[TOC]

3.1 概述

1. 垃圾收集（Garbage Collection，GC）需要完成的3件事情：
   • 哪些内存需要回收？
   • 什么时候回收？
   • 如何回收？
2. 在 Java内存运行区域的各个部分：
   • 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。
   • 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，一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。

3.2 对象已死吗

3.2.1 引用计数算法

1. 给对象中添加一个引用计数器，每当有一个地方引用它时，计数器值就加1；当引用失效时，计数器值就减1；任何时刻计数器为0的对象就是不可能再被使用的。
2. 引用计数算法（Reference Counting）虽然实现简单，判定效率也很高，在大部分情况下它效果不错，但是主流的 Java虚拟机里面没有选用引用计数算法来管理内存，其中最主要的原因是它很难解决对象之间相互循环引用的问题。

3.2.2 可达性分析算法

1. 可达性分析（Reaciability Analysis）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，从这些节点开始向下搜索，搜索所走过的路径称为引用链（Reference Chain）。当一个对象到GC Roots没有任何引用链相连（即从GC Roots到这个对象不可达）时，则证明此对象是不可用的。例如下图中蓝色是存活对象，灰色是可回收对象。
   

   可达性分析

2. 在 Java语言中，可作为GC Roots的对象包括下面几种：

   • 虚拟机栈（栈帧中的本地变量表）中引用的对象。
   • 方法区中类静态属性引用的对象。
   • 方法区中常量引用的对象。
   • 本地方法栈中JNI（即一般说的Native方法）引用的对象。

3.2.3 再谈引用

1. 无论是通过引用计数算法判断对象的引用数量，还是通过可达性分析算法判断对象的引用链是否可达，判定对象是否存活都与 “引用” 有关。在 JDK1.2以前，Java中的引用的定义很传统，难以描述这样一类对象：当内存空间还足够时，则能保留在内存之中；如果内存空间在进行垃圾收集后还是非常紧张，则可以抛弃这些对象。
2. 在 JDK1.2之后，Java对引用的概念进行了扩充，将引用分为强引用（Strong Reference）、软引用（Soft Reference）、弱引用（Weak Reference）、虚引用（Phantom Reference）4种，这4种引用强度依次逐渐减弱。
   • 强引用就是指在程序代码之中普遍存在的，类似 “Object obj=new Object()” 这类的引用，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。
   • 软引用是用来描述一些还有用但并非必需的对象。对于软引用关联着的对象，在系统将要发生内存溢出异常之前，将会把这些对象列进回收范围之中进行第二次回收。如果这次回收还没有足够的内存，才会抛出内存溢出异常。在 JDK1.2之后，提供了SoftReference类来实现软引用。
   • 弱引用也是用来描述非必需对象的，但是它的强度比软引用更弱一些，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。当垃圾收集器工作时，无论当前内存是否足够，都会回收掉只被弱引用关联的对象。在 JDK1.2之后，提供了WeakReference类来实现弱引用。
   • 虚引用也称为幽灵引用或者幻影引用，它是最弱的一种引用关系。一个对象是否有虚引用的存在，完全不会对其生存时间构成影响，也无法通过虚引用来取得一个对象实例。为一个对象设置虚引用关联的唯一目的就是能在这个对象被收集器回收时收到一个系统通知。在 JDK1.2之后，提供了PhantomReference类来实现虚引用。

3.2.4 生存还是死亡

1. 即使在可达性分析算法中不可达的对象，也并非是 “非死不可” 的，这时候它们暂时处于 “缓刑” 阶段，要真正宣告一个对象死亡，至少要经历两次标记过程：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 finalize() 方法。当对象没有覆盖finalize()方法，或者finalize()方法已经被虚拟机调用过，虚拟机将这两种情况都视为 “没有必要执行”。
2. 任何一个对象的finalize()方法都只会被系统自动调用一次。

