Java垃圾回收
本文内容纲要：
-Java垃圾回收机制
-垃圾回收主要关注Java堆
-判断哪些对象需要被回收
-强、软、弱、虚引用
-可达性分析算法
-Java堆永久代的回收
-垃圾收集算法
-标记-清除算法
-复制算法
-标记-整理算法
-分代收集算法
-HotSpot的算法实现
-安全点（Safepoint）
-安全区域（SafeRegion）
-垃圾收集器
-Serial收集器（串行收集器）
-ParNew收集器
-ParallelScavenge收集器
-SerialOld收集器
-ParallelOld收集器
-CMS收集器
-G1收集器
-GC日志
-垃圾收集器参数总结
-内存分配与回收策略
-对象优先在Eden分配
-MinorGC和FullGC有什么不一样吗？
-大对象直接进入老年代
-长期存活的对象将进入老年代
-动态对象年龄判定
-空间分配担保
本文主要摘自《深入理解Java虚拟机》，内容较多，尽量全面概括了Java垃圾回收机制、垃圾回收器以及内存分配策略等内容。了解Java垃圾回收之前，需要先了解Java内存区域
Java垃圾回收机制
垃圾回收主要关注Java堆
Java内存运行时区域中的程序计数器、虚拟机栈、本地方法栈随线程而生灭；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（尽管在运行期会由JIT编译器进行一些优化），因此这几个区域的内存分配和回收都具备确定性，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。
而Java堆不一样，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。
判断哪些对象需要被回收
有以下两种方法：
- 引用计数法
给对象添加一引用计数器，被引用一次计数器值就加1；当引用失效时，计数器值就减1；计数器为0时，对象就是不可能再被使用的，简单高效，缺点是无法解决对象之间相互循环引用的问题。 - 可达性分析算法
通过一系列的称为"GCRoots"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（ReferenceChain），当一个对象到GCRoots没有任何引用链相连时，则证明此对象是不可用的。此算法解决了上述循环引用的问题。
在Java语言中，可作为GCRoots的对象包括下面几种：
a.虚拟机栈（栈帧中的本地变量表）中引用的对象。
b.方法区中类静态属性引用的对象。
c.方法区中常量引用的对象。
d.本地方法栈中JNI（Native方法）引用的对象
作为GCRoots的节点主要在全局性的引用与执行上下文中。要明确的是，tracinggc必须以当前存活的对象集为Roots，因此必须选取确定存活的引用类型对象。
GC管理的区域是Java堆，虚拟机栈、方法区和本地方法栈不被GC所管理，因此选用这些区域内引用的对象作为GCRoots，是不会被GC所回收的。
其中虚拟机栈和本地方法栈都是线程私有的内存区域，只要线程没有终止，就能确保它们中引用的对象的存活。而方法区中类静态属性引用的对象是显然存活的。常量引用的对象在当前可能存活，因此，也可能是GCroots的一部分。
强、软、弱、虚引用
JDK1.2以前，一个对象只有被引用和没有被引用两种状态。
后来，Java对引用的概念进行了扩充，将引用分为强引用（StrongReference）、软引用（SoftReference）、弱引用（WeakReference）、虚引用（PhantomReference）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"Objectobj=newObject()"这类的引用，垃圾收集器永远不会回收存活的强引用对象。
- 软引用：还有用但并非必需的对象。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，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。
可达性分析算法
不可达的对象将暂时处于“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GCRoots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”，直接进行第二次标记。 - 如果这个对象被判定为有必要执行
finalize()方法，那么这个对象将会放置在一个叫做F-Queue的队列之中，并在稍后由一个由虚拟机自动建立的、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，因为如果一个对象在finalize()方法中执行缓慢，将很可能会一直阻塞F-Queue队列，甚至导致整个内存回收系统崩溃。
测试程序：
publicclassFinalizerTest{
publicstaticFinalizerTestobject;
publicvoidisAlive(){
System.out.println("I'malive");
}
@Override
protectedvoidfinalize()throwsThrowable{
super.finalize();
System.out.println("methodfinalizeisrunning");
object=this;
}
publicstaticvoidmain(String[]args)throwsException{
object=newFinalizerTest();
//第一次执行，finalize方法会自救
object=null;
System.gc();
Thread.sleep(500);
if(object!=null){
object.isAlive();
}else{
System.out.println("I'mdead");
}
//第二次执行，finalize方法已经执行过
object=null;
System.gc();
Thread.sleep(500);
if(object!=null){
object.isAlive();
}else{
System.out.println("I'mdead");
}
}
}
输出如下：
methodfinalizeisrunning
I'malive
I'mdead
如果不重写finalize()，输出将会是：
I'mdead
I'mdead
从执行结果可以看出：
第一次发生GC时，finalize()方法的确执行了，并且在被回收之前成功逃脱；
第二次发生GC时，由于finalize()方法只会被JVM调用一次，object被回收。
值得注意的是，使用finalize()方法来“拯救”对象是不值得提倡的，它的运行代价高昂，不确定性大，无法保证各个对象的调用顺序。finalize()能做的工作，使用try-finally或者其它方法都更适合、及时。
本段程序引用自JavaGC的那些事（上）
Java堆永久代的回收
