垃圾收集算法

分代收集理论

分代收集理论：当前主流的虚拟机都在使用分代收集算法，它会将对象按照存活周期来将内存分为不同的几块。这样我们就可以针对存活周期不同的对象，采用不同的算法来进行垃圾清理。
垃圾清理的算法主要有三个：标记复制算法，标记清理算法和标记整理算法。

标记复制算法

标记复制算法：它会将内存分成大小相同的两块，每次只会使用其中一块，当这一块被使用完毕后，就会将还存活的对象，复制到另一块去，再一口气把之前那块区域清除。

这个算法速度最快，但是缺点是一次只用了一半的内存，因此只适用在年轻代，因为年轻代的对象存活时间不长，清除效率比内存占用重要点，老年代中对象需要长时间存活，这个时候内存的大小就很珍贵。

标记清除算法

标记清除算法：算法会分为“标记”和“清除”两个阶段，“标记”阶段会标记存活的对象，“清除”阶段会统一回收未被标记的对象（也可能反过来）。
它比较简单，但是会有效率问题（标记对象太多，效率低）和空间问题（清除后会产生大量不连续碎片）

标记整理算法

标记整理算法：它的前一个阶段和“标记清除”算法一样，都是标记还存活的对象，后续操作是将所有存活的对象向一端移动，然后清理掉端边界以外的内存。

垃圾收集器

垃圾收集器是垃圾收集算法的实现

Serial收集器

Serial收集器：最老最基础的收集器，单线程收集器，现在基本弃用，它在垃圾收集的时候必须暂停其他所有线程的工作，直到收集结束。
新生代采用复制算法，老年代采用标记整理算法

Serial Old是Serial收集器的老年代版本，主要是在jdk1.5之前的版本与Parallel收集器搭配使用，或者作为CMS的备选方案。

Parallel Scavenge

Parallel Scavenge收集器：其实是Serial收集器的多线程版本，默认线程数和cpu核数一样，它在垃圾收集的过程中也会暂停其他线程，效率高。
新生代采用复制算法，老年代采用标记整理算法
Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本
jdk8默认使用Parallel Scavenge收集器

ParNew收集器

ParNew收集器：类似跟Parallel收集器，由于Parallel收集器不兼容CMS，故增加了这个收集器，除了它只有Serial收集器可以和CMS收集器配合工作
新生代采用复制算法，老年代采用标记整理算法

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。它非常符合在注重用户体验的应用上使用，它是HotSpot虚拟机第一款真正意义上的并发收集器，它第一次实现了让垃圾收集线程与用户线程（基本上）同时工作。
采用标记清除算法，运行过程分为四个步骤：
1.初始标记：会暂停其他线程，从gc root开始，只标记gc root能直接引用的对象（局部变量表中的），速度很快
2.并发标记：这个阶段会从gc root往下遍历所有关联的对象，耗时很长，但是不需要用户线程停顿，故用户感知不到，但是可能会导致已经标记过的对象状态发生改变
3.重新标记：这个阶段是为了修正之前用户线程运行产生变动的标记记录，这个阶段会暂停用户线程，暂时时间比初始阶段长，运用三色标记里的增量更新算法做重新标记
4.并发清理：开启用户线程，同属gc开始清理未标记的区域，这个阶段如果有新增的对象，会被标记为黑色且不做任何处理
5.并发重置：重置gc过程的标记数据，为下一次gc做准备
它的优点是并发收集、停顿时间短，客户体验好。缺点是：会和服务器抢资源、无法处理在并发标记和变更发清理阶段后产生的垃圾，这种浮动的垃圾只能下一次gc再清理、“标记清除”算法会产生大量不连续的空间碎片、执行过程不确定，会存在上一次垃圾回收还没执行完，系统又一次触发垃圾回收的情况，此时会进入STW，用用serial old垃圾收集器来回收

CMS核心参数

1. -XX:+UseConcMarkSweepGC：启用cms
2. -XX:ConcGCThreads：并发的GC线程数
3. -XX:+UseCMSCompactAtFullCollection：FullGC之后做压缩整理（减少碎片）
4. -XX:CMSFullGCsBeforeCompaction：多少次FullGC之后压缩一次，默认是0，代表每次FullGC后都会压缩一次，一般要配合3使用
5. -XX:CMSInitiatingOccupancyFraction: 当老年代使用达到该比例时会触发FullGC（默认是92，这是百分比）
6. -XX:+UseCMSInitiatingOccupancyOnly：只使用设定的回收阈值(-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction设定的值)，如果不指定，JVM仅在第一次使用设定值，后续则会自动调整，配合5使用
7. -XX:+CMSScavengeBeforeRemark：在CMS GC前启动一次minor gc，目的在于减少老年代对年轻代的引用，降低CMS GC的标记阶段时的开销，一般CMS的GC耗时 80%都在标记阶段
8. -XX:+CMSParallellnitialMarkEnabled：表示在初始标记的时候多线程执行，缩短STW
9. -XX:+CMSParallelRemarkEnabled：在重新标记的时候多线程执行，缩短STW;

