java虚拟机--垃圾回收（三）垃圾回收器（2）
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七、G1收集器（Garbage First）
1.简介
G1收集器是垃圾收集器技术发展历史上的里程碑式的成果,主要面向服务端应用的垃圾收集器。HotSpot开发团队最初赋予它的期望是（在比较长期的）未来可以替换掉JDK 5中发布的CMS收集器。如果对JDK 9及以上版本的HotSpot虚拟机使用 参数-XX：+UseConcMarkSweepGC来开启CMS收集器的话，用户会收到一个警告信息，提示CMS未来将会被废弃
2.设计目标
随着硬件的成本越来越低，机器的内存也越来越大，GC收集器占用的内存基本上可以容忍。而吞吐量可以通过集群（增加机器）来解决。随着JVM中内存的增大，STW的时间成为JVM急迫解决的问题，如果还是按照传统的分代模型，使用传统的垃圾收集器，那么STW的时间将会越来越长。在传统的垃圾收集器中，STW的时间是无法预测的，有没有一种办法，能够首先定义一个停顿时间，然后反向推算收集内容呢？G1的思路说起来也类似，它不要求每次都把垃圾清理的干干净净，它只是努力做它认为对的事情。我们要求G1，在任意1秒的时间内，停顿不得超过10ms。G1会尽量达成这个目标，它能够反向推算出本次要收集的大体区域，以增量的方式完成收集。这也是使用G1垃圾回收器（-XX:+UseG1GC）不得不设置的一个参数：
-XX:MaxGCPauseMillis=10。
3.堆内存划分
在G1收集器出现之前的所有 其他收集器，包括CMS在内，垃圾收集的目标范围要么是整个新生代（Minor GC），要么就是整个老 年代（Major GC），再要么就是整个Java堆（Full GC）。而G1跳出了这个樊笼，它可以面向堆内存任何部分来组成回收集（Collection Set，一般简称CSet）进行回收，衡量标准不再是它属于哪个分代，而 是哪块内存中存放的垃圾数量最多，回收收益最大，这就是G1收集器的Mixed GC模式。
G1开创的基于Region的堆内存布局是它能够实现这个目标的关键。虽然G1也仍是遵循分代收集理论设计的，但其堆内存的布局与其他收集器有非常明显的差异：G1不再坚持固定大小以及固定数量的分代区域划分，而是把连续的Java堆划分为多个大小相等的独立区域（Region），每一个Region都可以根据需要，扮演新生代的Eden空间、Survivor空间，或者老年代空间。收集器能够对扮演不同角色的Region采用不同的策略去处理，这样无论是新创建的对象还是已经存活了一段时间、熬过多次收集的旧对象都能获取很好的收集效果。
虽然G1仍然保留新生代和老年代的概念，但新生代和老年代不再是固定的了，它们都是一系列区域（不需要连续）的动态集合。G1收集器之所以能建立可预测的停顿时间模型，是因为它将Region作为单次回收的最小单元，即每次收集到的内存空间都是Region大小的整数倍，这样可以有计划地避免在整个Java堆中进行全区域的垃圾收集。
4.G1的运行过程
（1）初始标记（Initial Marking）：
仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联到的对象，并且修改TAMS 指针的值，让下一阶段用户线程并发运行时，能正确地在可用的Region中分配新对象。这个阶段需要停顿线程，但耗时很短，而且是借用进行Minor GC的时候同步完成的，所以G1收集器在这个阶段实际并没有额外的停顿。
（2）并发标记（Concurrent Marking）：
从GC Root开始对堆中对象进行可达性分析，递归扫描整个堆里的对象图，找出要回收的对象，这阶段耗时较长，但可与用户程序并发执行。当对象图扫描完成以后，还要重新处理SATB记录下的在并发时有引用变动的对象。
（3）最终标记（Final Marking）：
对用户线程做另一个短暂的暂停，用于处理并发阶段结束后仍遗留下来的最后那少量的SATB记录。
（4）筛选回收（Live Data Counting and Evacuation）：