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。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一个String对象是叫做"abc"的，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。
- 类需要同时满足下面3个条件才能算是“无用的类”：
a.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。
b.加载该类的ClassLoader已经被回收。
c.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述3个条件的无用类进行回收，这里说的仅仅是“可以”，而并不是和对象一样，不使用了就必然会回收。
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。
垃圾收集算法
一共有4种：
- 标记-清除算法
- 复制算法
- 标记整理算法
- 分代收集算法
标记-清除算法
最基础的收集算法是“标记-清除”（Mark-Sweep）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。
它的主要不足有两个：
- 效率问题，标记和清除两个过程的效率都不高；
- 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—清除算法的执行过程如下图。
复制算法
为了解决效率问题，一种称为“复制”（Copying）的收集算法出现了，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，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。只是这种算法的代价是将内存缩小为了原来的一半。复制算法的执行过程如下图：
现在的商业虚拟机都采用这种算法来回收新生代，IBM研究指出新生代中的对象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。
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:Survivor=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%（其中一块Survivor不可用），只有10%的内存会被“浪费”。
当然，98%的对象可回收只是一般场景下的数据，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（HandlePromotion）。
内存的分配担保就好比我们去银行借款，如果我们信誉很好，在98%的情况下都能按时偿还，于是银行可能会默认我们下一次也能按时按量地偿还贷款，只需要有一个担保人能保证如果我不能还款时，可以从他的账户扣钱，那银行就认为没有风险了。
内存的分配担保也一样，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。关于对新生代进行分配担保的内容，在本章稍后在讲解垃圾收集器执行规则时还会再详细讲解。
标记-整理算法
复制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。
根据老年代的特点，有人提出了另外一种“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”算法的示意图如下：
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”（GenerationalCollection）算法，根据对象存活周期的不同将内存划分为几块并采用不用的垃圾收集算法。
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。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。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—清理”或者“标记—整理”算法来进行回收。
HotSpot的算法实现
枚举根节点
以可达性分析中从GCRoots节点找引用链这个操作为例，可作为GCRoots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。
另外，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，否则分析结果准确性就无法得到保证。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"StopTheWorld"）的其中一个重要原因，即使是在号称（几乎）不会发生停顿的CMS收集器中，枚举根节点时也是必须要停顿的。
因此，目前的主流Java虚拟机使用的都是准确式GC（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。），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。
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（Safepoint）
在OopMap的协助下，HotSpot可以快速且准确地完成GCRoots枚举，但一个很现实的问题随之而来：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。
实际上，HotSpot也的确没有为每条指令都生成OopMap，前面已经提到，只是在“特定的位置”记录了这些信息，这些位置称为安全点，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。
Safepoint的选定既不能太少以致于GC过少，也不能过于频繁以致于过分增大运行时的负荷。
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（PreemptiveSuspension）和主动式中断（VoluntarySuspension）。
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，另外再加上创建对象需要分配内存的地方。
安全区域（SafeRegion）
使用Safepoint似乎已经完美地解决了如何进入GC的问题，但实际情况却并不一定。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，程序“不执行”的时候呢？
