JVM-三色标记算法
三色标记算法是一种垃圾回收的标记算法。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。
三色标记过程：
黑色：代表该对象以及该对象下的属性全部被标记过了。（程序需要用到的对象，不应该被回收）
灰色：对象被标记了，但是该对象下的属性未被完全标记。（需要在该对象中寻找垃圾）
白色：对象未被标记（需要被清除的垃圾）
三色标记存在的问题：
对象漏标：
如果已经被C已经被标记为黑色了，因为是并发标记，此时可能会有线程在C中引用D。此时由于C已经被标记为黑色，不会再扫描D。D会被认为需要回收，此问题会导致系统出问题。
CMS 和 C1采用了两种方式来解决上面的问题
CMS(Concurrent Mark Swap):
以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。基于标记-清除算法实现。
运行过程：
由初始标记->并发标记->再次标记->并发清理实现
并发清理时，直接删除掉标记阶段判断为垃圾的对象，因为不需要移动存活的对象，所以可以与用户线程同时并发。
如何解决漏标
在应对漏标问题时，CMS使用了增量更新的方法（Increment Update）
当未被标记的对象被重新引用后，引用它的对象如果是黑色的话，那么会将颜色置为灰色，在二次标记的时候让GC线程继续标记它的属性对象
CMS的缺点：
1、浮动垃圾：CMS采用了标记-清除的算法，最终必然产生许多的内存碎片，当到达一定数量时，CMS无法清理这些碎片，会启动Serial Old垃圾回收器（标记整理算法）来清理这些垃圾。serial Old是单线程操作进行垃圾清理，效率很低。
针对上述问题 可以考虑采用Mark-Sweep-Compact压缩算法，减少垃圾碎片
-XX:+UseCMSCompactAtFullCollection 开启CMS的压缩
-XX:CMSFullGCsBeforeCompaction 默认为0，指经过多少次CMS FullGC才进行压缩
2.还有一种情况会触发SerialOld ,在使用CMS进程并发清理内存是可能发生OOM的问题。不得不进行SerialOld,针对这个问题可以降低触发CMS GC的阈值，使浮动垃圾不那么容易占满老年代。
-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction 92% 可以降低这个值，让老年代占用率达到该值就进行CMS GC
G1(Garbage First)
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
CardTable
在YGC是，我们在对一个对象是否被引用的过程，如果这个对象被Old区的对象所引用，那么我们就需要扫描整个Old区，这显然会耗费很大的时间。所以JVM设计了
CardTable，将Old区分为一个一个Card，一个Card有多个对象；如果一个Card中的对象有引用指向Young区，则将其标记为Dirty Card，下次需要进行YoungGC时，只需要去扫描Dirty Card即可。
Card Table在底层数据结构以BitMap实现
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。
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
如何解决漏标：
在应对漏标时，采用了SATB (snapshot at the beginning)
- 在标记开始的时候成成一个快照图标记存活对象
- 在一个引用断开后，要将此引用推到GC的堆栈中，保证对象还能被GC线程扫描到（通过在 wirte barrier 里把所有旧的引用所指向的对象都变成非白的）
- 配合Rset,去扫描哪些Region引用到当前的白色对象，若没有引用到当前对象，则回收
SATB效率高于增量更新的原因
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。
G1会不会进行FullGC?
会，当内存空间不足就会进行FullGC。
解决方案：
-
加大内存
-
提高CPU性能，加快GC回收速度
-
降低MixedGC 触发阈值，让Mixed GC提早发生（默认45%）
MiexedGC 过程相当于一个CMS.
-XX:InitiationHeapOccupacyPercent，当超过阈值时， 启动MixedGC
针对上面的描述我们也可以进行下概述
CMS和G1有什么区别
-
作用范围
CMS针对老年代。可以配合Serial 或 Parallel New这些新生代的垃圾回收器。如果碎片过多，老年代会使用Serial Old进行垃圾回收
G1则是针对 老年代和新生代
-
停顿时间
CMS以最小停顿时间为目标
G1可以预测垃圾回收时间
-
垃圾碎片
CMS收集器使用标记-清除算法进行垃圾回收，容易产生碎片
G1由于使用了Region的概念，降低了内存碎片
-
大对象处理
除了上面优点之外，还有一个优点，那就是对大对象的处理。在CMS内存中，如果一个对象过大，进入S1、S2区域的时候大于改分配的区域，对象会直接进入老年代。G1处理大对象时会判断对象是否大于一个Region大小的50%，如果大于50%就会横跨多个Region进行存放