负责更新Region的统计数据，对各个Region的回收价值和成本进行排序，根据用户所期望的停顿时间来制定回收计划，可以自由选择任意多个Region构成回收集，然后把决定回收的那一部分Region的存活对象复制到空的Region中，再清理掉整个旧Region的全部空间。这里的操作涉及存活对象的移动，是必须暂停用户线程，由多条收集器线程并行完成的。
从上述阶段的描述可以看出，G1收集器除了并发标记外，其余阶段也是要完全暂停用户线程的， 换言之，它并非纯粹地追求低延迟，官方给它设定的目标是在延迟可控的情况下获得尽可能高的吞吐 量，所以才能担当起“全功能收集器”的重任与期望。
5.G1优点总结：
（1）可以指定最大停顿时间
（2）分Region的内存布局、按收益动态确定回收集这些创新性设计
（3）G1从整体来看是基于“标记-整理”算法实现的收集器，但从局部（两个Region之间）上看又是基于“标记-复制”算法实现，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，垃圾收集完成之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，在程序为大对象分配内存时不容易因无法找到连续内存空间而提前触发下一次收集。
6.G1缺点总结：
（1）内存占用来说，虽然G1和CMS都使用卡表来处理跨代指针，但G1的卡表实现更为复杂，而且堆中每个Region，无论扮演的是新生代还是老年代角色，都必须有一份卡表，这导致G1的记忆集（和其他内存消耗）可能会占整个堆容量的20%乃至更多的内存空间；相比起来CMS的卡表就相当简单，只有唯一一份，而且只需要处理老年代到新生代的引用，反过来则不需要，由于新生代的对象具有朝 生夕灭的不稳定性，引用变化频繁，能省下这个区域的维护开销是很划算的
（2）G1虽然避免CMS那样在最终标记阶段停顿时间过长的缺点，但是在用户程序运行过程中确实会产生由跟踪引用变化带来的额外负担。延迟执行的总时长是要长一些的，类似于消息队列的结构，把写前屏障和写后屏障中要做的事情都放到队列里，然后再异步处理。
七、Shenandoah收集器
1.概述
Shenandoah是一款只有OpenJDK才会包含的收集器，最开始由RedHat公司独立发展后来贡献给了OpenJDK，相比G1主要改进点在于：
（1）支持并发的整理算法，Shenandoah的回收阶段可以和用户线程并发执行；
（2）Shenandoah 目前不使用分代收集，也就是没有年轻代老年代的概念在里面了；
（3）Shenandoah 摒弃了在G1中耗费大量内存和计算资源去维护的记忆集，改用名为“连接矩阵”（Connection Matrix）的全局数据结构来记录跨Region的引用关系，降低了处理跨代指针时的记忆集维护消耗，也降低了伪共享问题的发生概率。
2.执行流程
（1）初始标记（Initial Marking）：与G1一样，首先标记与GC Roots直接关联的对象，这个阶段仍 是“Stop The World”的，但停顿时间与堆大小无关，只与GC Roots的数量相关。
（2）并发标记（Concurrent Marking）：与G1一样，遍历对象图，标记出全部可达的对象，这个阶段是与用户线程一起并发的，时间长短取决于堆中存活对象的数量以及对象图的结构复杂程度。
（3）最终标记（Final Marking）：与G1一样，处理剩余的SATB扫描，并在这个阶段统计出回收价值最高的Region，将这些Region构成一组回收集（Collection Set）。最终标记阶段也会有一小段短暂的停顿。
（4）并发清理（Concurrent Cleanup）：这个阶段用于清理那些整个区域内连一个存活对象都没有找到的Region（这类Region被称为Immediate Garbage Region）。
（5）并发回收（Concurrent Evacuation）：并发回收阶段是Shenandoah与之前HotSpot中其他收集器的核心差异。在这个阶段，Shenandoah要把回收集里面的存活对象先复制一份到其他未被使用的Region之中。复制对象这件事情如果将用户线程冻结起来再做那是相当简单的，但如果两者必须要同时并发进行的话，就变得复杂起来了。其困难点是在移动对象的同时，用户线程仍然可能不停对被移动的对象进行读写访问，移动对象是一次性的行为，但移动之后整个内存中所有指向该对象的引用都还是旧对象的地址，这是很难一瞬间全部改变过来的。对于并发回收阶段遇到的这些困难，Shenandoah将会通过读屏障和被称为“Brooks Pointers”的转发指针来解决（后面详讲）
