第三章
- 3.1 概述
哪些内存需要回收？
什么时候回收？
怎么回收？
这里垃圾回收器关注的是Java堆和方法区的内存，程序计数器、虚拟栈、本地方法栈三个区域会随着线程而生，随着线程而灭， 不用管他。 3.2 对象已死吗
- 引用计数法
给一个对象添加一个引用计数器，每当一个地方引用它时，计数器值加一；当引用失效时，计数器值就减一；当为0的时候对象就是不可能再被使用的。但是，在java虚拟机中没有选用计数算法来管理内存，其主要原因是它很难解决对象之间互相循环引用的问题。 可达性分析算法
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，可视为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（一般来说的Native方法）引用的对象。
再谈引用
- 强引用
普通的new一个对象都属于强引用。只要强引用存在，GC就永远不会回收掉被引用的对象。 - 软引用
软引用用来描述一些还有用但是不是必须的对象。在系统将要发生内存溢出异常之前，将会把这些对象列入回收范围之中进行二次回收，如果这次回收还没有足够的内存，才会抛出内存异常。 - 弱引用
当垃圾回收器工作的时候，无论当前内存是否够用，都会回收掉掉只被弱引用关联的对象。 - 虚引用
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能收到一个系统通知。
- 强引用
生存还是死亡
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，这个时候它们处于缓刑期，要真正宣告一个对象死亡，只要要经过两次标记过程：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，那么它将会被第一次标记并且进行下一次筛选，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”。
如果这个对象被判定为有必要执行finalize（）方法，那么这个对象将会被放置在一个叫做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线程去执行她。这里的执行是指虚拟机会触发这个finalize（）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，将很有可能导致F-Queue队列中其他对象永久处于等待，导致整个回收系统奔溃。
finalize（）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，如果对象在finalize（）中成功拯救自己——只要重新与引用链中的任何一个对象建立关联就可以将自己移出“即将回收”的集合；如果对象这个时候还没有逃脱，那基本上它就真的被回收了。
注意的是，finalize（）方法在系统中只会被调用一次，如果这次在执行finalize（）方法时成功拯救了自己，那么在下一次垃圾回收时则就会被老老实实的回收。
finalize（）方法运行代价高昂，不确定性大，所以我们不推荐使用这个方法。回收方法区
永久代的垃圾收集主要回收两部分：废弃常量和无用的类。
回收废弃常量与java堆中的对象非常类似。例如：如果常量池中有一个“abc”常量，但是当前系统中没有一个String对象是叫“abc”的，那么这个“abc”常量就会被系统清除出常量池。常量池中的其他类（接口）、方法、字段的符号引用也与之类似。
回收无用的类则条件苛刻了许多，类需要满足以下三个条件才能算作无用的类- 该类所有的实例都已经被回收，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。
虚拟机可以对满足上诉三个条件的无用类进行回收，这里说的仅仅是“可以”，而不是像对象一样，不使用了就必然回收。是否对类进行回收，虚拟机提供了不同的参数进行控制。
- 引用计数法
3.3 垃圾收集算法
标记-清除算法
最基础的收集算法是“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。但是它有两个主要的不足之处。一是效率问题，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，当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触发另一次垃圾回收动作。复制算法
复制算法将可用内存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一块上面，然后再把已经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，内存分配时也就不用考虑内存碎片的问题了，只要移动堆顶指针，按循序分配即可。
现在主流的商业虚拟机都采用这种收集算法，但是1：1的分配方式未免太浪费，所以现在是将内存分成一块较大的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中还存活的对象一次新地复制到另一块Survivor空间上，最后清理掉Eden和刚才使用过的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为整个新生代容量的90%，只有10%会被“浪费”。98%的对象可回收只是一般场景下的数据，但是我们没有办法保证每次回收都有不多于10%的对象存活，当Survivor空间不够用时，还需要老年代进行分配担保。
标记 – 整理算法
还有一种方式就是同样先标记好可回收的对象，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
根据对象存活周期的不同将内存划分为新生代和老年代，这样可以根据各个年代的特点使用最恰当的收集算法。在新生代中，每次垃圾收集时都会有大批对象死去，只有少量存活，那就用复制算法。而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-整理”或者“标记-清理”算法进行回收。
3.5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。jdk1.7之后的HotSpot虚拟机中包含的所有收集器如下图所示：
图中如果两个收集器中存在连线，说明它们可以搭配使用。虚拟机所处的区域，则代表它是属于新生代收集器还是老年代收集器。Serial收集器
这是一个单线程收集器，“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，更重要的是它在进行垃圾收集时，必须暂停其他所有的工作线程，直到它收集结束。Serial收集器在限定单个CPU的环境中来说是比较高效的，尤其没有线程交互的开销，可以专心做垃圾收集自然会获得最高的单线程收集效率。ParNew收集器
其实就是Serial收集器的多线程版本，它是许多运行在Server模式下的虚拟机中首选的新生代收集器，因为有一个与性能无关但是很重要的原因是，除了Serial收集器外，目前只有它能与CMS收集器配合工作。- 并行（Parallel）：指多条垃圾收集线程并行工作，但此时用户线程仍处于等待状态。
- 并发（Concurrent）：指用户线程与垃圾收集线程同时执行（但不一定是并行的，可能会交替执行），用户程序在继续运行，而垃圾收集程序运行在另一个CPU上。
Parallel Scavenge收集器
Parallel Scavenge收集器的目标在于达到一个可控制的吞吐量。所谓吞吐量就是cpu运行用户代码的时间和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），虚拟机总共运行了100分钟，其中垃圾回收花掉1分钟，那么吞吐量就是99%。
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。Serial Old收集器
Serial Old是Serial收集器的老年代版本，它同样还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：一种用途就是与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”法。Parallel Scavenge 加 Parallel Old收集器搭配成的”吞吐量优先”在注重吞吐量以及CPU资源敏感的场合还是比较给力的。CMS收集器