所谓的程序不执行就是没有分配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（SafeRegion）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。我们也可以把SafeRegion看做是被扩展了的Safepoint。在线程执行到SafeRegion中的代码时，首先标识自己已经进入了SafeRegion，那样，当在这段时间里JVM要发起GC时，就不用管标识自己为SafeRegion状态的线程了。在线程要离开SafeRegion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SafeRegion的信号为止。
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。这里讨论的收集器基于JDK1.7Update14之后的HotSpot虚拟机，这个虚拟机包含的所有收集器如下图所示
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。接下来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，了解它们的部分运作细节。
Serial收集器（串行收集器）
Serial收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器，曾经是虚拟机新生代收集的唯一选择。这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。
"StopTheWorld"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，这对很多应用来说都是难以接受的。下图示意了Serial/SerialOld收集器的运行过程。
实际上到现在为止，它依然是虚拟机运行在Client模式下的默认新生代收集器。它也有着优于其他收集器的地方：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。
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。
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（例如：-XX:SurvivorRatio、-XX:PretenureSizeThreshold、-XX:HandlePromotionFailure等）、收集算法、StopTheWorld、对象分配规则、回收策略等都与Serial收集器完全一样，在实现上，这两种收集器也共用了相当多的代码。ParNew收集器的工作过程如下图所示。
ParNew收集器除了多线程收集之外，其他与Serial收集器相比并没有太多创新之处，但它却是许多运行在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（并发收集器，后面有介绍）配合工作。
ParNew收集器在单CPU的环境中不会有比Serial收集器更好的效果，甚至由于存在线程交互的开销，该收集器在通过超线程技术实现的两个CPU的环境中都不能百分之百地保证可以超越Serial收集器。
当然，随着可以使用的CPU的数量的增加，它对于GC时系统资源的有效利用还是很有好处的。它默认开启的收集线程数与CPU的数量相同，在CPU非常多（如32个)的环境下，可以使用-XX:ParallelGCThreads参数来限制垃圾收集的线程数。
注意，从ParNew收集器开始，后面还会接触到几款并发和并行的收集器。这里有必要先解释两个名词：并发和并行。这两个名词都是并发编程中的概念，在谈论垃圾收集器的上下文语境中，它们可以解释如下。
- 并行（Parallel）：指多条垃圾收集线程并行工作，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于另一个CPU上。
ParallelScavenge收集器
ParallelScavenge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……看上去和ParNew都一样，那它有什么特别之处呢？
ParallelScavenge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ParallelScavenge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。
ParallelScavenge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参数允许的值是一个大于0的毫秒数，收集器将尽可能地保证内存回收花费的时间不超过设定值。
不过大家不要认为如果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新生代肯定比收集500MB快吧，这也直接导致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，现在变成5秒收集一次、每次停顿70毫秒。停顿时间的确在下降，但吞吐量也降下来了。
GCTimeRatio参数的值应当是一个0到100的整数，也就是垃圾收集时间占总时间的比率，相当于是吞吐量的倒数。如果把此参数设置为19，那允许的最大GC时间就占总时间的5%（即1/（1+19）），默认值为99，就是允许最大1%（即1/（1+99））的垃圾收集时间。
由于与吞吐量关系密切，ParallelScavenge收集器也经常称为“吞吐量优先”收集器。除上述两个参数之外，ParallelScavenge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:PretenureSizeThreshold）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（GCErgonomics）。
SerialOld收集器
SerialOld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JDK1.5以及之前的版本中与ParallelScavenge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ConcurrentModeFailure时使用。这两点都将在后面的内容中详细讲解。SerialOld收集器的工作过程如下图所示。
ParallelOld收集器
ParallelOld是ParallelScavenge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JDK1.6中才开始提供的，在此之前，新生代的ParallelScavenge收集器一直处于比较尴尬的状态。
原因是，如果新生代选择了ParallelScavenge收集器，老年代除了SerialOld（PSMarkSweep）收集器外别无选择（ParallelScavenge收集器无法与CMS收集器配合工作）。