（6）初始引用更新（Initial Update Reference）：并发回收阶段复制对象结束后，还需要把堆中所有指 向旧对象的引用修正到复制后的新地址，这个操作称为引用更新。引用更新的初始化阶段实际上并未做什么具体的处理，设立这个阶段只是为了建立一个线程集合点，确保所有并发回收阶段中进行的收集器线程都已完成分配给它们的对象移动任务而已。初始引用更新时间很短，会产生一个非常短暂的停顿。
（7）并发引用更新（Concurrent Update Reference）：真正开始进行引用更新操作，这个阶段是与用户线程一起并发的，时间长短取决于内存中涉及的引用数量的多少。并发引用更新与并发标记不同，它不再需要沿着对象图来搜索，只需要按照内存物理地址的顺序，线性地搜索出引用类型，把旧值改为新值即可。
（8）最终引用更新（Final Update Reference）：解决了堆中的引用更新后，还要修正存在于GC Roots中的引用。这个阶段是Shenandoah的最后一次停顿，停顿时间只与GC Roots的数量相关。
（9）并发清理（Concurrent Cleanup）：经过并发回收和引用更新之后，整个回收集中所有的Region已 再无存活对象，这些Region都变成Immediate Garbage Regions了，最后再调用一次并发清理过程来回收这些Region的内存空间，供以后新对象分配使用。
3.连接矩阵
连接矩阵可以简单理解为一张二维表格，如果Region N有对象指向RegionM，就在表格的N行M列中打上一个标记，如图所示，如果Region 5中的对象Baz引用了Region 3的Foo，Foo又引用了Region 1的Bar，那连接矩阵中的5行3列、3行1列就应该被打上标记。在回收时通过这张表格就可以得出哪些Region之间产生了跨代引用。
4.转发指针（Brooks Pointer）
Shenandoah收集器的并发回收的核心是，转发指针。
转发指针的核心内容就是，在原有对象布局结构的最前面统一增加一个新的引用字段，在正常不处于并发移动的情况下，该引用指向对象自己。
转发指针加入后带来的收益自然是当对象拥有了一份新的副本时，只需要修改一处指针的值，即旧对象上转发指针的引用位置，使其指向新对象，便可将所有对该对象的访问转发到新的副本上。这样只要对象的内存仍然存在，未被清理掉，虚拟机内存中所有通过旧引用地址访问的代码仍然可用，都会被自动转发到新对象上继续工作。
Brooks Pointers 转发指针在设计上决定了它是必然会出现多线程竞争问题的。Shenandoah收集器是通过比较交换（Compare And Swap,CAS）操作来保证并发时堆中的访问正确性的。
5.Shenandoah收集器优点
Shenandoah收集器保证了收集垃圾的低延迟。
6.Shenandoah收集器缺点
使用了过多的写屏障，所以导致Shenandoah收集器的弱项很明显，当数据量大的时候会产生高运行负担而使得吞吐量下降。
八、ZGC
ZGC是一款在 JDK 11中新加入的具有实验性质的低延迟垃圾收集器，是由Oracle公司研发的。2018年Oracle创建了 JEP 333将ZGC提交给OpenJDK，推动其进入OpenJDK 11的发布清单之中。 ZGC和Shenandoah的目标是高度相似的，都希望在尽可能对吞吐量影响不太大的前提下，实现在任意堆内存大小下都可以把垃圾收集的停顿时间限制在十毫秒以内的低延迟
1.动态Region
ZGC的Region可以具有如图所示的大、中、小三类容量：
（1）小型Region（Small Region）：容量固定为2MB，用于放置小于256KB的小对象。
（2）中型Region（Medium Region）：容量固定为32MB，用于放置大于等于256KB但小于4MB的对象。·
