垃圾回收算法针对对象

• 主要针对 堆内存，栈由于其结构特性，天然不需要进行垃圾回收

回收算法的两种思路

1. 引用计数算法：

在对象中添加一个引用计数器，每当有一个地方 引用它时，计数器值就加一；当引用失效时，计数器值就减一；任何时刻计数器为零的对象就是不可 能再被使用的。

• 缺点：对于相互循环引用的情况，无能为力

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零，引用计数算法也 就无法回收它们。

2. 可达性算法：

通过 一系列称为“GC Roots”的根对象作为起始节点集，从这些节点开始，根据引用关系向下搜索，搜索过 程所走过的路径称为“引用链”（Reference Chain），如果某个对象到GC Roots间没有任何引用链相连， 或者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能再被使用的。

• 固定可以作为 GC Roots 的对象：
1. 在虚拟机栈（栈帧中的本地变量表）中引用的对象，譬如各个线程被调用的方法堆栈中使用到的 参数、局部变量、临时变量等。
2. 在方法区中类静态属性引用的对象，譬如Java类的引用类型静态变量。
3. 在方法区中常量引用的对象，譬如字符串常量池（String Table）里的引用。
4. 在本地方法栈中JNI（即通常所说的Native方法）引用的对象。
5. 所有被同步锁（synchronized关键字）持有的对象。
6. 反映Java虚拟机内部情况的JMXBean、JVMTI中注册的回调、本地代码缓存等。

Java 中的四种引用类型

1. 强引用：是指在程序代码之中普遍存在的引用赋值，即类似“Object obj=new Object()”这种引用关系。无论任何情况下，只要强引用关系还存在，垃圾收集器就永远不会回 收掉被引用的对象。

2. 软引用：用来描述一些还有用，但非必须的对象。只被软引用关联着的对象，在系统将要发生内 存溢出异常前，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。

3. 弱引用：也是用来描述那些非必须对象，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为止。当垃圾收集器开始工作，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。

4. 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只是为了能在这个对象被收集器回收时收到一个系统通知。

垃圾收集算法

分代收集理论

1. 弱分代假说（Weak Generational Hypothesis）：绝大多数对象都是朝生夕灭的。

2. 强分代假说（Strong Generational Hypothesis）：熬过越多次垃圾收集过程的对象就越难以消亡。

3. 跨代引用假说（Intergenerational Reference Hypothesis）：跨代引用相对于同代引用来说仅占极少数。

这其实是可根据前两条假说逻辑推理得出的隐含推论：存在互相引用关系的两个对象，是应该倾 向于同时生存或者同时消亡的。举个例子，如果某个新生代对象存在跨代引用，由于老年代对象难以 消亡，该引用会使得新生代对象在收集时同样得以存活，进而在年龄增长之后晋升到老年代中，这时 跨代引用也随即被消除了。依据这条假说，我们就不应再为了少量的跨代引用去扫描整个老年代，也不必浪费空间专门记录 每一个对象是否存在及存在哪些跨代引用，只需在新生代上建立一个全局的数据结构（该结构被称 为“记忆集”，Remembered Set），这个结构把老年代划分成若干小块，标识出老年代的哪一块内存会 存在跨代引用。此后当发生Minor GC时，只有包含了跨代引用的小块内存里的对象才会被加入到GC Roots进行扫描。虽然这种方法需要在对象改变引用关系（如将自己或者某个属性赋值）时维护记录数 据的正确性，会增加一些运行时的开销，但比起收集时扫描整个老年代来说仍然是划算的。

Mark-Sweep——标记清除

首先标记出所有需要回 收的对象，在标记完成后，统一回收掉所有被标记的对象

1. 算法的两个阶段：
• 标记
• 清除

2. 缺点：
• 执行效率不稳定，如果Java堆中包含大量对 象，而且其中大部分是需要被回收的，这时必须进行大量标记和清除的动作，导致标记和清除两个过 程的执行效率都随对象数量增长而降低；
• 内存空间的碎片化问题，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当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。