3.2.5 回收方法区

1. 很多人认为方法区（或者HotSpot虚拟机中的永久代）是没有垃圾收集的，Java虚拟机规范中确实说过可以不要求虚拟机在方法区实现垃圾收集，而且在方法区中进行垃圾收集的 “性价比” 一般比较低：在堆中，尤其是在新生代中，常规应用进行一次垃圾收集一般可以回收70%~95%的空间，而永久代的垃圾收集效率远低于此。
2. 永久代的垃圾收集主要回收两部分内容：废弃常量和无用的类。
3. 回收废弃常量与回收Java堆中的对象非常类似，以常量池中字面量的回收为例：假如一个字符串“abc”已经进入了常量池中，但是当前系统没有任何String对象引用常量池中的“abc”常量，也没有其他地方引用了这个字面量，如果这时发生内存回收，而且必要的话，这个“abc”常量就会被系统清理出常量池。常量池中的其他类（接口）、方法、字段的符号引用也与此类似。
4. 判定一个类是否是 “无用的类” 的条件则相对苛刻许多，类需要同时满足下面3个条件才能算是 “无用的类” ：
   • 该类所有的实例都已经被回收，也就是 Java堆中不存在该类的任何实例。
   • 加载该类的ClassLoader已经被回收。
   • 该类对应的 java.lang.Class对象没有在任何地方被引用，无法在任何地方通过反射访问该类的方法。
   • 即使满足上述3个条件，虚拟机也只是可以对该无用类进行回收，而并不是和对象一样，不使用了就必然会回收。
5. 在大量使用反射、动态代理、CGLib等ByteCode框架、动态生成JSP以及OSGi这类频繁自定义ClassLoader的场景都需要虚拟机具备类卸载的功能，以保证永久代不会溢出。

3.3 垃圾收集算法

3.3.1 标记-清除算法（Mark-Sweep）

1. 该算法分为 “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。
2. 它的主要不足有两个：
   • 一个是效率问题，标记和清除两个过程的效率都不高；
   • 另一个是空间问题，标记清除之后会产生大量不连续的内存碎片，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。
     
     标记-清除

3.3.2 复制算法（Copying）

1. 该算法将可用内存按容量划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上面，然后再把已使用过的内存空间一次清理掉。
   

   复制算法

2. 优点：每次都是对整个半区进行内存回收，内存分配时也就不用考虑内存碎片等复杂情况，只要移动堆顶指针，按顺序分配内存即可，实现简单，运行高效。

3. 缺点：代价是将内存缩小为了原来的一半。

4. 现在的商业虚拟机都采用这种收集算法来回收新生代，因为新生代中的对象有大约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。

Java堆

5. 当回收时，将Eden和Survivor中还存活着的对象一次性地复制到另外一块Survivor空间上，最后清理掉Eden和刚才用过的Survivor空间。
6. HotSpot虚拟机默认Eden和Survivor的大小比例是8：1，也就是每次新生代中可用内存空间为整个新生代容量的90%（80%+10%），只有10%的内存会被“浪费”。当然我们没有办法保证每次回收都只有不多于10%的对象存活，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）。
7. 内存分配担保是指：如果另外一块Survivor空间没有足够空间存放上一次新生代收集下来的存活对象时，这些对象将直接通过分配担保机制进入老年代。

3.3.3 标记-整理算法（Mark-Compact）

1. 复制收集算法在对象存活率较高时就要进行较多的复制操作，效率将会变低。更关键的是，如果不想浪费50%的空间，就需要有额外的空间进行分配担保，以应对被使用的内存中所有对象都100%存活的极端情况，所以在老年代一般不能直接选用这种算法。
2. 根据老年代的特点，提出了 “标记-整理”（Mark-Compact）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进行清理，而是让所有存活的对象都向一端移动，然后直接清理掉端边界以外的内存。
   
   标记-整理算法

3.3.4 分代收集算法（Generational Collection）

1. 这种算法并没有什么新的思想，只是根据对象存活周期的不同将内存划分为几块。
2. 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。
3. 在新生代中，每次垃圾收集时都发现有大批对象死去，只有少量存活，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。（新生代：复制算法）
4. 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“标记一清理”或者“标记一整理”算法来进行回收。（老年代：标记—清理/整理算法）