由于老年代SerialOld收集器在服务端应用性能上的“拖累”，使用了ParallelScavenge收集器也未必能在整体应用上获得吞吐量最大化的效果，由于单线程的老年代收集中无法充分利用服务器多CPU的处理能力，在老年代很大而且硬件比较高级的环境中，这种组合的吞吐量甚至还不一定有ParNew加CMS的组合“给力”。
直到ParallelOld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，都可以优先考虑ParallelScavenge加ParallelOld收集器。ParallelOld收集器的工作过程如下图所示。
CMS收集器
CMS（ConcurrentMarkSweep）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，这类应用尤其重视服务的响应速度，希望系统停顿时间最短，以给用户带来较好的体验。CMS收集器就非常符合这类应用的需求。
从名字（包含"MarkSweep"）上就可以看出，CMS收集器是基于“标记—清除”算法实现的，它的运作过程相对于前面几种收集器来说更复杂一些，整个过程分为4个步骤，包括：
- 初始标记（CMSinitialmark）
- 并发标记（CMSconcurrentmark）
- 重新标记（CMSremark）
- 并发清除（CMSconcurrentsweep）
其中，初始标记、重新标记这两个步骤仍然需要"StopTheWorld"。初始标记仅仅只是标记一下GCRoots能直接关联到的对象，速度很快，并发标记阶段就是进行GCRootsTracing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，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。
CMS是一款优秀的收集器，它的主要优点在名字上已经体现出来了：并发收集、低停顿，但是CMS还远达不到完美的程度，它有以下3个明显的缺点：
**第一、导致吞吐量降低。**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，也就是当CPU在4个以上时，并发回收时垃圾收集线程不少于25%的CPU资源，并且随着CPU数量的增加而下降。但是当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，如果本来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，就可能导致用户程序的执行速度忽然降低了50%，其实也让人无法接受。
第二、CMS收集器无法处理浮动垃圾（FloatingGarbage），可能出现"ConcurrentModeFailure"失败而导致另一次FullGC（新生代和老年代同时回收）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”。
也是由于在垃圾收集阶段用户线程还需要运行，那也就还需要预留有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完全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JDK1.5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，如果在应用中老年代增长不是太快，可以适当调高参数-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction的值来提高触发百分比，以便降低内存回收次数从而获取更好的性能，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"ConcurrentModeFailure"失败，这时虚拟机将启动后备预案：临时启用SerialOld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。所以说参数-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction设置得太高很容易导致大量"ConcurrentModeFailure"失败，性能反而降低。
第三、产生空间碎片。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。空间碎片过多时，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FullGC。
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FullGC后，跟着来一次带压缩的（默认值为0，表示每次进入FullGC时都进行碎片整理）。
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，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）未来可以替换掉JDK1.5中发布的CMS收集器。与其他GC收集器相比，G1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—清理”算法不同，G1从整体来看是基于“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不再是这样。使用G1收集器时，Java堆的内存布局就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），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。
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RememberedSet来避免全堆扫描的。
G1中每个Region都有一个与之对应的RememberedSet，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WriteBarrier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RememberedSet之中。当进行内存回收时，在GC根节点的枚举范围中加入RememberedSet即可保证不对全堆扫描也不会有遗漏。
如果不计算维护RememberedSet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（InitialMarking）
- 并发标记（ConcurrentMarking）
- 最终标记（FinalMarking）
- 筛选回收（LiveDataCountingandEvacuation）
