JVM-初识java虚拟机(二）---垃圾回收机制详解

对象如何回收？

4.1对象是否已经死亡

4.1.1引用计数法

基本概念：此对象有一个引用，则+1；删除一个引用，则-1。只用收集计数为0的对象。

优点：效率高

缺点：很难解决对象之间的重复引用问题（虽然两个对象不可能再被访问，但是他们之间相互引用）

4.1.2 GC-Root可达性分析算法（Java虚拟机采用该方式判断）

引言：可作为GC-Roots的对象

1. 栈帧中的本地变量表中引用的对象

2. 方法区中类静态属性引用的对象

3. 方法区中常量引用的对象

4. 本地方法栈中JNI（一般说的Native方法）引用的对象

基本概念:通过一系列的称为”GC-Root”的对象作为起始点，从这些节点开始向下搜索，搜索所走过的路径成为“引用链”，当一个对象到GC-Root没有任何引用链相连时，则证明此对象是不可用的。

对可达性分析算法考虑

1.如果方法区几百兆，一个个检查里面的引用，将耗费大量资源。

2.在分析时，需保证这个对象引用关系不再变化，否则结果将不准确。【因此GC进行时需停掉其它所有java执行线程(Sun把这种行为称为‘Stop
the World’)，即使是号称几乎不会停顿的CMS收集器，枚举根节点时也需停掉线程】

解决办法:实际上当系统停下来后JVM不需要一个个检查引用，而是通过OopMap数据结构【HotSpot的叫法】来标记对象引用。

虚拟机先得知哪些地方存放对象的引用，在类加载完时。HotSpot把对象内什么偏移量什么类型的数据算出来，在jit编译过程中，也会在特定位置记录下栈和寄存器哪些位置是引用，这样GC在扫描时就可以知道这些信息。
【目前主流JVM使用准确式GC】
OopMap可以帮助HotSpot快速且准确完成GC Roots枚举以及确定相关信息。但是也存在一个问题，可能导致引用关系变化。
这个时候有个safepoint(安全点)的概念。
HotSpot中GC不是在任意位置都可以进入，而只能在safepoint处进入。 GC时对一个Java线程来说，它要么处在safepoint,要么不在safepoint。
safepoint不能太少，否则GC等待的时间会很久

safepoint不能太多，否则将增加运行GC的负担

安全点主要存放的位置
1:循环的末尾
2:方法临返回前/调用方法的call指令后
3:可能抛异常的位置

4.2垃圾收集算法

4.2.1复制算法

复制算法将可用内存按容量分为大小相等的两块，每次只使用其中的一快，当这一块的内存用完了，就将还存活的对象复制到另外一块上面，然后再把已使用的内存空间一次清理。

优点：不需要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。

缺点：可用内存缩小为原来的一半，代价过高

现代的商用虚拟机都采用这种收集算法来回收新生代，jvm将新生代分为一块较大的Eden空间和两块较小的Survivor空间（from ,to），每次使用Eden和其中一块Survivor。当回收时，将Eden和Survivor还存活的对象一次性复制到另外一块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的大小比例为8：1.

4.2.2标记-清除算法

标记-清除算法分为标记和清除两个阶段。该算法首先从根集合进行扫描，对存活的对象对象标记，标记完毕后，再扫描整个空间中未被标记的对象并进行回收。

其作用原理如下图所示：

标记-清除算法的主要的不足有两个：

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-清除算法不需要进行对象的移动，并且仅对不存活的对象进行处理，因此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。

4.2.3标记-压缩（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。标记整理算法的标记过程类似标记清除算法，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，类似于磁盘整理的过程，该垃圾回收算法适用于对象存活率高的场景（老年代)。
　　
其作用原理如下图所示

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标记-清除算法的主要的不足：效率不高

标记整理算法与标记清除算法最显著的区别

标记清除算法不进行对象的移动，并且仅对不存活的对象进行处理；而标记整理算法会将所有的存活对象移动到一端，并对不存活对象进行处理，因此其不会产生内存碎片。

4.2.4分代收集算法

将堆分为新生代和老年代，根据区域特点选用不同的收集算法，如果新生代朝生夕死，则采用复制算法，老年代采用标记清除，或标记整理

4.2.5 Minor GC、Major GC、FULL GC、mixed gc

Minor GC（新生代GC）

在年轻代Young space(包括Eden区和Survivor区)中的垃圾回收称之为 Minor GC,Minor GC只会清理年轻代.，因为Java对象大多都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快。

