《深入理解Java虚拟机——JVM高级特性与最佳实践》学习笔记——自动内存管理机制

《深入理解Java虚拟机——JVM高级特性与最佳实践》学习笔记——自动内存管理机制

1.概述

对于从事C、C++程序开发的开发人员来说，在内存管理领域，既拥有每一个对象的”所有权”，又担负着每一个对象生命开始到终结的维护责任

对于Java程序员来说，在虚拟机自动内存管理机制的帮助下，不再需要为每一个new操作去写配对的delete/free代码，不容易出现内存泄漏和内存溢出问题，但也正因为Java程序员把内存控制的权力交给了Java虚拟机，一旦出现内存泄漏和溢出方面的问题，如果不了解虚拟机是怎样使用内存的，那么排查错误将会成为一项异常艰难的工作

2.Java虚拟机内存的各个区域

运行时数据区域

Java虚拟机在执行Java程序的过程中会把它所管理的内存划分为若干个不同的数据区域。根据《Java虚拟机规范（Java SE 7版）》的规定，Java虚拟机所管理的内存将会包括以下几个运行时数据区域

• 程序计数器

  程序计数器是一块较小的内存空间，它可以看作是当前线程所执行的字节码的行号指示器。在虚拟机的概念模型里，字节码解释器工作时就说通过改变这个计数器的值来选取下一条需要执行的字节码指令

  由于Java虚拟机的多线程是通过线程轮流切换并分配处理器执行时间的方式来实现的，因此为了在线程切换后能恢复到正确的执行位置，每条线程都需要有一个独立的程序计数器，各条线程之间计数器互不影响，独立存储，这类内存区域被称为”线程私有”的内存

• Java虚拟机栈

  Java虚拟机栈也是线程私有的，它的生命周期与线程相同。虚拟机栈描述的是Java方法执行的内存模型：每个方法在执行的同时都会创建一个栈帧用于存储局部变量表、操作数栈、动态链接、方法出口等信息。每一个方法从调用直至执行完成的过程，就对应着一个栈帧在虚拟机栈中入栈到出栈的过程

  局部变量表存放了编译期可知的各种基本数据类型、对象引用(可能指向对象起始地址的引用指针，也可能是指向一个代表对象的句柄或其他与此对象相关的位置)和returnAddress类型(指向了一条字节码指令的地址)。局部变量表所需的内存空间在编译期间完成分配，当进入一个方法时，这个方法需要在帧中分配多大的局部变量空间是完全确定的

  在Java虚拟机规范中，对这个区域规定了两种异常状况：如果线程请求的栈深度大于虚拟机所允许的深度，将抛出*Error异常；如果虚拟机栈可以动态扩展，如果扩展时无法申请到足够的内存，就会抛出OutOfMemoryError异常

• 本地方法栈

  本地方法栈与虚拟机栈所发挥的作用非常相似，虚拟机栈为虚拟机执行Java方法(也就是字节码)服务，而本地方法栈则为虚拟机使用到的Native方法服务

  与虚拟机栈一样，本地方法栈区域也会抛出*Error和OutofMemoryError异常

• Java堆

  对大多数应用来说，Java堆是Java虚拟机所管理的内存中最大的一块。Java堆是被所有线程共享的一块内存区域，在虚拟机启动时创建。此内存区域的唯一目的就是存放对象实例，几乎所有的对象实例都在这里分配内存

  Java堆是垃圾收集器管理的主要区域，也被称为”GC堆”。根据Java虚拟机规范的规定，Java堆可以处于物理上不连续的内存空间中，只要逻辑上是连续的即可。在实现时，既可以实现成固定大小的，也可以是可扩展的，不过当前主流的虚拟机都是按照可扩展来实现的

  如果在堆中没有内存完成实例分配，并且堆也无法再扩展时，将会抛出OutOfMemoryError异常

• 方法区

  方法区与Java堆一样，是各个线程共享的内存区域，它用于存储已被虚拟机加载的类信息、常量、静态变量、即时编译器编译后的代码等数据

  Java虚拟机规范对方法区的限制非常宽松，除了和Java堆一样不需要连续的内存和可以选择固定大小或者可扩展外，还可以选择不实现垃圾收集。但并非数据进入了方法区就”永久”存在了，这区域的内存回收目标主要是针对常量池的回收和对类型的卸载

  当方法区无法满足内存分配需求时，将抛出OutOfMemoryError异常

• 运行时常量池

  运行时常量池是方法区的一部分，Class文件中除了有类的版本、字段、方法、接口等描述信息外，还有一项信息是常量池，用于存放编译期生成的各种字面量和符号引用，这部分内容将在类加载后进入方法区的运行时常量池中存放