3.4 HotSpot的算法实现

3.4.1 枚举根节点

1. 在可达性分析中，可作为GC Roots的节点主要在全局性的引用（例如常量或类静态属性）与执行上下文（例如栈帧中的本地变量表）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。
2. 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，即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。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。
3. 准确式内存管理（Exact Memory Management）：即虚拟机可以知道内存中某个位置的数据具体是什么类型。例如对于 “12345”，虚拟机可以分辨出这到底是一个数值还是一个引用指向的内存地址。
4. 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来后，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。
5. 在HotSpot的实现中，是使用一组称为OopMap（Ordinary Object Pointer,普通对象指针）的数据结构来达到这个目的的。在类加载完成的时候，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 (Just-In-Time Compiler) 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。

3.4.2 安全点

1. 在OopMap的协助下，HotSpot可以快速且准确地完成GCRoots枚举，但是可能导致引用关系变化，或者说OopMap内容变化的指令非常多，如果为每一条指令都生成对应的OopMap，那将会需要大量的额外空间，这样GC的空间成本将会变得很高。
2. 实际上，HotSpot也的确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 (Safepoint)，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。
3. Safepoint的选定既不能太少以致于让GC等待时间太长，也不能过于频繁以致于过分增大运行时的负荷。所以，安全点的选定基本上是以程序 “是否具有让程序长时间执行的特征” 为标准进行选定的。“长时间执行” 的最明显特征就是指令序列复用，例如方法调用、循环跳转、异常跳转等，所以具有这些功能的指令才会产生Safepoint。
4. 对于Sefepoint，另一个需要考虑的问题是如何在GC发生时让所有线程（这里不包括执行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：
   • 抢先式中断（Preemptive Suspension）：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（Voluntary Suspension） ：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（虚拟机会将内存页设置为不可读，线程会产生自陷异常，在预先注册异常处理器中暂停线程实现等待）。轮询标志的地方和安全点是重合的。

3.4.3 安全区域

1. 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。
2. 但是，当程序 “不执行” 的时候，即没有分配CPU时间，典型的例子就是线程处于Sleep状态或者Blocked状态，这时候线程无法响应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。
3. 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。
4. 在线程执行到Safe Region中的代码时，首先标识自己已经进入了Safe Region。当在这段时间里 JVM要发起GC时，就不用管标识自己为Safe Region状态的线程了。
5. 在线程要离开Safe Region时，它要检查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。

3.5 垃圾收集器

目前Hotspot共有7种作用于不同分代的收集器，如果两个收集器之间存在连线，就说明它们可以搭配使用。虚拟机所处的区域，则表示它是属于新生代收集器还是老年代收集器。其中G1由于独自管理整个内存，因此横跨两个区域。

七大垃圾收集器

3.5.1 Serial 收集器 （新生代、单线程、JDK1.3）

1. Serial收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器，曾经（在 JDK1.3.1之前）是虚拟机新生代收集的唯一选择。
2. 这个收集器是一个单线程的收集器，这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” 这个名字也许听起来很酷，但这项工作实际上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。
3. 优点：简单而高效（与其他收集器的单线程比），它依然是虚拟机运行在Client模式下的默认新生代收集器。
   • 对于限定单个CPU的环境来说，Serial收集器由于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毫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。

Serial / Serial Old收集器

3.5.2 ParNew收集器 （新生代、多线程并行、JDK1.4）

1. ParNew收集器其实就是Serial收集器的多线程版本，除了使用多条线程进行垃圾收集之外，其余行为包括Serial收集器可用的所有控制参数、收集算法、Stop The World、对象分配规则、回收策略等都与Serial收集器完全一样。
2. ParNew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但很重要的原因是，除了Serial收集器外，目前只有它能与CMS收集器配合工作。