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GCRoots能直接关联到的对象，并且修改TAMS（NextTopatMarkStart）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GCRoot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RememberedSetLogs里面，最终标记阶段需要把RememberedSetLogs的数据合并到RememberedSet中，这阶段需要停顿线程，但是可并行执行。
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，根据用户所期望的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。通过下图可以比较清楚地看到G1收集器的运作步骤中并发和需要停顿的阶段。
GC日志
阅读GC日志是处理Java虚拟机内存问题的基础技能，它只是一些人为确定的规则，没有太多技术含量。
每一种收集器的日志形式都是由它们自身的实现所决定的，换而言之，每个收集器的日志格式都可以不一样。但虚拟机设计者为了方便用户阅读，将各个收集器的日志都维持一定的共性，例如以下两段典型的GC日志：
33.125:[GC[DefNew:3324K-＞152K（3712K），0.0025925secs]3324K-＞152K（11904K），0.0031680secs]
100.667:[FullGC[Tenured:0K-＞210K（10240K），0.0149142secs]4603K-＞210K（19456K），[Perm:2999K-＞2999K（21248K）]，0.0150007secs][Times:user=0.01sys=0.00，real=0.02secs]
最前面的数字33.125：和100.667：代表了GC发生的时间，这个数字的含义是从Java虚拟机启动以来经过的秒数。
GC日志开头的[GC和[FullGC说明了这次垃圾收集的停顿类型，而不是用来区分新生代GC还是老年代GC的。
如果有Full，说明这次GC是发生了Stop-The-World的，例如下面这段新生代收集器ParNew的日志也会出现[FullGC（这一般是因为出现了分配担保失败之类的问题，所以才导致STW）。如果是调用System.gc()方法所触发的收集，那么在这里将显示[FullGC（System）。
[FullGC283.736:[ParNew:261599K-＞261599K（261952K），0.0000288secs]
接下来的[DefNew、[Tenured、[Perm表示GC发生的区域，这里显示的区域名称与使用的GC收集器是密切相关的，例如上面样例所使用的Serial收集器中的新生代名为"DefaultNewGeneration"，所以显示的是[DefNew。如果是ParNew收集器，新生代名称就会变为[ParNew，意为"ParallelNewGeneration"。如果采用ParallelScavenge收集器，那它配套的新生代称为PSYoungGen，老年代和永久代同理，名称也是由收集器决定的。
后面方括号内部的3324K-＞152K（3712K）含义是GC前该内存区域已使用容量-＞GC后该内存区域已使用容量（该内存区域总容量）。而在方括号之外的3324K-＞152K（11904K）表示GC前Java堆已使用容量-＞GC后Java堆已使用容量（Java堆总容量）。
再往后，0.0025925secs表示该内存区域GC所占用的时间，单位是秒。有的收集器会给出更具体的时间数据，如[Times:user=0.01sys=0.00，real=0.02secs]，这里面的user、sys和real与Linux的time命令所输出的时间含义一致，分别代表用户态消耗的CPU时间、内核态消耗的CPU事件和操作从开始到结束所经过的墙钟时间（WallClockTime）。
CPU时间与墙钟时间的区别是，墙钟时间包括各种非运算的等待耗时，例如等待磁盘I/O、等待线程阻塞，而CPU时间不包括这些耗时，但当系统有多CPU或者多核的话，多线程操作会叠加这些CPU时间，所以读者看到user或sys时间超过real时间是完全正常的。
垃圾收集器参数总结
JDK1.7中的各种垃圾收集器到此已全部介绍完毕，在描述过程中提到了很多虚拟机非稳定的运行参数，在表3-2中整理了这些参数供读者实践时参考。
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，对象主要分配在新生代的Eden区上。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。
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MinorGC。
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。
privatestaticfinalint_1MB=1024*1024；
/**
*VM参数：-verbose:gc-Xms20M-Xmx20M-Xmn10M-XX:+PrintGCDetails
-XX:SurvivorRatio=8
*/
publicstaticvoidtestAllocation(){
byte[]allocation1，allocation2，allocation3，allocation4；
allocation1=newbyte[2*_1MB]；
allocation2=newbyte[2*_1MB]；
allocation3=newbyte[2*_1MB]；
allocation4=newbyte[4*_1MB]；//出现一次MinorGC
}
运行结果：
[GC[DefNew:6651K-＞148K（9216K），0.0070106secs]6651K-＞6292K（19456K），
0.0070426secs][Times:user=0.00sys=0.00，real=0.00secs]
Heap
defnewgenerationtotal9216K,used4326K[0x029d0000，0x033d0000，0x033d0000）
edenspace8192K，51%used[0x029d0000，0x02de4828，0x031d0000）
fromspace1024K，14%used[0x032d0000，0x032f5370，0x033d0000）
tospace1024K，0%used[0x031d0000，0x031d0000，0x032d0000）
tenuredgenerationtotal10240K,used6144K[0x033d0000，0x03dd0000，0x03dd0000）
thespace10240K，60%used[0x033d0000，0x039d0030，0x039d0200，0x03dd0000）
compactingpermgentotal12288K,used2114K[0x03dd0000，0x049d0000，0x07dd0000）
thespace12288K，17%used[0x03dd0000，0x03fe0998，0x03fe0a00，0x049d0000）
Nosharedspacesconfigured.
