深刻理解Java虚拟机 第三章 垃圾收集器 笔记

1.1   垃圾收集器

垃圾收集器是内存回收的具体实现。如下讨论的收集器是基于JDK1.7Update14以后的HotSpot虚拟机。这个虚拟机包含的全部收集器有：

     

 

上图展现了7种做用于不一样分代的收集器，若是两个收集器之间存在连线，就说明它们能够搭配使用。虚拟机所处的区域，则表示它是属于新生代收集器仍是老年代收集器。接下来笔者将逐一介绍这些收集器的特性、基本原理和使用场景，并重点分析CMS和G1这两款相对复杂的收集器，了解它们的部分运做细节。

直到如今为止尚未最好的收集器出现，更加没有万能的收集器，因此咱们选择的只是对具体应用最合适的收集器。若是有一种放之四海、任何场景下都适用的完美收集器存在，那HotSpot虚拟机就不必实现那么多不一样的收集器了。

1.1.1 Serial 收集器

Serial收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器，在JDK1.3.1以前是虚拟机新生代收集的惟一选择。

 

是单线程的收集器，进行垃圾收集时，必须 暂停其余全部的工做线程，直到它收集结束。缺点：用户停顿很长

运行过程:

 

 

新生代采用 复制算法

从JDK1.3开始，HotSpot虚拟机开发团队为消除或者减小工做线程因内存回收而致使停顿的努力一直在进行着，从Serial收集器到Parallel收集器，

再到Concurrent Mark Sweep（CMS）乃至GC收集器的最前沿成果Garbage First(G1)收集器，用户停顿在不断缩短。

可是依然是虚拟机运行在Client模式下的默认新生代收集器。

优势：简单而高效，对于限定单个CPU的环境来讲，Serial 收集器因为没有现成交互的开销，专心作垃圾收集天然得到最高的单线程收集效率。

在用户桌面应用场景中，分配给虚拟机管理的内存通常来讲不会很大，收集几十M甚至一两百M的新生代，停顿时间彻底能够控制在几十毫秒最多一百多毫秒之内，只要不频繁发生，这点停顿是能够接受的。

因此Serial收集器对于运行在Client模式下的虚拟机来讲是一个很好的选择。

1.1.2 ParNew 收集器

ParNew是Serial的多线程版本。复制算法

除了使用多条线程进行垃圾收集以外，其他行为包括Serial收集器可用的全部控制参数（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收集器彻底同样，在实现上，这两种收集器也共用了至关多的代码。

ParNew收集器的工做过程:

 

 

它倒是许多运行在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缘由是，除了Serial收集器外，目前只有它能与CMS收集器配合工做。

ParNew收集器也是使用-XX：+UseConcMarkSweepGC选项后的默认新生代收集器，也可使用-XX：+UseParNewGC选项来强制指定它。

ParNew收集器在单CPU的环境中绝对不会有比Serial收集器更好的效果，甚至因为存在线程交互的开销，固然，随着可使用的CPU的数量的增长，它对于GC时系统资源的有效利用仍是颇有好处的。它默认开启的收集线程数与CPU的数量相同，在CPU很是多（譬如32个，如今CPU动辄就4核加超线程，服务器超过32个逻辑CPU的状况愈来愈多了）的环境下，可使用-XX：ParallelGCThreads参数来限制垃圾收集的线程数。

1.1.3 并行和并发收集器 概念解释

并行 Parallel：指多条垃圾收集线程并行工做，但此时用户线程仍然处于等待状态。

并发 Concurrent：指用户线程与垃圾收集线程同时执行（但不必定是并行的，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于另外一个CPU上。

 

1.1.4 Parallel Scavenge 收集器

Parallel-Scavenge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收集器的特色是它的关注点与其余收集器不一样，CMS等收集器的关注点是尽量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），虚拟机总共运行了100分钟，其中垃圾收集花掉1分钟，那吞吐量就是99%。

停顿时间越短就越适合须要与用户交互的程序，良好的响应速度能提高用户体验，而高吞吐量则能够高效率地利用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须要太多交互的任务。

工做过程：

 