Major GC

Major GC清理老年代(old GC)，但是通常也可以指和Full GC是等价，因为收集老年代的时候往往也会伴随着升级年轻代，收集整个Java堆。所以有人问的时候需问清楚它指的是full GC还是old GC。出现了Major GC，经常会伴随至少一次的Minor GC（但非绝对的，在Parallel Scavenge收集器的收集策略里就有直接进行Major GC的策略选择过程）。Major GC的速度一般会比Minor GC慢10倍以上。

Full GC

full gc是对新生代、老年代、永久代【jdk1.8后没有这个概念了】统一的回收。

【知乎R大的回答:收集整个堆，包括young gen、old gen、perm
gen（如果存在的话)、元空间(1.8及以上)等所有部分的模式】

mixed GC【g1特有】

混合GC

收集整个young gen以及部分old gen的GC。只有G1有这个模式

4.3垃圾收集器

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。

吞吐量* ：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%

（1）Serial收集器

Serial收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器，曾经（在JDK 1.3.1之前）是虚拟机新生代收集的唯一选择。

特性：

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（Stop The World）。

应用场景：

Serial收集器是虚拟机运行在Client模式下的默认新生代收集器。

优势：

简单而高效（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。

（2）ParNew收集器

特性：

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，在实现上，这两种收集器也共用了相当多的代码。

应用场景：

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。

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。

在JDK 1.5时期，HotSpot推出了一款在强交互应用中几乎可认为有划时代意义的垃圾收集器——CMS收集器，这款收集器是HotSpot虚拟机中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同时工作。

不幸的是，CMS作为老年代的收集器，却无法与JDK 1.4.0中已经存在的新生代收集器Parallel Scavenge配合工作，所以在JDK 1.5中使用CMS来收集老年代的时候，新生代只能选择ParNew或者Serial收集器中的一个。

Serial收集器 VS ParNew收集器：

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。 然而，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。

（3）Parallel Scavenge收集器

特性：

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。

应用场景：

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。

对比分析：

Parallel Scavenge收集器 VS CMS等收集器：

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收集器的目标则是达到一个可控制的吞吐量（Throughput）。 由于与吞吐量关系密切，Parallel Scavenge收集器也经常称为“吞吐量优先”收集器。

Parallel Scavenge收集器 VS ParNew收集器：

Parallel Scavenge收集器与ParNew收集器的一个重要区别是它具有自适应调节策略。

GC自适应的调节策略：

Parallel Scavenge收集器有一个参数-XX:+UseAdaptiveSizePolicy。当这个参数打开之后，就不需要手工指定新生代的大小、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）。

（4）Serial Old收集器

特性：

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。

应用场景：

Client模式

Serial Old收集器的主要意义也是在于给Client模式下的虚拟机使用。

Server模式

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。

（5）Parallel Old收集器

特性：

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。

应用场景：

在注重吞吐量以及CPU资源敏感的场合，都可以优先考虑Parallel
Scavenge加Parallel Old收集器。

这个收集器是在JDK 1.6中才开始提供的，在此之前，新生代的Parallel Scavenge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Parallel Scavenge收集器，老年代除了Serial Old收集器外别无选择（Parallel Scavenge收集器无法与CMS收集器配合工作）。由于老年代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。

（6）CMS收集器

特性：

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。

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：

1.初始标记（CMS initial mark）

   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，需要“Stop The

World”。

2.并发标记（CMS concurrent mark）

   并发标记阶段就是进行GC Roots Tracing的过程。

3.重新标记（CMS remark）

 重新标记阶段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，仍然需要“Stop The

World”。

4.并发清除（CMS concurrent sweep）

 并发清除阶段会清除对象。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。

优点：

 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。

缺点：

1. 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。

2. 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。

3. 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。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。

4. 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Full GC。

（7）G1收集器

特性：

G1（Garbage-First）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未来可以替换掉JDK 1.5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。

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名称的来由）。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收集器在有限的时间内可以获取尽可能高的收集效率。

执行过程：

G1收集器的运作大致可划分为以下几个步骤：

1.初始标记（Initial Marking）

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，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。

2.并发标记（Concurrent Marking）

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。

3.最终标记（Final Marking）

最终标记阶段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，但是可并行执行。

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

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效率。

注：jdk8 默认的垃圾收集器为Scavenge（新生代） | Parallel Old（老年代） ，jdk9 默认的垃圾收集器为G1

4.4 查看GC日志

在运行添加此参数 -XX:+PrintGCDetails

代码

  public class GCtest {
    public static void main(String[] args) {

        for(int i =0; i < 10000; i++) {           
           List list = new ArrayList<>();           
           list.add("aaaaaaaaaaaaa");

       }

       System.gc();

     }
}

GC日志

[GC (System.gc()) [PSYoungGen: 3998K->688K(38400K)]
3998K->696K(125952K), 0.0016551 secs[本次回收时间]] [Times: user=0.01 sys=0.00, real=0.00 secs]