上方代码的testAllocation()方法中，尝试分配3个2MB大小和1个4MB大小的对象，在运行时通过-Xms20M、-Xmx20M、-Xmn10M这3个参数限制了Java堆大小为20MB，不可扩展，其中10MB分配给新生代，剩下的10MB分配给老年代。-XX:SurvivorRatio=8决定了新生代中Eden区与一个Survivor区的空间比例是8:1，从输出的结果也可以清晰地看到edenspace8192K、fromspace1024K、tospace1024K的信息，新生代总可用空间为9216KB（Eden区+1个Survivor区的总容量）。
执行testAllocation()中分配allocation4对象的语句时会发生一次MinorGC，这次GC的结果是新生代6651KB变为148KB，而总内存占用量则几乎没有减少（因为allocation1、allocation2、allocation3三个对象都是存活的，虚拟机几乎没有找到可回收的对象）。
这次GC发生的原因是给allocation4分配内存的时候，发现Eden已经被占用了6MB，剩余空间已不足以分配allocation4所需的4MB内存，因此发生MinorGC。GC期间虚拟机又发现已有的3个2MB大小的对象全部无法放入Survivor空间（Survivor空间只有1MB大小），所以只好通过分配担保机制提前转移到老年代去。
这次GC结束后，4MB的allocation4对象顺利分配在Eden中，因此程序执行完的结果是Eden占用4MB（被allocation4占用），Survivor空闲，老年代被占用6MB（被allocation1、allocation2、allocation3占用）。通过GC日志可以证实这一点。
MinorGC和FullGC有什么不一样吗？
- 新生代GC（MinorGC）：指发生在新生代的垃圾收集动作，因为Java对象大多都具备朝生夕灭的特性，所以MinorGC非常频繁，一般回收速度也比较快。
- 老年代GC（MajorGC/FullGC）：指发生在老年代的GC，出现了MajorGC，经常会伴随至少一次的MinorGC（但非绝对的，在ParallelScavenge收集器的收集策略里就有直接进行MajorGC的策略选择过程）。MajorGC的速度一般会比MinorGC慢10倍以上。
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（byte[]数组就是典型的大对象）。大对象对虚拟机的内存分配来说就是一个坏消息（特别是短命大对象，写程序的时候应当避免），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。
privatestaticfinalint_1MB=1024*1024；
/**
*VM参数：-verbose:gc-Xms20M-Xmx20M-Xmn10M-XX:+PrintGCDetails-XX:SurvivorRatio=8
*-XX:PretenureSizeThreshold=3145728
*/
publicstaticvoidtestPretenureSizeThreshold(){
byte[]allocation；
allocation=newbyte[4*_1MB]；//直接分配在老年代中
}
运行结果：
Heap
defnewgenerationtotal9216K,used671K[0x029d0000，0x033d0000，0x033d0000）
edenspace8192K，8%used[0x029d0000，0x02a77e98，0x031d0000）
fromspace1024K，0%used[0x031d0000，0x031d0000，0x032d0000）
tospace1024K，0%used[0x032d0000，0x032d0000，0x033d0000）
tenuredgenerationtotal10240K,used4096K[0x033d0000，0x03dd0000，0x03dd0000）
thespace10240K，40%used[0x033d0000，0x037d0010，0x037d0200，0x03dd0000）
compactingpermgentotal12288K,used2107K[0x03dd0000，0x049d0000，0x07dd0000）
thespace12288K，17%used[0x03dd0000，0x03fdefd0，0x03fdf000，0x049d0000）
Nosharedspacesconfigured.
执行以上代码中的testPretenureSizeThreshold()方法后，我们看到Eden空间几乎没有被使用，而老年代的10MB空间被使用了40%，也就是4MB的allocation对象直接就分配在老年代中，这是因为PretenureSizeThreshold参数被设置为3MB（就是3145728，这个参数不能像-Xmx之类的参数一样直接写3MB），因此超过3MB的对象都会直接在老年代进行分配。
注意PretenureSizeThreshold参数只对Serial和ParNew两款收集器有效，ParallelScavenge收集器不认识这个参数，ParallelScavenge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。
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MinorGC后仍然存活，并且能被Survivor容纳的话，将被移动到Survivor空间中，并且对象年龄设为1。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。
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，无须等到MaxTenuringThreshold中要求的年龄，同年对象达到Survivor空间的一半后，他们以及年龄大于他们的对象都将直接进入老年代。
空间分配担保
在发生MinorGC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MinorGC可以确保是安全的。
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MinorGC，否则将进行FullGC。
感谢：
深入理解Java虚拟机（第2版）
本文内容总结：Java垃圾回收机制，垃圾回收主要关注Java堆，判断哪些对象需要被回收，强、软、弱、虚引用，可达性分析算法，Java堆永久代的回收，垃圾收集算法，标记-清除算法，复制算法，标记-整理算法，分代收集算法，HotSpot的算法实现，安全点（Safepoint），安全区域（SafeRegion），垃圾收集器，Serial收集器（串行收集器），ParNew收集器，ParallelScavenge收集器，SerialOld收集器，ParallelOld收集器，CMS收集器，G1收集器，GC日志，垃圾收集器参数总结，内存分配与回收策略，对象优先在Eden分配，MinorGC和FullGC有什么不一样吗？，大对象直接进入老年代，长期存活的对象将进入老年代，动态对象年龄判定，空间分配担保，
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