三色标记算法

在CMS并发标记的过程中，因为标记期间应用线程还在继续跑，对象间的引用可能发生变化，多标和漏标的情况就有可能发生。因此hotspot使用“三色标记”来解决这些问题。把gc root可达性分析遍历对象过程中，会按照“是否访问过”这个条件来将对象标记成以下三种颜色：
黑色： 表示对象已经被垃圾收集器访问过， 且这个对象的所有引用都已经扫描过。黑色的对象代表已经扫描过，它是安全存活的，如果有其他对象引用指向了黑色对象，无须重新扫描一遍。黑色对象不可能直接（不经过灰色对象） 指向某个白色对象。
灰色：表示对象已经被垃圾收集器访问过，但这个对象上至少存在一个引用还没有被扫描过。
白色：表示对象尚未被垃圾收集器访问过。显然在可达性分析刚刚开始的阶段，所有的对象都是白色的， 若在分析结束的阶段，仍然是白色的对象，即代表不可达。

刚刚上文说到，在并发标记过程中可能出现多标和漏标，如果多标的话，可以等下一次gc再清理就好了，但是如果多标的话，就会把正在使用的对象给删除，这可是大bug！例如：如果对象A被标记成黑色，对象B被标记成白色应该删除后，对象A又引用上了对象B，但是对象A是黑色的，按上面的说法，A不会再访问了，怎么办？这样就会发生“漏标的情况”，以下为你介绍CMS采用的措施。

多标-浮动垃圾

在并发标记过程中，如果由于方法运行结束导致部分局部变量(gcroot)被销毁，这个gcroot引用的对象之前又被扫描过(被标记为非垃圾对象)，那么本轮GC不会回收这部分内存。这部分本应该回收但是没有回收到的内存，被称之为“浮动垃圾”。浮动垃圾并不会影响垃圾回收的正确性，只是需要等到下一轮垃圾回收中才被清除。
另外，针对并发标记(还有并发清理)开始后产生的新对象，通常的做法是直接全部当成黑色，本轮不会进行清除。这部分对象期间可能也会变为垃圾，这也算是浮动垃圾的一部分。

漏标-读写屏障

漏标会导致被引用的对象被当成垃圾误删除，这是严重bug，必须解决，有两种解决方案： 增量更新（Incremental Update） 和原始快照（Snapshot At The Beginning，SATB） 。
增量更新就是当黑色对象插入新的指向白色对象的引用关系时， 就将这个新插入的引用记录下来， 等并发扫描结束之后， 再将这些记录过的引用关系中的黑色对象为根， 重新扫描一次。 这可以简化理解为， 黑色对象一旦新插入了指向白色对象的引用之后， 它就变回灰色对象了。
原始快照就是当灰色对象要删除指向白色对象的引用关系时， 就将这个要删除的引用记录下来， 在并发扫描结束之后，再将这些记录过的引用关系中的灰色对象为根， 重新扫描一次，这样就能扫描到白色的对象，将白色对象直接标记为黑色(目的就是让这种对象在本轮gc清理中能存活下来，待下一轮gc的时候重新扫描，这个对象也有可能是浮动垃圾)
以上无论是对引用关系记录的插入还是删除， 虚拟机的记录操作都是通过写屏障实现的。

写屏障

所谓的写屏障，类似与AOP的概念，它会在赋值操作的之前与之后加入一些处理

void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {
 pre_write_barrier(field); // 写屏障‐写前操作
 *field = new_value;
 post_write_barrier(field, value); // 写屏障‐写后操作
}

写屏障实现SATB实现代码如下：

void pre_write_barrier(oop* field) {
 oop old_value = *field; // 获取旧值
 remark_set.add(old_value); // 记录原来的引用对象
 }

写屏障实现增量更新实现代码如下：

void post_write_barrier(oop* field, oop new_value) {
 remark_set.add(new_value); // 记录新引用的对象
}