（3）大型Region（Large Region）：容量不固定，可以动态变化，但必须为2MB的整数倍，用于放置4MB或以上的大对象。每个大型Region中只会存放一个大对象，最小容量可低至4MB，所有大型Region可能小于中型Region。大型Region在ZGC的实现中是不会被重分配的，因为复制一个大对象的代价非常高昂。
2.染色指针技术
染色指针技术的使用目的是为了实现并发标记整理
HotSpot虚拟机的标记实现方案有如下几种：
（1）把标记直接记录在对象头上（如Serial收集器）；
（2）把标记记录在与对象相互独立的数据结构上（如G1、Shenandoah使用了一种相当于堆内存的1/64大小的，称为BitMap的结构来记录标记信息）；
（3）直接把标记信息记在引用对象的指针上（如ZGC）
染色指针是一种直接将少量额外的信息存储在指针上的技术。目前在Linux下64位的操作系统中高18位是不能用来寻址的，但是剩余的46为却可以支持64T的空间，到目前为止我们几乎还用不到这么多内存。于是ZGC将46位中的高4位取出，用来存储4个标志位，剩余的42位可以支持4T的内存，如图所示：
优势：
（1）一旦某个Region的存活对象被移走之后，这个Region立即就能够被释放和重用掉，而不必等待整个堆中所有指向该Region的引用都被修正后才能清理，这使得理论上只要还有一个空闲Region，ZGC就能完成收集。而Shenandoah需要等到更新阶段结束才能释放回收集中的Region，如果Region里面对象都存活的时候，需要1:1的空间才能完成收集。
（2）染色指针可以大幅减少在垃圾收集过程中内存屏障的使用数量，ZGC只使用了读屏障。
（3）染色指针具备强大的扩展性，它可以作为一种可扩展的存储结构用来记录更多与对象标记、重定位过程相关的数据，以便日后进一步提高性能。
3.内存多重映射
4.读屏障
当对象从堆中加载的时候，就会使用到读屏障（Load Barrier）。这里使用读屏障的主要作用就是检查指针上的三色标记位，根据标记位判断出对象是否被移动过，如果没有可以直接访问，如果移动过就需要进行“自愈”（对象访问会变慢，但也只会有一次变慢），当“自愈”完成后，后续访问就不会变慢了。
5.ZGC运作过程
（1）并发标记（Concurrent Mark）：
与G1、Shenandoah一样，并发标记是遍历对象图做可达性分析的阶段，它的初始标记和最终标记也会出现短暂的停顿，整个标记阶段只会更新染色指针中的Marked 0、Marked 1标志位。
（2）并发预备重分配（Concurrent Prepare for Relocate）：
这个阶段需要根据特定的查询条件统计得出本次收集过程要清理哪些Region，将这些Region组成重分配集（Relocation Set）。ZGC每次回收都会扫描所有的Region，用范围更大的扫描成本换取省去G1中记忆集的维护成本。因此，ZGC的重分配集只是决定了里面的存活对象会被重新复制到其他的Region中，里面的Region会被释放，而并不能说回收行为就只是针对这个集合里面的Region进行，因为标记过程是针对全堆的。
（3）并发重分配（Concurrent Relocate）：
分配是ZGC执行过程中的核心阶段，这个过程要把重分配集中的存活对象复制到新的Region上，并为重分配集中的每个Region维护一个转发表（Forward Table），记录从旧对象到新对象的转向关系。ZGC收集器能仅从引用上就明确得知一个对象是否处于重分配集之中，如果用户线程此时并发访问了位于重分配集中的对象，这次访问将会被预置的内存屏障所截获，然后立即根据Region上的转发表记录将访问转发到新复制的对象上，并同时修正更新该引用的值，使其直接指向新对象，ZGC将这种行为称为指针的“自愈”（Self-Healing）
（4）并发重映射（Concurrent Remap）：
重映射所做的就是修正整个堆中指向重分配集中旧对象的所有引用，但是ZGC中对象引用存在“自愈”功能，所以这个重映射操作并不是很迫切。ZGC很巧妙地把并发重映射阶段要做的工作，合并到了下一次垃圾收集循环中的并发标记阶段里去完成，反正它们都是要遍历所有对象的，这样合并就节省了一次遍历对象图的开销。