[Full GC (System.gc()) [PSYoungGen: 688K->0K(38400K)]
[ParOldGen: 8K->603K(87552K)] 696K->603K(125952K), [Metaspace:
3210K->3210K(1056768K)], 0.0121034 secs] [Times: user=0.01 sys=0.00, real=0.01
secs]

Heap和非堆

PSYoungGen[年轻代]
total 38400K, used 333K [0x0000000795580000, 0x0000000798000000, 0x00000007c0000000)

eden space
33280K,1% used [0x0000000795580000,0x00000007955d34a8,0x0000000797600000)

from space
5120K, 0% used [0x0000000797600000,0x0000000797600000,0x0000000797b00000)

o space
5120K, 0% used [0x0000000797b00000,0x0000000797b00000,0x0000000798000000)

ParOldGen[老年代]
total 87552K, used 603K [0x0000000740000000,0x0000000745580000, 0x0000000795580000)

object space
87552K,0% used [0x0000000740000000,0x0000000740096fe8,0x0000000745580000)

Metaspace[元空间]
used 3217K, capacity 4496K, committed 4864K, reserved 1056768K

class space
used 352K, capacity388K, committed 512K, reserved 1048576K

4.5 思考

1.GC是怎么判断对象是被标记的

通过枚举根节点的方式，通过jvm提供的一种oopMap的数据结构，简单来说就是不要再通过去遍历内存里的东西，而是通过OOPMap的数据结构去记录该记录的信息,比如说它可以不用去遍历整个栈，而是扫描栈上面引用的信息并记录下来。

总结:通过OOPMap把栈上代表引用的位置全部记录下来，避免全栈扫描，加快枚举根节点的速度，除此之外还有一个极为重要的作用，可以帮HotSpot实现准确式GC【这边的准确关键就是类型，可以根据给定位置的某块数据知道它的准确类型，HotSpot是通过oopMap外部记录下这些信息，存成映射表一样的东西】。

2.什么时候触发GC

简单来说，触发的条件就是GC算法区域满了或将满了。

minor GC(young GC):当年轻代中eden区分配满的时候触发[值得一提的是因为young GC后部分存活的对象会已到老年代(比如对象熬过15轮)，所以过后old gen的占用量通常会变高] full GC:①手动调用System.gc()方法 [增加了full GC频率，不建议使用而是让jvm自己管理内存，可以设置-XX:+ DisableExplicitGC来禁止RMI调用System.gc]②发现perm gen（如果存在永久代的话)需分配空间但已经没有足够空间③老年代空间不足，比如说新生代的大对象大数组晋升到老年代就可能导致老年代空间不足。④CMS GC时出现Promotion Faield[pf]⑤统计得到的Minor GC晋升到旧生代的平均大小大于老年代的剩余空间。这个比较难理解，这是HotSpot为了避免由于新生代晋升到老年代导致老年代空间不足而触发的FUll GC。比如程序第一次触发Minor GC后，有5m的对象晋升到老年代，姑且现在平均算5m，那么下次Minor GC发生时，先判断现在老年代剩余空间大小是否超过5m，如果小于5m，则HotSpot则会触发full GC(这点挺智能的)Promotion Faield:minor GC时 survivor space放不下[满了或对象太大]，对象只能放到老年代，而老年代也放不下会导致这个错误。Concurrent Model Failure:cms时特有的错误，因为cms时垃圾清理和用户线程可以是并发执行的，如果在清理的过程中可能原因：1 cms触发太晚，可以把XX:CMSInitiatingOccupancyFraction调小[比如-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction=70 是指设定CMS在对内存占用率达到70%的时候开始GC(因为CMS会有浮动垃圾,所以一般都较早启动GC)]2 垃圾产生速度大于清理速度，可能是晋升阈值设置过小，Survivor空间小导致跑到老年代，eden区太小，存在大对象、数组对象等情况3.空间碎片过多，可以开启空间碎片整理并合理设置周期时间

full gc导致了concurrent mode failure，而不是因为concurrent mode failure错误导致触发full gc，真正触发full gc的原因可能是ygc时发生的promotion
failure。

3.cms收集器是否会扫描年轻代

会，在初始标记的时候会扫描新生代。虽然cms是老年代收集器，但是我们知道年轻代的对象是可以晋升为老年代的，为了空间分配担保，还是有必要去扫描年轻代。

4.什么是空间分配担保

在minor gc前，jvm会先检查老年代最大可用空间是否大于新生代所有对象总空间，如果是的话，则minor gc可以确保是安全的，如果担保失败,会检查一个配置(HandlePromotionFailire),即是否允许担保失败。

