ZGC：深度剖析代表Java未来的GC，牛逼！

JAVA程序最爽的地方是它的GC机制，开发人员不需要关注内存申请和回收问题。同时，JAVA程序最头疼的地方也是它的GC机制，因为掌握JVM和GC调优是一件非常困难的事情。在ParallelOldGC、CMS、G1之后，JDK11带来的全新的ZGC为我们解决了什么问题？Oracle官方介绍它是一个Scalable、Low Latency的垃圾回收器。所以它的目的是降低停顿时间，由此会导致吞吐量会有所降低。吞吐量降低问题不大，横向扩展几台实例就能解决问题了啦。在全面介绍ZGC介绍，先统计一下大家线上环境在用什么垃圾回收器：

ZGC目标

如下图所示，ZGC的目标主要有4个：

• 支持TB量级的堆。这你受得了吗？我们生产环境的硬盘还没有上TB呢，这应该可以满足未来十年内，所有JAVA应用的需求了吧。
• 最大GC停顿时间不超10ms。这你受得了吗？目前一般线上环境运行良好的JAVA应用Minor GC停顿时间在10ms左右，Major GC一般都需要100ms以上（G1可以调节停顿时间，但是如果调的过低的话，反而会适得其反），之所以能做到这一点是因为它的停顿时间主要跟Root扫描有关，而Root数量和堆大小是没有任何关系的。
• 奠定未来GC特性的基础。牛逼，牛逼！

• 最糟糕的情况下吞吐量会降低15%。这都不是事，停顿时间足够优秀。至于吞吐量，通过扩容分分钟解决。

  
  
  ZGC目标

另外，Oracle官方提到了它最大的优点是：它的停顿时间不会随着堆的增大而增长！也就是说，几十G堆的停顿时间是10ms以下，几百G甚至上T堆的停顿时间也是10ms以下。

ZGC概述

接下来从几个维度概述一下ZGC。

1. New GC
2. Single Generation
3. Region Based
4. Partial Compaction
5. NUMA-aware
6. Colored Pointers
7. Load Barriers
8. ZGC tuning
9. Change Log

New GC

ZGC是一个全新的垃圾回收器，它完全不同以往HotSpot的任何垃圾回收器，比如：PS、CMS、G1等。如果真要说它最像谁的话，那应该是Azul公司的商业化垃圾回收器：C4，ZGC所采用的算法就是Azul Systems很多年前提出的Pauseless GC，而实现上它介于早期Azul VM的Pauseless GC与后来Zing VM的C4之间。不过需要说明的是，JDK11中ZGC只能运行在Linux64操作系统之上。JDK14新增支持了MacOS和Window平台：

ZGC支持的平台

如下图所示，是ZGC和Parallel以及G1的压测对比结果（CMS在JDK9中已经被标记deprecated，更高版本中已经被彻底移除，所以不在对比范围内）。我们可以明显的看到，停顿时间方面，ZGC是100%不超过10ms的，简直是秒天秒地般的存在：

ZGC压测结果

接下来，再看一下ZGC的垃圾回收过程，如下图所示。由图我们可知，ZGC依然没有做到整个GC过程完全并发执行，依然有3个STW阶段，其他3个阶段都是并发执行阶段：

ZGC回收过程

• Pause Mark Start

这一步就是初始化标记，和CMS以及G1一样，主要做Root集合扫描，GC Root是一组必须活跃的引用，而不是对象。例如：活跃的栈帧里指向GC堆中的对象引用、Bootstrap/System类加载器加载的类、JNI
Handles、引用类型的静态变量、String常量池里面的引用、线程栈/本地(native)栈里面的对象指针等，但不包括GC堆里的对象指针。所以这一步骤的STW时间非常短暂，并且和堆大小没有任何关系。不过会根据线程的多少、线程栈的大小之类的而变化。

初始化标记阶段

• Concurrent Mark/Remap

第二步就是并发标记阶段，这个阶段在第一步的基础上，继续往下标记存活的对象。并发标记后，还会有一个短暂的暂停（Pause Mark End），确保所有对象都被标记。

并发标记阶段

• Concurrent Prepare for Relocate

即为Relocation阶段做准备，选取接下来需要标记整理的Region集合，这个阶段也是并发执行的。接下来又会有一个Pause Relocate Start步骤，它的作用是只移动Root集合对象引用，所以这个STW阶段也不会停顿太长时间。

relocate

• Concurrent Relocate

最后，就是并发回收阶段了，这个阶段会把上一阶段选中的需要整理的Region集合中存活的对象移到一个新的Region中（这个行为就叫做Relocate，即重新安置对象），如上图所示。Relocate动作完成后，原来占用的Region就能马上回收并被用于接下来的对象分配。细心的同学可能有疑问了，这就完了？Relocate后对象地址都发生变化了，应用程序还怎么正常操作这些对象呢？这就靠接下来会详细说明的Load Barrier了。

Single Generation

单代，即ZGC没有分代。我们知道以前的垃圾回收器之所以分代，是因为源于“大部分对象朝生夕死”的假设，事实上大部分系统的对象分配行为也确实符合这个假设。

那么为什么ZGC就不分代呢？因为分代实现起来麻烦，作者就先实现出一个比较简单可用的单代版本。用符合我们国情的话来解释，大概就是说：工作量太大了，人力又不够，老板，先上个1.0版本吧！！！

Region Based

这一点和G1一样，都是基于Region设计的垃圾回收器，ZGC中的Region也被称为ZPages，ZPages被动态创建，动态销毁。不过，和G1稍微有点不同的是，G1的每个Region大小是完全一样的，而ZGC的Region大小分为3类：2MB，32MB，N×2MB，如此一来，灵活性就更好了：

基于Region设计

Partial Compaction

部分压缩，这一点也很G1类似。以前的ParallelOldGC，以及CMS GC在压缩Old区的时候，无论Old区有多大，必须整体进行压缩（CMS GC默认情况下只是标记清除，只会发生FGC时才会采用Mark-Sweep-Compact对Old区进行压缩），如此一来，Old区越大，压缩需要的时间肯定就越长，从而导致停顿时间就越长。

而G1和ZGC都是基于Region设计的，在回收的时候，它们只会选择一部分Region进行回收，这个回收过程采用的是Mark-Compact算法，即将待回收的Region中存活的对象拷贝到一个全新的Region中，这个新的Region对象分配就会非常紧凑，几乎没有碎片。垃圾回收算法这一点上，和G1是一样的。

NUMA-aware

NUMA对应的有UMA，UMA即Uniform Memory Access Architecture，NUMA就是Non Uniform Memory Access Architecture。UMA表示内存只有一块，所有CPU都去访问这一块内存，那么就会存在竞争问题（争夺内存总线访问权），有竞争就会有锁，有锁效率就会受到影响，而且CPU核心数越多，竞争就越激烈。NUMA的话每个CPU对应有一块内存，且这块内存在主板上离这个CPU是最近的，每个CPU优先访问这块内存，那效率自然就提高了：

UMA和NUMA

服务器的NUMA架构在中大型系统上一直非常盛行，也是高性能的解决方案，尤其在系统延迟方面表现都很优秀。ZGC是能自动感知NUMA架构并充分利用NUMA架构特性的。

Colored Pointers

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