Mark-Copying——标记复制

为了解决标记-清除算法面对大量可回收对象时执行效率低 的问题，1969年Fenichel提出了一种称为“半区复制”（Semispace Copying）的垃圾收集算法，它将可用 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。如果内存中多数对象都是存 活的，这种算法将会产生大量的内存间复制的开销，但对于多数对象都是可回收的情况，算法需要复 制的就是占少数的存活对象，而且每次都是针对整个半区进行内存回收，分配内存时也就不用考虑有 空间碎片的复杂情况，只要移动堆顶指针，按顺序分配即可。这样实现简单，运行高效，

1. 缺点：将可用内存缩小为了原来的一半，空间浪费未免太多了一 点。

2. 改进：
• 把新生代分为一块较大的Eden空间和两块较小的 Survivor空间，每次分配内存只使用Eden和其中一块Survivor。
• 发生垃圾搜集时，将Eden和Survivor中仍 然存活的对象一次性复制到另外一块Survivor空间上，然后直接清理掉Eden和已用过的那块Survivor空 间。HotSpot虚拟机默认Eden和Survivor的大小比例是8∶1，也即每次新生代中可用内存空间为整个新 生代容量的90%（Eden的80%加上一个Survivor的10%），只有一个Survivor空间，即10%的新生代是会 被“浪费”的。

Mark-Compact——标记压缩

针对 老年代对象 的存亡特征，1974年Edward Lueders提出了另外一种有针对性的“标记-整 理”（Mark-Compact）算法，其中的标记过程仍然与“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内存空间一端移动，然后直接清理掉边界以外的内存

1. 缺点：如果移动存活对象，尤其是在老年代这种每次回收都有大量对象存活区域，移动存活对象并更新所有引用这些对象的地方将会是一种极为负重的操作，而且这种对象移动操作必须全程暂停用户应用程序才能进行

2. 改进：可以不在内存分配和访问上增加太大额外负担，做法是让虚 拟机平时多数时间都采用标记-清除算法，暂时容忍内存碎片的存在，直到内存空间的碎片化程度已经 大到影响对象分配时，再采用标记-整理算法收集一次，以获得规整的内存空间。（CMS收集器就是这种方法）

垃圾收集器（GC）

• 如果两个收集器之间存在连线，就说明它们可以搭配使用

Serial：

1. 特点：令所有的业务代码停止，进行垃圾回收
• STW（Stop The world）
• 单线程

2. 作用对象：
• 年轻代（Serial）、老年代（Serial-Old）
• 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-整理算法。
• 内存小的机子

3. 缺点：
• 单线程，会令所有业务停止，内存大时，会有明显卡顿，体验差

ParNew：

实质上 是Serial收集器的多线程并行版本，除了同时使用多条线程进行垃圾收集之 外，其余的行为包括Serial收集器可用的所有控制参数（例如：-XX：SurvivorRatio、-XX： PretenureSizeThreshold、-XX：HandlePromotionFailure等）、收集算法、Stop The World、对象分配规 则、回收策略等都与Serial收集器完全一致，在实现上这两种收集器也共用了相当多的代码。

1. 特点：
• STW
• 多线程
• 与 CMS 配合使用

2. 作用对象：
• 年轻代

Parallel：

1. 特点：
• 多线程
• 非 STW：不用停止业务线程，一边运行业务，一边进行 GC

2. 作用对象：
• 年轻代（Parallel Scavenge）、老年代（Parallel Old）

3. Parallel Scavenge：

是基于标记-复制算法实现的收集器，也是 能够并行收集的多线程收集器

Parallel Scavenge收集器的特点是它的关注点与其他收集器不同，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）。所谓吞吐量就是处理器用于运行用户代码的时间与处理器总消耗时间的比值

