 停止系统程序，然后采用单线程进行标记、清理和压缩整理，好空闲出来一批Region来供下一次MixedGC使用，这个过程是非常耗时的。(Shenandoah优化成多线程收集了)
G1收集器参数设置
- -XX:+UseG1GC:使用G1收集器
- -XX:ParallelGCThreads:指定GC工作的线程数量
- -XX:G1HeapRegionSize:指定分区大小(1MB~32MB，且必须是2的N次幂)，默认将整堆划分为2048个分区
- -XX:MaxGCPauseMillis:目标暂停时间(默认200ms)
- -XX:G1NewSizePercent:新生代内存初始空间(默认整堆5%，值配置整数，默认就是百分比)
- -XX:G1MaxNewSizePercent:新生代内存最大空间
- -XX:TargetSurvivorRatio:Survivor区的填充容量(默认50%)，Survivor区域里的一批对象(年龄1+年龄2+年龄n的多个年龄对象)总和超过了Survivor区域的50%，此时就会把年龄n(含)以上的对象都放入老年代
- -XX:MaxTenuringThreshold:最大年龄阈值(默认15)
- -XX:InitiatingHeapOccupancyPercent:老年代占用空间达到整堆内存阈值(默认45%)，则执行新生代和老年代的混合收集(MixedGC)，比如我们之前说的堆默认有2048个region，如果有接近1000个region都是老年代的region，则可能就要触发MixedGC了
- -XX:G1MixedGCLiveThresholdPercent(默认85%) region中的存活对象低于这个值时才会回收该region，如果超过这个值，存活对象过多，回收的的意义不大。
- -XX:G1MixedGCCountTarget:在一次回收过程中指定做几次筛选回收(默认8次)，在最后一个筛选回收阶段可以回收一会，然后暂停回收，恢复系统运行，一会再开始回收，这样可以让系统不至于单次停顿时间过长。
- -XX:G1HeapWastePercent(默认5%): gc过程中空出来的region是否充足阈值，在混合回收的时候，对Region回收都是基于复制算法进行的，都是把要回收的Region里的存活对象放入其他Region，然后这个Region中的垃圾对象全部清理掉，这样的话在回收过程就会不断空出来新的Region，一旦空闲出来的Region数量达到了堆内存的5%，此时就会立即停止混合回收，意味着本次混合回收就结束了。
什么场景适合使用G1
- 50%以上的堆被存活对象占用
- 对象分配和晋升的速度变化非常大
- 垃圾回收时间特别长，超过1秒
- 8GB以上的堆内存(建议值)
- 停顿时间是500ms以内

如何选择垃圾收集器

JDK 1.8默认使用 Parallel(年轻代和老年代都是)

JDK 1.9默认使用 G1

优先调整堆的大小让服务器自己来选择
如果内存小于100M，使用串行收集器
如果是单核，并且没有停顿时间的要求，串行或 JVM 自己选择
如果允许停顿时间超过1秒，选择并行或者JVM自己选
如果响应时间最重要，并且不能超过1秒，使用并发收集器
4G以下可以用parallel，4-8G可以用ParNew+CMS，8G以上可以用G1，几百G以上用ZGC

3、标记算法底层实现—三色标记

在并发标记的过程中，因为标记期间应用线程还在继续跑，对象间的引用可能发生变化，多标和漏标的情况就有可能发生。
这里我们引入“三色标记”来给大家解释下，把 Gc roots 可达性分析遍历对象过程中遇到的对象，按照“是否访问过”这个条件标记成以下三种颜色：
- 黑色： 表示对象已经被垃圾收集器访问过，且这个对象的所有引用都已经扫描过。 黑色的对象代表已经扫描过，它是安全存活的，如果有其他对象引用指向了黑色对象，无须重新扫描一遍。 黑色对象不可能直接（不经过灰色对象）指向某个白色对象。
- 灰色：表示对象已经被垃圾收集器访问过，但这个对象上至少存在一个引用还没有被扫描过。
- 白色：表示对象尚未被垃圾收集器访问过。显然在可达性分析刚刚开始的阶段，所有的对象都是白色的，若在分析结束的阶段，仍然是白色的对象，即代表不可达。
多标-浮动垃圾
- 在并发标记过程中，如果由于方法运行结束导致部分局部变量( gc root )被销毁，这个 gcroot 引用的对象之前又被扫描过(被标记为非垃圾对象)，那么本轮GC不会回收这部分内存。这部分本应该回收但是没有回收到的内存，被称之为“浮动垃圾”。浮动垃圾并不会影响垃圾回收的正确性，只是需要等到下一轮垃圾回收中才被清除。
- 针对并发标记 (还有并发清理 )开始后产生的新对象，通常的做法是直接全部当成黑色，本轮不会进行清除。这部分对象期间可能也会变为垃圾，这也算是浮动垃圾的一部分。
漏标-读写屏障
- 漏标会导致被引用的对象被当成垃圾误删除，这是严重bug，必须解决，有两种解决方案： 增量更新（Incremental Update）和原始快照（Snapshot At The Beginning，SATB）。
  - 增量更新就是当黑色对象插入新的指向白色对象的引用关系时，就将这个新插入的引用记录下来，等并发扫描结束之后，再将这些记录过的引用关系中的黑色对象为根，重新扫描一次。 即：黑色对象一旦新插入了指向白色对象的引用之后，它就变回灰色对象了。
  - 原始快照就是当灰色对象要删除指向白色对象的引用关系时，就将这个要删除的引用记录下来，在并发扫描结束之后，再将这些记录过的引用关系执行，目的就是让这种对象在本轮gc清理中能存活下来，待下一轮gc的时候重新扫描，这个对象也有可能是浮动垃圾。
  - 以上无论是对引用关系记录的插入还是删除，虚拟机的记录操作都是通过写屏障实现的。