ParNew / Serial Old收集器

3.5.3 Parallel Scavenge 收集器（新生代、多线程并行、JDK1.4）

1. Parallel Scavenge收集器看上去和ParNew类似，但它的特点是它的关注点与其他收集器不同，即吞吐量。
2. CMS等收集器的关注点是尽可能地缩短垃圾收集时用户线程的停顿时间，而Parallel Scavenge收集器的目标则是达到一个可控制的吞吐量（Throughput）。
3. 所谓吞吐量就是CPU用于运行用户代码的时间与CPU总消耗时间的比值，即吞吐量=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。
4. Parallel Scavenge收集器提供了两个参数用于精确控制吞吐量：
   • -XX:MaxGCPauseMillis：控制最大垃圾收集停顿时间（大于0的毫秒数）
   • -XX:GCTimeRatio：吞吐量的倒数，用于直接设置吞吐量大小（0~100的正数，默认是99即允许最大1%的垃圾收集时间）
5. 不要认为如果把 MaxGCPauseMillis 的值设置得稍小一点就能使得系统的垃圾收集速度变得更快，GC停顿时间缩短是以牺牲吞吐量和新生代空间来换取的：系统把新生代调小一些，收集速度固然变快，但这也直接导致垃圾收集发生得更频繁一些，停顿时间的确在下降，但吞吐量也会下降。
6. 除上述两个参数之外，Parallel Scavenge收集器还有一个参数：-XX:+UseAdaptiveSizePolicy
   • 这是一个开关参数，当这个参数打开之后，就不需要手工指定新生代的大小（-Xmn）、Eden与Survivor区的比例（-XX:SurvivorRatio）、晋升老年代对象年龄（-Xx:PretenureSize Threshold）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，这种调节方式称为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。

Parallel Scavenge / Serial Old收集器

3.5.4 Serial Old 收集器（老年代、单线程、JDK1.5）

1. 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 “标记一整理” 算法。
2. 这个收集器的主要意义也是在于给Client模式下的虚拟机使用。
3. 如果在Server模式下，那么它主要还有两大用途：
   • 一种用途是在 JDK1.5以及之前的版本中与Parallel Scavenge收集器搭配使用。
   • 另一种用途就是作为CMS收集器的后备预案，在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。
4. 注意：Parallel Scavenge收集器架构中本身有 PS MarkSweep 收集器来进行老年代收集，并非直接使用了Serial Old收集器，但是这个PS MarkSweep收集器与Serial Old的实现非常接近，所以在许多资料中都是直接以Serial Old代替PS MarkSweep进行讲解。

3.5.5 Parallel Old 收集器（老年代、多线程并行、JDK1.6）

1. Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本，使用多线程和 “标记一整理” 算法。
2. 这个收集器是在 JDK1.6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（PS MarkSweep）收集器外别无选择。由于老年代Serial Old收集器在服务端应用性能上的 “拖累”，使用了Parallel Scavenge收集器也未必能在整体应用上获得吞吐量最大化的效果。
3. 直到Parallel Old收集器出现后，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 + Parallel Old收集器。

Parallel Scavenge / Parallel Old收集器

3.5.6 CMS 收集器（老年代、多线程并发、JDK1.6）

1. 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。

2. CMS收集器是基于 “标记—清除” 算法实现的，过程分为4个步骤：

   步骤	描述
   初始标记（CMS initial mark）	只标记GC Roots能直接关联到的对象
   并发标记（CMS concurrent mark）	GC Roots Tracing，可与用户线程并发执行
   重新标记（CMS remark）	修正并发标记期间因用户程序继续运作而变动的部分
   并发清除（CMS concurrent sweep）	可与用户线程并发执行

3. 初始标记、重新标记这两个步骤虽然依旧需要 “Stop The World”。但是初始标记仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联到的对象，速度很快；同时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。

4. 并发标记阶段就是进行GC Roots Tracing的过程。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。

5. 缺点：

   • CMS收集器对CPU资源非常敏感。在并发阶段，它虽然不会导致用户线程停顿，但是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。为了应付这种情况，虚拟机提供了一种称为 “增量式并发收集器”（Incremental Concurrent Mark Sweep/i-CMS）的CMS收集器变种，就是在并发标记、清理的时候让GC线程和用户线程交替运行，但是效果很一般。
   • CMS收集器无法处理浮动垃圾（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，自然就还会有新的垃圾不断产生，只能留待下一次GC时再清理。
   • 可以适当调高参数 -XX:CMSInitiatingOccupancyFraction 的值来提高触发百分比。在 JDK1.6中，CMS收集器的启动阈值已经提升至92%。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，性能反而降低。
   • CMS是一款基于 “标记一清除” 算法实现的收集器，因此收集结束时会有大量空间碎片产生。当无法找到足够大的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Full GC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。另外一个参数-XX:CMSFullGCsBeforeCompaction 用于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0，表示每次进入Ful GC时都进行碎片整理）。