1. Parallel Old：

Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本，支持多线程并发收集，基于标记-整理算法实现。

CMS（Concurrent Mark Sweep）：

是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。

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。

1. 四个阶段：
• 初始标记（CMS initial mark）：STW，用于找到 root 对象
• 并发标记（CMS concurrent mark） ：非STW，用于 标记垃圾 对象
• 三色标记算法：
• 三色：
• 白色：没有遍历到的节点
• 灰色：自己标记完成，还没来得及标记 fields
• 黑色：自己已经标记，fields 都标记完成
• 重新标记（CMS remark） ：STW，用于 修正标记出错 对象
• 并发清理（CMS concurrent sweep） ：非STW，清理删除掉标记阶段判断的已经死亡的对象，不需要移动存活对象

2. 特点：Incremental Update

3. 缺点：
• 并发标记，产生漏标



• 对处理器资源非常敏感
• 无法处理“浮动垃圾”（Floating Garbage），有可能出现“Con-current Mode Failure”失败进而导致另一次完全“Stop The World”的Full GC的产生
• 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

G1（Garbage First）：

开创了收集 器面向局部收集的设计思路和基于Region的内存布局形式。

G1提供 并发的类卸载 的支持

可以面向堆内存任何部分来组成回收集（Collection Set，一般简称CSet）进行回收，衡量标准不再是它属于哪个分代，而是哪块内存中存放的垃圾数量最多，回收收益最大，这就是G1收集器的Mixed GC模式

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。

G1收集器之所以能建立可预测的停顿时间模型，是因为它将Region作 为单次回收的最小单元，即每次收集到的内存空间都是Region大小的整数倍，这样可以有计划地避免 在整个Java堆中进行全区域的垃圾收集。更具体的处理思路是让G1收集器去跟踪各个Region里面的垃 圾堆积的“价值”大小，价值即回收所获得的空间大小以及回收所需时间的经验值，然后在后台维护一 个优先级列表，每次根据用户设定允许的收集停顿时间（使用参数-XX：MaxGCPauseMillis指定，默 认值是200毫秒），优先处理回收价值收益最大的那些Region，这也就是“Garbage First”名字的由来。 这种使用Region划分内存空间，以及具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获 取尽可能高的收集效率

1. 特点：物理不分代，逻辑分代，采用区域划分，进行部分回收

2. 回收的四个步骤：
• 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 指针的值，让下一阶段用户线程并发运行时，能正确地在可用的 Region 中分配新对象。这个阶段需要 停顿 线程，但耗时很短，而且是借用进行 Minor GC 的时候同步完成的，所以 G1 收集器在这个阶段实际并没有额外的停顿。
• 并发标记（Concurrent Marking）：从 GC Root 开始对堆中对象进行可达性分析，递归扫描整个堆里的对象图，找出要回收的对象，这阶段耗时较长，但可与用户程序 并发 执行。当对象图扫描完成以后，还要重新处理 SATB 记录下的在并发时有引用变动的对象。
• 最终标记（Final Marking）：对用户线程做另一个短暂的暂停，用于处理并发阶段结束后仍遗留下来的最后那少量的 SATB 记录。
• 筛选回收（Live Data Counting and Evacuation）：负责更新 Region 的统计数据，对各个 Region 的回收价值和成本进行排序，根据用户所期望的停顿时间来制定回收计划，可以自由选择任意多个 Region 构成回收集，然后把决定回收的那一部分 Region 的存活对象复制到空的 Region 中，再清理掉整个旧 Region 的全部空间。这里的操作涉及存活对象的移动，是必须暂停用户线程，由多条收集器线程并行完成的。

Shenandoah：

与 G1 很像，可以看成是 G1 的下一代

1. 与 G1 的三个明显不同：
• 支持 并发的整理算法（使用转发指针和读屏障来实现），G1的回收阶段是可以多线程并行的，但却不能与用户线程并发
• 默认不使用分代收集
• 摒弃了在 G1中 耗费大量内存和计算资源去维护的记忆集，改用名为 “连接矩阵”（Connection Matrix）的全局数据结构来记录跨 Region 的引用关系，降低了处理跨代指针时的记忆集维护消耗，也降低了伪共享问题的发生概率
• 连接矩阵可以简单理解为一张二维表格，如果 Region N 有对象指向 Region M，就在表格的N行M列中打上一个标记