  运行时常量池相对于Class文件常量池的另外一个重要特征是具备动态性，即运行期间也可能将新的常量放入池中，这种特性被开发人员利用得比较多的便是String类的intern()方法

  当常量池无法再申请到内存时会抛出OutOfMemoryError异常

• 直接内存

  直接内存并不是虚拟机运行时数据区的一部分，也不是Java虚拟机规范中定义的内存区域。在JDK 1.4中新加入了NIO(New Input/Output)类，引入了一种基于通道与缓冲区的I/O方式，它可以使用Native函数库直接分配堆外内存，然后通过一个存储在Java堆中的DirectByteBuffer对象作为这块内存的引用进行操作，这样能在一些场景中显著提高性能，因为避免了在Java堆和Native堆中来回复制数据

  这部分内存也可能在动态扩展时出现OutOfMemoryError异常(受到本机总内存大小以及处理器寻址空间的限制)

3.HotSpot虚拟机对象探秘

3.1 对象的创建

虚拟机遇到一条new指令时(这里讨论的对象限于普通Java对象，不包括数组和Class对象等)，首先将去检查这个指令的参数是否能在常量池中定位到一个类的符合引用，并且检查这个符合引用代表的类是否已被加载、解析和初始化过。如果没有，那必须先执行相应的类加载过程

在类加载检查通过后，接下来虚拟机将会为新生对象分配内存。对象所需内存的大小在类加载完成后便可完全确定，对对象分配空间的任务等同于把一块确定大小的内存从Java堆中划分出来

内存分配完成后，虚拟机需要将分配到的内存空间都初始化为零值(不包括对象头)，这一步操作保证了对象的实例字段在Java代码中可以不赋初始值就直接使用，程序能访问到这些字段的数据类型所对应的零值

接下来，虚拟机要对对象进行必要的设置，例如这个对象是哪个类的实例、如何才能找到类的元数据信息、对象的哈希码、对象的GC分代年龄等信息。这些信息存放在对象的对象头之中，根据虚拟机当前的运行状态的不同，如是否启用偏向锁等，对象头会有不同的设置方式

在上面的工作都完成之后，从虚拟机的视角来看，一个新的对象已经产生了，但从Java程序的视角来看，对象创建才刚刚开始——方法还没有执行，所有的字段都还为零。所以，一般来说执行new指令之后会接着执行方法，把对象按照程序员的意愿进行初始化，这样一个真正可用的对象才算完全产生出来

3.2 对象的内存布局

在HotSpot虚拟机中，对象在内存中存储的布局可以分为3块区域：对象头，实例数据和对齐填充

HotSpot虚拟机的对象头包括两部分信息，第一部分用于存储对象自身的运行时数据，如哈希码、GC分代年龄、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程ID、偏向时间戳等；另一部分是类型指针，即对象指向它的类元数据的指针，虚拟机通过这个指针来确定这个对象是哪个类的实例。并不是所有的虚拟机实现都必须在对象数据上保留类型指针，如果对象是一个Java数组，那在对象头中还必须有一块用于记录数组长度的数据，因为虚拟机可以通过普通Java对象的元数据信息确定Java对象的大小，但是从数组的元数据中却无法确定数组的大小

实例数据部分是对象真正存储的有效信息，也是在程序代码中所定义的各种类型的字段内容，无论是从父类继承下来的，还是在子类中定义的，都需要记录起来。这部分的存储顺序会受到虚拟机分配策略参数和字段在Java源码中定义顺序的影响

对齐填充并不是必然存在的，也没有特别的含义，它仅仅起着占位符的作用，当对象实例数据部分没有对齐时(对象的大小必须是8字节的整数倍)，就需要通过对齐填充来不全

3.3 对象的访问定位

使用对象时需要通过栈上的reference数据来操作堆上的具体对象，由于reference类型在Java虚拟机规范中只规定了一个指向对象的引用，并没有定义这个引用应该通过何种方式去定位、访问堆中的对象的具体位置，所以对象访问方式也是取决于虚拟机实现而定的。目前主流的访问方式有使用句柄和直接指针两种
- 如果使用句柄访问的话，那么Java堆中将会划分出一块内存来作为句柄池，reference中存储的就是对象的句柄地址，而句柄包含了对象实例数据与类型数据各自的具体地址信息

• 如果使用直接指针访问，那么Java堆对象的布局中就必须考虑如何放置访问类型数据的相关信息，而reference中存储的直接就是对象地址

这两种对象访问方式各有优势，使用句柄来访问的最大好处就是reference中存储的是稳定的句柄地址，在对象被移动(垃圾收集时移动对象是非常普遍的行为)时只会改变句柄中的实例数据指针，而reference本身不需要修改

使用直接指针访问方式的最大好处就是速度快，它节省了一次指针定位的时间开销，由于对象的访问在Java中非常频繁，因此这类开销积少成多后也是一项非常可观的执行成本。HotSpot使用第二种方式进行对象访问，而各种语言和框架使用句柄来访问的情况也十分常见