如果允许:继续检查老年代最大可用可用的连续空间是否大于之前晋升的平均大小，比如说剩10m，之前每次都有9m左右的新生代到老年代，那么将尝试一次minor gc(大于的情况)，这会比较冒险。

如果不允许，而且还小于的情况，则会触发full gc。【为了避免经常full
GC 该参数建议打开】

这边为什么说是冒险是因为minor gc过后如果出现大对象，由于新生代采用复制算法，survivor无法容纳将跑到老年代，所以才会去计算之前的平均值作为一种担保的条件与老年代剩余空间比较，这就是分配担保。这种担保是动态概率的手段，但是也有可能出现之前平均都比较低，突然有一次minor gc对象变得很多远高于以往的平均值，这个时候就会导致担保失败【Handle Promotion Failure】，这就只好再失败后再触发一次FullGC，

5.为什么复制算法要分两个Survivor，而不直接移到老年代

这样做的话效率可能会更高，但是old区一般都是熬过多次可达性分析算法过后的存活的对象，要求比较苛刻且空间有限，而不能直接移过去，这将导致一系列问题(比如老年代容易被撑爆)，所以分两个Survivor(from/to)，自然是为了保证复制算法运行以提高效率。

6.各个版本的JVM使用的垃圾收集器是怎么样的

准确来说，垃圾收集器的使用跟当前jvm也有很大的关系，比如说g1是jdk7以后的版本才开始出现。并不是所有的垃圾收集器都是默认开启的，有些得通过设置相应的开关参数才会使用。比如说cms，需设置(XX:+UseConcMarkSweepGC)，这边有几个实用的命令，比如说server模式（现在基本上都是默认server模式了）下

#UnlockExperimentalVMOptions UnlockDiagnosticVMOptions解锁获取jvm参数，PrintFlagsFinal用于输出xx相关参数，- usexxxxxxgc会看到jvm不同收集器的开关情况
1. java -server -XX:+UnlockExperimentalVMOptions -XX:+UnlockDiagnosticVMOptions -XX:+PrintFlagsFinal Benchmark

#后面跟| grep ":"获取已赋值的参数[加:代表被赋值过]
2. java -server -XX:+UnlockExperimentalVMOptions -XX:+UnlockDiagnosticVMOptions -XX:+PrintFlagsFinal Benchmark| grep “:”

#获得用户自定义的设置或者jvm设置的详细的xx参数和值
3. java -server -XX:+PrintCommandLineFlags Benchmar

7 stop the world具体是什么，有没有办法避免

stop the world简单来说就是gc的时候，停掉除gc外的java线程。无论什么gc都难以避免停顿，即使是g1也会在初始标记阶段发生，stw并不可怕，可以尽可能的减少停顿时间。

8 新生代什么样的情况会晋升为老年代

对象优先分配在eden区，eden区满时会触发一次minor GC

对象晋升规则

1 长期存活的对象进入老年代，对象每熬过一次GC年龄+1(默认年龄阈值15，可配置)。

2 对象太大新生代无法容纳则会分配到老年代

3 eden区满了，进行minor gc后，eden和一个survivor区仍然存活的对象无法放到(to survivor区)则会通过分配担保机制放到老年代，这种情况一般是minor gc后新生代存活的对象太多。

4 动态年龄判定，为了使内存分配更灵活，jvm不一定要求对象年龄达到MaxTenuringThreshold(15)才晋升为老年代，若survior区相同年龄对象总大小大于survior区空间的一半，则大于等于这个年龄的对象将会在minor gc时移到老年代

9.怎么理解g1，适用于什么场景

G1 GC 是区域化、并行-并发、增量式垃圾回收器，相比其他 HotSpot 垃圾回收器，可提供更多可预测的暂停。增量的特性使 G1 GC 适用于更大的堆，在最坏的情况下仍能提供不错的响应。G1 GC 的自适应特性使 JVM 命令行只需要软实时暂停时间目标的最大值以及 Java 堆大小的最大值和最小值，即可开始工作。

g1不再区分老年代、年轻代这样的内存空间，这是较以往收集器很大的差异，所有的内存空间就是一块划分为不同子区域，每个区域大小为1m-32m，最多支持的内存为64g左右，且由于它为了的特性适用于大内存机器。

                                            g1回收时堆内存情况

适用场景:

1.像cms能与应用程序并发执行，GC停顿短【短而且可控】，用户体验好的场景。

2.面向服务端，大内存，高cpu的应用机器。【网上说差不多是6g或更大】

3.应用在运行过程中经常会产生大量内存碎片，需要压缩空间【比cms好的地方之一，g1具备压缩功能】。