2. 工作过程：
• 初始标记（Initial Marking）：与 G1一样，首先标记与 GC Roots 直接关联的对象，这个阶段仍是“Stop The World” 的，但停顿时间 与堆大小无关，只与 GC Roots 的数量相关。
• 并发标记（Concurrent Marking）：与 G1一样，遍历对象图，标记出全部可达的对象，这个阶段是 与用户线程一起并发 的，时间长短取决于堆中存活对象的数量以及对象图的结构复杂程度。
• 最终标记（Final Marking）：与 G1一样，处理剩余的 SATB 扫描，并在这个阶段统计出 回收价值最高 的Region，将这些 Region 构成一组回收集（Collection Set）。最终标记阶段也会有一小段短暂的停顿。
• 并发清理（Concurrent Cleanup）：这个阶段用于清理那些整个区域内连一个存活对象都没有找到的Region（这类Region被称为Immediate Garbage Region）。
• 并发回收（Concurrent Evacuation）：并发回收阶段是 Shenandoah 与之前 HotSpot 中其他收集器的核心差异。在这个阶段，Shenandoah 要把回收集里面的存活对象先复制一份到其他未被使用的 Region之中。复制对象这件事情如果将用户线程冻结起来再做那是相当简单的，但如果两者必须要同时并发进行的话，就变得复杂起来了。其困难点是在移动对象的同时，用户线程仍然可能不停对被移动的对象进行读写访问，移动对象是一次性的行为，但移动之后整个内存中所有指向该对象的引用都还是旧对象的地址，这是很难一瞬间全部改变过来的。对于并发回收阶段遇到的这些困难，Shenandoah 将会通过读屏障和被称为“Brooks Pointers” 的转发指针来解决，并发回收阶段运行的时间长短取决于回收集的大小。
• 初始引用更新（Initial Update Reference）：并发回收阶段复制对象结束后，还需要把堆中所有指向旧对象的引用修正到复制后的新地址，这个操作称为引用更新。引用更新的初始化阶段实际上并未做什么具体的处理，设立这个阶段只是为了建立一个线程集合点，确保所有并发回收阶段中进行的收集器线程都已完成分配给它们的对象移动任务而已。初始引用更新时间很短，会产生一个非常短暂的停顿。
• 并发引用更新（Concurrent Update Reference）：真正开始进行引用更新操作，这个阶段是与用户线程一起并发的，时间长短取决于内存中涉及的引用数量的多少。并发引用更新与并发标记不同，它不再需要沿着对象图来搜索，只需要按照内存物理地址的顺序，线性地搜索出引用类型，把旧值改为新值即可。
• 最终引用更新（Final Update Reference）：解决了堆中的引用更新后，还要修正存在于 GC Roots 中的引用。这个阶段是 Shenandoah 的最后一次停顿，停顿时间只与GC Roots的数量相关。
• 并发清理（Concurrent Cleanup）：经过并发回收和引用更新之后，整个回收集中所有的 Region 已再无存活对象，这些 Region 都变成 Immediate Garbage Regions 了，最后再调用一次并发清理过程来回收 这些 Region 的内存空间，供以后新对象分配使用。

ZGC：

ZGC收集器是一款基于Region内存布局的，（暂时） 不设分代的，使用了 读屏障、染色指针和内存多重映射 等技术来实现可并发的标记-整理算法的，以低 延迟为首要目标的一款垃圾收集器。

1. 与 Shenandoah 的区别：
• ZGC 的 Region 具有动态性——动态创建和销毁，Region 分为大、中、小三种类型
• 采用 染色指针技术
• 染色指针是一种直接将少量额外的信息存储在指针上的技术
• 染色指针可以使得一旦某个Region的存活对象被移走之后，这个Region立即就能够被释放和重用 掉，而不必等待整个堆中所有指向该Region的引用都被修正后才能清理。
• 染色指针可以大幅减少在垃圾收集过程中内存屏障的使用数量，设置内存屏障，尤其是写屏障的 目的通常是为了记录对象引用的变动情况，如果将这些信息直接维护在指针中，显然就可以省去一些 专门的记录操作。
• 染色指针可以作为一种可扩展的存储结构用来记录更多与对象标记、重定位过程相关的数据，以 便日后进一步提高性能。