4.垃圾收集器与内存分配策略

4.1 概述

• 哪些内存需要回收？
• 什么时候回收？
• 如何回收？

Java内存运行时区域中的程序计数器、虚拟机栈、本地方法栈这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，方法结束或者线程结束时，内存自然就被回收了

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

4.2 哪些内存需要回收？

4.2.1 引用计数算法

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

引用计数算法虽然实现简单，判定效率也很高，但主流的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(objA.instance = objB及objB.instance = objA)

4.2.2 可达性分析算法

在主流的商用程序语言(Java、C#)的主流实现中，都是通过可达性分析来判定对象是否存活的。这个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，当一个对象到GC Roots没有任何引用链相连时，则证明此对象是不可用的

在Java语言中，可作为GC Roots的对象包括：

• 虚拟机栈(栈帧中的本地变量表)中的引用对象
• 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)引用对象

4.3 Java中的引用

判定对象是否存活都与”引用”有关，在JDK 1.2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
- 强引用就是指程序代码中普通存在的，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
- 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
- 虚引用是最弱的一种引用关系，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

4.4 什么时候回收？

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”

如果这个对象被判断为有必要执行finalize()方法， 那么找个对象会放置在一个叫做F-Queue的队列中，并在稍后由一个虚拟机自动建立的、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，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任何一个对象建立关联即可，譬如把自己(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

注意：任何一个对象的finalize()方法都只会被系统自动调用一次，如果对象面临下一次回收，它的finalize()方法不会被再次执行

4.5 回收方法区

Java虚拟机规范中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

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，回收废弃常量与回收Java堆中的对象非常类似，判定一个常量是否是”废弃常量”比较简单”(只要其他地方没有引用这个字面量)，而要判定一个类是否是”无用的类”的条件要相对苛刻许多，需同时满足

• 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
• 该类对象的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

以上3个条件才”可以”被回收

4.6 如何回收？

4.6.1 垃圾收集算法

• 标记-清除算法

  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

  不足：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的对象时，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

• 复制算法

  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。这样使得每次都是对整个半区进行内存回收，实现简单，运行高效

  不足：将内存缩小为了原来的一半

  现在的商业虚拟机都采用这种收集算法来回收新生代，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外一块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8:1，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%，只有10%会被浪费

  当Eden和Survivor中存活的对象超过了10%，即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

• 标记-整理算法

  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，效率将会降低。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，所以老年代一般不能直接选用这种算法

  根据老年代的特点，有人提出了另一种”标记-整理”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

• 分代收集算法

  当前商业虚拟机的垃圾收集都采用”分代收集”算法，一般把Java堆分为新生代和老年代，新生代中因为对象成活率低，故采用复制算法，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，必须使用”标记-清理”或”标记-整理”算法来回收

4.6.2 HotSpot的算法实现

• 枚举根节点

  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来后(可达性分析过程中GC必须停顿所有Java执行线程，避免引用关系的变化对分析结果产生影响)，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

• 安全点

  在OopMap的协助下，HotSpot可以快速且准确地完成GC Roots枚举，但是如果OopMap内容变化的指令非常多，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

  实际上，HotSpot并没有为每条指定都生成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(Sagepoint)，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”是否具有让程序长时间执行的特征”为标准进行选定的，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

  对于Safepoint，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：抢先式中断和主动式中断

  其中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

  而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

• 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，但是当程序没有被分配CPU时间(线程Sleep/Blocked)时，线程就无法响应JVM的中断请求，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

  在线程执行到了Safe Region中的代码时，首先标识自己已经进入了Safe Region，那样，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。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，否则就等待直到收到可以安全离开Safe Region的信号为止

4.6.3 垃圾收集器

垃圾收集器是内存回收的具体实现，不同厂商和不同版本的虚拟机提供的垃圾收集器都可能会有很大差别，这里讨论的是收集器基于JDK 1.7 Update 14之后的HotSpot虚拟机，这个虚拟机包含的所有收集器如图

上图展示了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

• Serial收集器

  Serial收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器，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

  优点：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。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

• ParNew收集器

  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

  ParNew收集器是许多运行在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

• Parallel Scavenge收集器

  Parallel Scavenge收集器是一个新生代收集器，它也是使用复制算法的收集器，又是并行的多线程收集器

  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收集器的目的则是达到一个可控制的吞吐量。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)

  Parallel Scavenge收集器提供了两个参数用于精确控制吞吐量，分别是控制最大垃圾收集器停顿时间的-XX:MaxGCPauseMillis参数(大于0的毫秒数)以及直接设置吞吐量大小的-XX:GCTimeRatio参数(大于0且小于100的整数)