3.5.7 G1 收集器（可独自管理整个堆、多线程并发、JDK1.7）

1. G1（Garbage-First）收集器是当今收集器技术发展的最前沿成果之一，具备如下特点：

   • 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（CPU或者CPU核心）来缩短 Stop-The-World 停顿的时间，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。

   • 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，但它能够采用不同的方式去处理新创建的对象和已经存活了一段时间、熬过多次GC的旧对象以获取更好的收集效果。

   • 空间整合：与CMS的 “标记一清理” 算法不同，G1从整体来看是基于 “标记一整理” 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，但无论如何，这两种算法都意味着G1运作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。这种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。

   • 可预测的停顿：这是G1相对于CMS的另一大优势，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毫秒的时间片段内，消耗在垃圾收集上的时间不得超过N毫秒。

     特点	描述
     并行与并发	使用多CPU并行来缩短 Stop-The-World 停顿的时间，且可与 Java程序并发
     分代收集	采用不同的方式去处理各类对象
     空间整合	从整体来看是基于 “标记一整理” ，从局部（两个Region之间）上来看是基于 “复制”
     可预测的停顿	能建立可预测的停顿时间模型

2. 使用G1收集器时，它将整个 Java堆划分为多个大小相等的独立区域（Region），虽然还保留有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，它们都是一部分Region（不需要连续）的集合。

3. 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）。

4. 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：

   • G1中每个Region都有一个与之对应的 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
   • 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。

5. 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：

   • 初始标记（Initial Marking）
   • 并发标记（Concurent Marking）
   • 最终标记（Final Marking）
   • 筛选回收（Live Data Counting and Evacuation）

6. G1的前几个步骤的运作过程和CMS有很多相似之处：

   • 初始标记阶段仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联到的对象，并且修改TAMS（Next Top at Mark Start）的值，让下一阶段用户程序并发运行时，能在正确可用的Region中创建新对象，这阶段需要停顿线程，但耗时很短。
   • 并发标记阶段是从GC Root开始对堆中对象进行可达性分析，找出存活的对象，这阶段耗时较长，但可与用户程序并发执行。
   • 最终标记阶段则是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 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。
   • 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停顿时间来制定回收计划，这个阶段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。

G1 收集器

3.5.9 垃圾收集器参数总结

3.5.10 补充

• JDK9 及更新的版本中默认的是G1收集器
• JDK8 默认收集器：新生代 Parallel Scanvage收集器，老年代 Parallel Old收集器。

3.6 内存分配与回收策略

对象的内存分配，往大方向讲，就是在堆上分配（但也可能经过 JIT 编译后被拆散为标量类型并间接地栈上分配），对象主要分配在新生代的Eden区上，如果启动了本地线程分配缓冲，将按线程优先在 TLAB 上分配。少数情况下也可能会直接分配在老年代中，分配的规则并不是百分之百固定的，其细节取决于当前使用的是哪一种垃圾收集器组合，还有虚拟机中与内存相关的参数的设置。

3.6.1 对象优先在 Eden 分配

1. 大多数情况下，对象在新生代Eden区中分配。当Eden区没有足够空间进行分配时，虚拟机将发起一次MinorGC。

2. 虚拟机提供了-XX：+PrintGCDetails这个收集器日志参数，告诉虚拟机在发生垃圾收集行为时打印内存回收日志，并且在进程退出的时候输出当前的内存各区域分配情况。