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停顿时间的-XX：MaxGCPauseMillis参数以及直接设置吞吐量大小的-XX：GCTimeRatio参数。

MaxGCPauseMillis参数容许的值是一个大于0的毫秒数，收集器将尽量地保证内存回收花费的时间不超过设定值。不过你们不要认为若是把这个参数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300MB新生代确定比收集500MB快吧，这也直接致使垃圾收集发生得更频繁一些，原来10秒收集一次、每次停顿100毫秒，如今变成5秒收集一次、每次停顿70毫秒。停顿时间的确在降低，但吞吐量也降下来了。

GCTimeRatio参数的值应当是一个大于0且小于100的整数，也就是垃圾收集时间占总时间的比率，至关因而吞吐量的倒数。若是把此参数设置为19，那容许的最大GC时间就占总时间的5%（即1/（1+19）），默认值为99，就是容许最大1%（即1/（1+99））的垃圾收集时间。

因为与吞吐量关系密切，Parallel Scavenge收集器也常常称为“吞吐量优先”收集器。除上述两个参数以外，Parallel Scavenge收集器还有一个参数-XX：+UseAdaptiveSizePolicy值得关注。这是一个开关参数，当这个参数打开以后，就不须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：PretenureSizeThreshold）等细节参数了，虚拟机会根据当前系统的运行状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）。若是读者对于收集器运做原来不太了解，手工优化存在困难的时候，使用Parallel Scavenge收集器配合自适应调节策略，把内存管理的调优任务交给虚拟机去完成将是一个不错的选择。只须要把基本的内存数据设置好（如-Xmx设置最大堆），而后使用MaxGCPauseMillis参数（更关注最大停顿时间）或GCTimeRatio（更关注吞吐量）参数给虚拟机设立一个优化目标，那具体细节参数的调节工做就由虚拟机完成了。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。

1.1.5 Serial Old 收集器

Serial Old是Serial收集器的老年代版本，它一样是一个 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。

若是在Server模式下，那么它主要还有两大用途：一种用途是在JDK 1.5以及以前的版本中与Parallel Scavenge收集器搭配使用，另外一种用途就是做为CMS收集器的后备预案，在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。这两点都将在后面的内容中详细讲解。

Serial Old收集器的工做过程

1.1.6 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，在此以前，新生代的Parallel Scavenge收集器一直处于比较尴尬的状态。缘由是，若是新生代选择了Parallel Scavenge收集器，老年代除了Serial Old（PS MarkSweep）收集器外别无选择，因为老年代Serial Old收集器在服务端应用性能上的“拖累”，使用了Parallel Scavenge收集器也未必能在总体应用上得到吞吐量最大化的效果，因为单线程的老年代收集中没法充分利用服务器多CPU的处理能力，在老年代很大并且硬件比较高级的环境中，这种组合的吞吐量甚至还不必定有ParNew加CMS的组合“给力”。

直到Parallel Old收集器出现后，“吞吐量优先”收集器终于有了比较 名副其实的应用组合，在注重吞吐量以及CPU资源敏感的场合，均可以优先考虑Parallel Scavenge加Parallel Old收集器。

      Parallel Old收集器的工做过程：

 

1.1.7 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应用集中在互联网站或者B/S系统的服务端上，这类应用尤为重视服务的响应速度，但愿系统停顿时间最短，以给用户带来较好的体验。CMS收集器就很是符合这类应用的需求。

 

从名字（包含“Mark Sweep”）上就能够看出，CMS收集器是基于“标记—清除”算法实现的，它的运做过程相对于前面几种收集器来讲更复杂一些，整个过程分为4个步骤，包括：

  1. 初始标记（CMS initial mark）

  2. 并发标记（CMS concurrent mark）

  3. 从新标记（CMS remark）

  4. 并发清除（CMS concurrent sweep）

 

其中，初始标记、从新标记 这两个步骤仍然须要“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 RootsTracing的过程，而从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做而致使标记产生变更的那一部分对象的标记记录，这个阶段的停顿时间通常会比初始标记阶段稍长一些，但远比并发标记的时间短。

 