  由于与吞吐量关系密切，Parallel Scavenge收集器也经常被称为”吞吐量优先”收集器。除了上述两个参数外，还有一个参数-XX:+UseAdaptiveSizePolicy值得关注，这是一个开关参数，当这个参数打开之后就不需要手动指定新生代的大小、Eden与Survivor区的比例、晋升老年代对象年龄等细节参数了，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适合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

• 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”算法，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。如果在Server模式下，那么它主要还有两大用途：一种用途是在JDK 1.5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，

• Parallel Old收集器

  Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本，使用多线程和”标记-整理”算法，这个收集器是在JDK 1.6中才开始提供的，之前新生代使用Parallel Scavenge时，老年代就只能使用Serial Old，由于Serial Old收集器在服务器应用性能上的”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，直到Parallel Old收集器出现后，”吞吐量优先”收集器终于有了比较名副其实的组合

• 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。目前很大一部分的Java应用集中在互联网或者B/S系统的服务器上，这类应用尤其重视服务的响应速度，希望系统停顿时间最短，以用户带来较好的体验，CMS收集器就非常符合这类应用的要求

  CMS收集器是基于”标记-清除”算法实现的，整个过程分为4个步骤

  • 初始标记(CMS initial mark)
  • 并发标记(CMS concurrent mark)
  • 重新标记(CMS remark)
  • 并发清除(CMS concurrent sweep)

  其中，初始标记、重新标记这两个步骤仍然需要”Stop The World”，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，并发标记阶段就是进行GC Roots Tracing的过程，而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

  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

  CMS是一款优秀的收集器，它的主要优点：并发收集、低停顿。但是CMS也有以下3个明显的缺点：

  • CMS收集器对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。CMS默认启动的回收线程数是(CPU数量+3)/4
  • CMS收集器无法处理浮动垃圾，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无法在当次收集中处理掉它们，只好留待下一次GC时再清理掉。这一部分垃圾就称为”浮动垃圾”。在JDK 1.5的默认设置下，CMS收集器当老年代使用了68%的空间后就会被激活(由于在垃圾收集阶段需要预留足够的内存空间给用户线程使用)，在JDK 1.6设为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，这样停顿时间就很长了
  • CMS是一款基于”标记-清除”算法实现的收集器，收集结束后会有大量空间碎片产生，将会给大对象分配带来很大麻烦，往往会出现老年代还有很大空间剩余，但是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Full GC时都进行碎片整理)

• G1收集器

  • 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-清理”算法不同，G1从整体来看基于”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，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，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年代，而G1不再是者样，使用G1收集器时，Java堆的内存布局就是与其他收集器有很大差别，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

  G1收集器之所以能建立可预测的停顿时间模型，是因为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名称的由来)。这种使用Region划分内存空间以及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

  G1是把内存”化整为零”的思路，在G1收集器中，Region之间的对象引用以及其他收集器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遗漏

  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(Concurrent Marking)
  • 最终标记(Final Marking)
  • 筛选回收(Live Data Counting and Evacuation)

  初始标记阶段仅仅是标记一下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

  而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，但是可并发执行

  最后在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率

4.7 垃圾收集器参数总结

垃圾收集相关的常用参数

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区域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收集器时生效
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

4.8 内存分配与回收策略

4.8.1 内存分配

对象的内存分配，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，以下是最普遍的几条内存分配规则

• 对象优先在Eden分配

  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Minor GC(新生代GC)

• 大对象直接进入老年代

  所谓的大对象是指，需要大量连续内存空间的Java对象，最典型的大对象就是那种很长的字符串以及数组。大对象对虚拟机的内存分配来说就是一个坏消息，经常出现大对象容易导致内存还有不少空间时就提前触发垃圾收集以获取足够的连续空间来”安置”它们

  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

• 长期存活的对象将进入老年代

  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出生并经过第一次Minor GC后仍然存活，并且能被Survivor容纳的话，将被移动到Survivor空间，并且对象年龄设为1,。对象在Survivor区中每”熬过”一次Minor GC，年龄就增加1岁，当它的年龄增加到一定程度(默认15岁)，就会被晋升到老年代中，对象晋升老年代的年龄阈值，可以通过参数-XX:MaxTenuringThreshold设置

• 动态对象年龄判定

  为了能更好地适应不同程序的内存状况，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，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，无须等到了MaxTenuringThreshold中要求的年龄

• 空间分配担保

  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，如果这个条件成立，那么Minor GC可以确保是安全的。如果不成立，则虚拟机会查看HandlerPromotionFailure设置是否允许担保失败，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，将尝试进行一次Minor GC，尽管这次Minor GC是有风险的；如果小于，或者HandlerPromotionFailure设置不允许冒险，那这时也要改为进行一次Full GC