2. 工作的四个阶段（都是可以并发的）：
• 并发标记（Concurrent Mark）：与 G1、Shenandoah一样，并发标记是遍历对象图做可达性分析的阶段，前后也要经过类似于 G1、Shenandoah 的初始标记、最终标记（尽管 ZGC 中的名字不叫这些）的短暂停顿，而且这些停顿阶段所做的事情在目标上也是相类似的。与 G1、Shenandoah 不同的是，ZGC 的标记是在指针上而不是在对象上进行的，标记阶段会更新染色指针中的 Marked 0、Marked 1 标志位。
• 并发预备重分配（Concurrent Prepare for Relocate）：这个阶段需要根据特定的查询条件统计得出本次收集过程要清理哪些 Region，将这些 Region 组成重分配集（Relocation Set）。重分配集与G1收集器的回收集（Collection Set）还是有区别的，ZGC 划分 Region 的目的并非为了像 G1 那样做收益优先的增量回收。相反，ZGC 每次回收都会扫描所有的 Region，用范围更大的扫描成本换取省去 G1 中记忆集的维护成本。因此，ZGC 的重分配集只是决定了里面的存活对象会被重新复制到其他的 Region 中，里面的 Region会被释放，而并不能说回收行为就只是针对这个集合里面的 Region 进行，因为标记过程是针对全堆的。此外，在 JDK 12的ZGC中开始支持的类卸载以及弱引用的处理，也是在这个阶段中完成的。
• 并发重分配（Concurrent Relocate）：重分配是 ZGC 执行过程中的核心阶段，这个过程要把重分配集中的存活对象复制到新的 Region 上，并为重分配集中的每个 Region 维护一个转发表（Forward Table），记录从旧对象到新对象的转向关系。得益于染色指针的支持，ZGC 收集器能仅从引用上就明确得知一个对象是否处于重分配集之中，如果用户线程此时并发访问了位于重分配集中的对象，这次访问将会被预置的内存屏障所截获，然后立即根据 Region 上的转发表记录将访问转发到新复制的对象 上，并同时修正更新该引用的值，使其直接指向新对象，ZGC 将这种行为称为指针的“自愈”（SelfHealing）能力。这样做的好处是只有第一次访问旧对象会陷入转发，也就是只慢一次，对比 Shenandoah 的 Brooks 转发指针，那是每次对象访问都必须付出的固定开销，简单地说就是每次都慢， 因此 ZGC 对用户程序的运行时负载要比 Shenandoah来得更低一些。还有另外一个直接的好处是由于染色指针的存在，一旦重分配集中某个 Region 的存活对象都复制完毕后，这个 Region 就可以立即释放用于新对象的分配（但是转发表还得留着不能释放掉），哪怕堆中还有很多指向这个对象的未更新指针也没有关系，这些旧指针一旦被使用，它们都是可以自愈的。
• 并发重映射（Concurrent Remap）：重映射所做的就是修正整个堆中指向重分配集中旧对象的所有引用，这一点从目标角度看是与 Shenandoah 并发引用更新阶段一样的，但是 ZGC 的并发重映射并不是一个必须要“迫切”去完成的任务，因为前面说过，即使是旧引用，它也是可以自愈的，最多只是第一次使用时多一次转发和修正操作。重映射清理这些旧引用的主要目的是为了不变慢（还有清理结束后可以释放转发表这样的附带收益），所以说这并不是很“迫切”。因此，ZGC 很巧妙地把并发重映射阶段要做的工作，合并到了下一次垃圾收集循环中的并发标记阶段里去完成，反正它们都是要遍历所有对象的，这样合并就节省了一次遍历对象图的开销。一旦所有指针都被修正之后，原来记录新旧对象关系的转发表就可以释放掉了。