因为整个过程当中耗时最长的 并发标记和并发清除 过程收集器线程均可以 与用户线程一块儿工做，因此，从整体上来讲，CMS收集器的内存回收过程是与用户线程一块儿并发执行的。

CMS收集器的工做过程：

 

CMS是一款优秀的收集器，它的主要优势在名字上已经体现出来了：并发收集、低停顿，Sun公司的一些官方文档中也称之为并发低停顿收集器（Concurrent Low Pause Collector）。可是CMS还远达不到完美的程度，它有如下3个明显的缺点：

1. CMS收集器对CPU资源很是敏感。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，它虽然不会致使用户线程停顿，可是会由于占用了一部分线程（或者说CPU资源）而致使应用程序变慢，总吞吐量会下降。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，并发回收时垃圾收集线程很多于25%的CPU资源，而且随着CPU数量的增长而降低。可是当CPU不足4个（譬如2个）时，CMS对用户程序的影响就可能变得很大，若是原本CPU负载就比较大，还分出一半的运算能力去执行收集器线程，就可能致使用户程序的执行速度突然下降了50%，其实也让人没法接受。为了应付这种状况，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，所作的事情和单CPU年代PC机操做系统使用抢占式来模拟多任务机制的思想同样，就是在并发标记、清理的时候让GC线程、用户线程交替运行，尽可能减小GC线程的独占资源的时间，这样整个垃圾收集的过程会更长，但对用户程序的影响就会显得少一些，也就是速度降低没有那么明显。实践证实，增量时的CMS收集器效果很通常，在目前版本中，i-CMS已经被声明为“deprecated”，即再也不提倡用户使用。

2. CMS收集器没法处理浮动垃圾（Floating Garbage），可能出现“Concurrent Mode Failure”失败而致使另外一次Full GC的产生。因为CMS并发清理阶段用户线程还在运行着，伴随程序运行天然就还会有新的垃圾不断产生，这一部分垃圾出如今标记过程以后，CMS没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”。也是因为在垃圾收集阶段用户线程还须要运行，那也就还须要预留有足够的内存空间给用户线程使用，所以CMS收集器不能像其余收集器那样等到老年代几乎彻底被填满了再进行收集，须要预留一部分空间提供并发收集时的程序运做使用。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，这是一个偏保守的设置，若是在应用中老年代增加不是太快，能够适当调高参数-XX：CMSInitiatingOccupancyFraction的值来提升触发百分比，以便下降内存回收次数从而获取更好的性能，在JDK 1.6中，CMS收集器的启动阈值已经提高至92%。要是CMS运行期间预留的内存没法知足程序须要，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收集器来从新进行老年代的垃圾收集，这样停顿时间就很长了。因此说参数-XX：CMSInitiatingOccupancyFraction设置得过高很容易致使大量“Concurrent Mode Failure”失败，性能反而下降。

3. 还有最后一个缺点，在本节开头说过，CMS是一款基于“标记—清除”算法实现的收集器，若是读者对前面这种算法介绍还有印象的话，就可能想到这意味着收集结束时 会有大量空间碎片产生。空间碎片过多时，将会给大对象分配带来很大麻烦，每每会出现老年代还有很大空间剩余，可是没法找到足够大的连续空间来分配当前对象，不得不提早触发一次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，内存整理的过程是没法并发的，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）。

1.1.8 G1收集器

G1（Garbage-First）收集器是当今收集器技术发展的最前沿成果之一，早在JDK 1.7刚刚确立项目目标，Sun公司给出的JDK 1.7 RoadMap里面，它就被视为JDK 1.7中HotSpot虚拟机的一个重要进化特征。从JDK 6u14中开始就有Early Access版本的G1收集器供开发人员实验、试用，由此开始G1收集器的“Experimental”状态持续了数年时间，直至JDK 7u4，Sun公司才认为它达到足够成熟的商用程度，移除了“Experimental”的标识。

 

G1是一款面向服务端应用的垃圾收集器。HotSpot开发团队赋予它的使命是（在比较长期的）将来能够替换掉JDK 1.5中发布的CMS收集器。与其余GC收集器相比，G1具有以下特色。