写屏障

/**
* @param field 某对象的成员变量，如 a.b.d 
* @param new_value 新值，如 null
*/
void oop_field_store(oop* field, oop new_value) { 
    *field = new_value; // 赋值操作
}

所谓的写屏障，其实就是指在赋值操作前后，加入一些处理（可以参考AOP的概念）：

 void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {  
     pre_write_barrier(field);          // 写屏障-写前操作
     *field = new_value; 
     post_write_barrier(field, value);  // 写屏障-写后操作
 }

读屏障
- ```
oop oop_field_load(oop* field) {
    pre_load_barrier(field); // 读屏障-读取前操作
    return *field;
}
```
- 读屏障是直接针对第一步：D d = a.b.d，当读取成员变量时，一律记录下来：
- ```
 void pre_load_barrier(oop* field) {  
     oop old_value = *field;
     remark_set.add(old_value); // 记录读取到的对象
 }
```
- 可达性分析的垃圾回收器几乎都借鉴了三色标记的算法思想。
- 对于读写屏障，以Java HotSpot VM为例，其并发标记时对漏标的处理方案如下：
  - CMS：写屏障 + 增量更新
  - G1：写屏障 + SATB
  - ZGC：读屏障
为什么G1用SATB？CMS用增量更新？
- SATB 相对增量更新效率会高(当然SATB可能造成更多的浮动垃圾)，**因为 SATB 不需要在重新标记阶段再次深度扫描被删除引用对象，而CMS对增量引用的根对象会做深度扫描。**G1因为很多对象都位于不同的region，CMS就一块老年代区域，重新深度扫描对象的话G1的代价会比CMS高，所以G1选择SATB不深度扫描对象，只是简单标记，等到下一轮GC再深度扫描。

4、记忆集与卡表

GC Roots可达性扫描过程中可能会碰到跨代引用的对象的问题
引入记录集（Remember Set）的数据结构（记录从非收集区到收集区的指针集合），垃圾收集场景中，收集器只需通过记忆集判断出某一块非收集区域是否存在指向收集区域的指针即可。
hotspot使用一种叫做“卡表”(Cardtable)的方式实现记忆集，也是目前最常用的一种方式。卡表是使用一个字节数组实现：CARD_TABLE[ ]，每个元素对应着其标识的内存区域一块特定大小的内存块，称为“卡页”。
一个卡页中可包含多个对象，只要有一个对象的字段存在跨代指针，其对应的卡表的元素标识就变成1，表示该元素变脏，否则为0。GC时，只要筛选本收集区的卡表中变脏的元素加入GCRoots里。
总结：即每个收集区会有一张卡表，每个元素指向内存区域的一块内存块，如果某个元素指向内存卡的指针被标识为1，则标识该收集区到所指向内存块存在跨代引用。

5、安全点与安全区域

安全点

安全点就是指代码中一些特定的位置，当线程运行到这些位置时它的状态是确定的，这样JVM就可以安全的进行一些操作,比如GC等，所以GC不是想什么时候做就立即触发的，是需要等待所有线程运行到安全点后才能触发。
这些特定的安全点位置主要有以下几种:
1. 方法返回之前
2. 调用某个方法之后
3. 抛出异常的位置
4. 循环的末尾
大体实现思想是当垃圾收集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位，各个线程执行过程时会不停地主动去轮询这个标志，一旦发现中断标志为真时就自己在最近的安全点上主动中断挂起。轮询标志的地方和安全点是重合的。