CMS收集器是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。CMS收集器是基于“标记 – 清除”算法实现的。它的运作过程分为4个步骤：- 初始标记
- 并发标记
- 重新标记
- 并发清除
其实，初始标记和重新标记还是需要“Stop the World”。初始标记仅仅是标记一下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比初始标记时间要长，但一定比并发标记的时间要短。
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，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。如图所示：
CMS是一款优秀的收集器：并发收集、低停顿，但是CMS仍然有3个明显的缺点。CMS收集器对CPU资源非常敏感，在并发期间虽然不会造成用户线程停顿，但是会因为占用了一部分线程（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，也就是当CPU在4个以上时，并发回收时垃圾回收线程不少于25%的cpu资源，并随着cpu数量增加而下降，但是当cpu不足4个时，CMS对用户程序的影响就会变的很大，如果cpu本来负担就比较大，还分出一般的运算能力去执行收集器线程，就可能导致用户程序的执行速度忽然降低50%，其实也让人无法接受。
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产生，这部分垃圾出现在标记过程之后，CMS无法在当此收集中处理掉它们，只好留待到下一次GC时再清理掉。这部分垃圾就称之为“浮动垃圾”。也是由于在垃圾收集阶段用户线程还需要运行，那也就是还需要预留足够的内存空间给用户线程使用，因此CMS收集器不能像其他收集器那样等到老年代几乎被填满了再进行收集，需要预留一部分空间提供并发收集时的程序运作使用。在JDK 1.5的默认设置中，CMS收集器当老年代使用了68%的空间时就会被激活，但无果因果那个中老年代增长的不是很快，那么可以调高参数来提高触发百分比，以便于降低内存回收次数而提高性能。在JDK 1.6中，这个阀值已经提到92%。但要是在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，临时启动Serial Old收集器来重新进行老年代的垃圾收集，但这样停顿时间就变得很长了。所以说参数设置的太高反而会降低性能。
- 由于CMS是基于“标记 – 清除”算法实现的收集器，那么这就意味着在收集结束后会产生大量的空间碎片，空间碎片过多时，将会给大对象分配带来很大的麻烦，往往会出现老年代还有很大的空间剩余，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。
G1收集器
G1收集器是一款面向服务端应用的垃圾收集器，HotSpot开发团队希望以后能替换掉CMS收集器，与其他GC收集器相比，G1具备以下特点。- 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中依然得到保留。虽然G1可以不需要像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的旧对象以获得更好的收集效果。
- 空间整合：与CMS的“标记 – 清理”算法不同，G1从整体上来看是基于“标记 – 整理”算法实现的收集器，从局部（两个Region）上来看是基于“复制”算法实现的，但无论如何，这两种算法都不会产生内存空间碎片。
- 可预测的停顿：G1可以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会超过N毫秒。
G1收集器将java堆划分为多个大小相等的独立区域（Region），虽然还保留这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了，他们都是一部分Region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的避免在整个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的时间），在后台维护一个优先列表，每次根据所允许的收集时间，优先回收价值最大的Region。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收集器在优先的时间内可以获得尽可能高的收集效率。
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暂时终端写操作，检查Reference类型的数据是否处于不同的Region之中，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。当进行内存回收时，在GC跟节点的枚举范围内假如Remembered Set即可保证不对全堆扫描也不会有遗漏。G1收集器的运作大致分为已下几个步骤：
- 初始标记
- 并发标记
- 最终标记
- 筛选回收
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，且修改一下TAMS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 Roots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器件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，但是可以并行执行。最后筛选回收阶段首先对各个Region的回收价值和成本进行排序，根据用户所期待的GC停顿时间来指定回收计划。
理解GC日志
以下面两端日志为例：
这里偷个小懒，哈哈哈。。。。
内存分配与回收策略
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。
Minor GC与Full GC有什么不同吗？
新生代GC（Minor GC）：指发生在新生代的垃圾收集动作，因为java对象大多具备朝生夕灭的特性，所以Minor GC非常频繁，一般回收速度也比较块。老年代GC（Full GC）：指发生在老年代的GC，出现了Full GC，经常会伴随至少一次的Minor GC（但非绝对的，在Parallel Sacvenge收集器的收集策略里就有直接进行Full GC的策略选择过程）。Full GC的速度一般会比Minor GC慢10倍以上。
大对象直接进入老年代
所谓大对象就是指需要大量连续内存空间的java对象，最典型的就是很长的字符串以及数据，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。长期存活的对象将进入老年代
虚拟机使用分代收集的思想来管理内存，那么内存回收的时候就必须能够识别哪些对象应该放在新生代，哪些应该放在老年代。所以，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，就被移动到Survivor空间中，并且对象年龄加一。对象在Suvivor区中每“熬过”一次Minor GC，年龄就加一，直到年龄增加到一定程度（15岁），就将会被晋升到老年代。动态对象年龄判定
为了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都要必须达到一定程度（15岁），如果在Survivor空间中相同年龄所有对象大小的总和大于Survivor空间的一般，年龄大于或等于该年龄的对象就可以直接进入老年代，无需等到默认要求的年龄。空间分配担保
在发生Minor GC之前，虚拟机会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HandlePromotionFailure设置值是否允许担保失败。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，将尝试着进行一次Minor GC，尽管这次MInor GC是有风险的；如果小于，或者参数设置为不允许冒险，那么这时就要改为进行一次Full GC。