3.6.2 大对象直接进入老年代

1. 所谓的大对象是指，需要大量连续内存空间的 Java对象，最典型的大对象有很长的字符串以及数组。
2. 虚拟机提供了一个-XX:PretenureSizeThreshold参数，令大于这个设置值的对象直接在老年代分配。这样做的目的是避免在 Eden 区及两个 Survivor 区之间发生大量的内存复制。
3. 注意：PretenureSizeThreshold 参数只对 Serial 和 ParNew 两款收集器有效，Parallel Scavenge 收集器不认识这个参数，Parallel Scavenge收集器一般并不需要设置。如果遇到必须使用此参数的场合，可以考虑ParNew 加CMS的收集器组合。

3.6.3 长期存活的对象将进入老年代

1. 为了在内存回收时识别哪些对象应放在新生代，哪些对象应放在老年代中，虚拟机给每个对象定义了一个对象年龄（Age）计数器：
   • 如果对象在 Eden 出生；
   • 经过第一次 Minor GC 后仍然存活；
   • 并且能被 Survivor 容纳。
   • 那么它将被移动到 Survivor 空间中，并且对象年龄设为 1。
2. 对象在Survivor区中每 “熬过” 一次MinorGC，年龄就增加1岁，当它的年龄增加到一定程度（默认为15岁），就将会被晋升到老年代中。
3. 对象晋升老年代的年龄阀值，可以通过参数-XX:MaxTenuringThreshold设置。

3.6.4 动态对象年龄判定

1. 实际上，虚拟机并不是永远地要求对象的年龄必须达到了 MaxTenuringThreshold 才能晋升老年代。
2. 如果在 Survivor 空间中相同年龄所有对象大小的总和大于Survivor空间的一半，年龄大于或等于该年龄的对象就可以直接进入老年代，无须等到Max Tenuring Threshold中要求的年龄。

3.6.5 空间分配担保

1. 在发生Minor GC之前，虚拟机会先检查老年代最大可用的连续空间是否大于新生代所有对象总空间：
   • 如果大于，那么可以直接执行Minor GC。
   • 如果小于，则虚拟机会查看 HandlePromotionFailure 设置值是否允许担保失败；
   • 如果不允许，则执行Full GC；
   • 如果允许，那么会继续检查老年代最大可用的连续空间是否大于历次晋升到老年代对象的平均大小；
   • 如果大于，将尝试着进行一次Minor GC；
   • 如果小于，执行Full GC。

空间分配担保

2. 由于新生代使用复制收集算法，但为了内存利用率，只使用其中一个Survivor空间来作为轮换备份，因此当出现大量对象在Minor GC后仍然存活的情况（最极端的情况就是内存回收后新生代中所有对象都存活），就需要老年代进行分配担保，把Survivor无法容纳的对象直接进入老年代。
3. 老年代要进行这样的担保，前提是老年代本身还有容纳这些对象的剩余空间，一共有多少对象会活下来在实际完成内存回收之前是无法明确知道的，所以只好取之前每一次回收晋升到老年代对象容量的平均大小值作为经验值，与老年代的剩余空间进行比较，决定是否进行Full GC来让老年代腾出更多空间。
4. 取平均值进行比较其实仍然是一种动态概率的手段，也就是说，如果某次Minor GC存活后的对象突增，远远高于平均值的话，依然会导致担保失败（Handle Promotion Failure）。如果出现HandlePromotionFailure失败，那就只好在失败后重新发起一次Full GC。
5. JDK6 Update24之后的规则变为：只要老年代的连续空间大于新生代对象总大小或者历次晋升的平均大小就会进行Minor GC，否则将进行Full GC。

3.7 GC触发时机

3.7.1 Minor GC

1. Eden区满

3.7.2 Full GC

1. 调用System.gc()
2. 老年代空间不足。如果Full GC后仍然不足，则抛出 java.lang.OutOfMemoryError: Java heap space
3. 永久代空间不足。同理若Full GC后仍然不足，则抛出 java.lang.OutOfMemoryError: PermGen space
4. Promotion Failed：在进行Minor GC时，survivor space放不下，对象根据分配担保放入老年代，而此时老年代也放不下。
5. Concurrent Mode Failure：GC时有对象要放入老年代，而此时老年代空间不足。
6. 历次晋升到老年代的对象的平均大小大于老年代的剩余空间。