 

并行与并发：G1能充分利用多CPU、多核环境下的硬件优点，使用多个CPU（CPU或者CPU核心）来缩短Stop-The-World停顿的时间，部分其余收集器本来须要停顿Java线程执行的GC动做，G1收集器仍然能够经过并发的方式让Java程序继续执行。

 

分代收集：与其余收集器同样，分代概念在G1中依然得以保留。虽然G1能够不须要其余收集器配合就能独立管理整个GC堆，但它可以采用不一样的方式去处理新建立的对象和已经存活了一段时间、熬过屡次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”算法不一样，G1从总体来看是基于“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，但不管如何，这两种算法都意味着G1运做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，分配大对象时不会由于没法找到连续内存空间而提早触发下一次GC。

 

可预测的停顿：这是G1相对于CMS的另外一大优点，下降停顿时间是G1和CMS共同的关注点，但G1除了追求低停顿外，还能创建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毫秒的时间片断内，消耗在垃圾收集上的时间不得超过N毫秒，这几乎已是实时Java（RTSJ）的垃圾收集器的特征了。

 

在G1以前的其余收集器进行收集的范围都是整个新生代或者老年代，而G1再也不是这样。使用G1收集器时，Java堆的内存布局就与其余收集器有很大差异，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，但新生代和老年代再也不是物理隔离的了，它们都是一部分Region（不须要连续）的集合。

 

G1收集器之因此能创建可预测的停顿时间模型，是由于它能够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（回收所得到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，每次根据容许的收集时间，优先回收价值最大Region（这也就是Garbage-First名称的来由）。这种使用Region划份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 有限的时间内能够获取尽量高的收集效率。

 

G1把内存“化整为零”的思路，理解起来彷佛很容易，但其中的实现细节却远远没有想象中那样简单，不然也不会从2004年Sun实验室发表第一篇G1的论文开始直到今天（将近10年时间）才开发出G1的商用版。笔者以一个细节为例：把Java堆分为多个Region后，垃圾收集是否就真的能以Region为单位进行了？听起来瓜熟蒂落，再仔细想一想就很容易发现问题所在：Region不多是孤立的。一个对象分配在某个Region中，它并不是只能被本Region中的其余对象引用，而是能够与整个Java堆任意的对象发生引用关系。那在作可达性断定肯定对象是否存活的时候，岂不是还得扫描整个Java堆才能保证准确性？这个问题其实并不是在G1中才有，只是在G1中更加突出而已。在之前的分代收集中，新生代的规模通常都比老年代要小许多，新生代的收集也比老年代要频繁许多，那回收新生代中的对象时也面临相同的问题，若是回收新生代时也不得不一样时扫描老年代的话，那么Minor GC的效率可能降低很多。

 

在G1收集器中，Region之间的对象引用以及其余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中每一个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做时，会产生一个Write Barrier暂时中断写操做，检查Reference引用的对象是否处于不一样的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），若是是，便经过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根节点的枚举范围中加入Remembered Set便可保证不对全堆扫描也不会有遗漏。

 

若是不计算维护Remembered Set的操做，G1收集器的运做大体可划分为如下几个步骤：

 

1. 初始标记（Initial Marking）

2. 并发标记（Concurrent Marking）

3. 最终标记（Final Marking）

4. 筛选回收（Live Data Counting and Evacuation）

 

对CMS收集器运做过程熟悉的读者，必定已经发现G1的前几个步骤的运做过程和CMS有不少类似之处。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，而且修改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中建立新对象，这阶段须要停顿线程，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做而致使标记产生变更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Remembered Set Logs里面，最终标记阶段须要把Remembered Set Logs的数据合并到Remembered Set中，这阶段须要停顿线程，可是可并行执行。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，根据用户所指望的GC停顿时间来制定回收计划，从Sun公司透露出来的信息来看，这个阶段其实也能够作到与用户程序一块儿并发执行，可是由于只回收一部分Region，时间是用户可控制的，并且停顿用户线程将大幅提升收集效率。

G1收集器的运做步骤中并发和须要停顿的阶段。