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《对象搜索算法与回收算法》介绍了垃圾回收的基础算法，相当于垃圾回收的方法论。接下来就详细看看垃圾回收的具体实现。

上文提到过现代的商用虚拟机的都是采用分代收集的，不同的区域用不同的收集器。常用的 7 种收集器，其适用的范围如图所示

Serial、ParNew、Parallel Scavenge 用于新生代；
CMS、Serial Old、Paralled Old 用于老年代。并且他们相互之间以相对固定的组合使用（具体组合关系如上图）。G1 是一个独立的收集器不依赖其他 6 种收集器。ZGC 是目前 JDK 11 的实验收集器。

下面来看看各个收集器的特性

Serial 收集器

Serial，是单线程执行垃圾回收的。当需要执行垃圾回收时，程序会暂停一切手上的工作，然后单线程执行垃圾回收。

因为新生代的特点是对象存活率低，所以收集算法用的是复制算法，把新生代存活对象复制到老年代，复制的内容不多，性能较好。

单线程地好处就是减少上下文切换，减少系统资源的开销。但这种方式的缺点也很明显，在 GC 的过程中，会暂停程序的执行。若 GC 不是频繁发生，这或许是一个不错的选择，否则将会影响程序的执行性能。对于新生代来说，区域比较小，停顿时间短，所以比较使用。

ParNew 收集器

ParNew 同样用于新生代，是 Serial 的多线程版本，并且在参数、算法（同样是复制算法）上也完全和 Serial 相同。

Par 是 Parallel 的缩写，但它的并行仅仅指的是收集多线程并行，并不是收集和原程序可以并行进行。ParNew 也是需要暂停程序一切的工作，然后多线程执行垃圾回收。

因为是多线程执行，所以在多 CPU 下，ParNew 效果通常会比 Serial 好。但如果是单 CPU 则会因为线程的切换，性能反而更差。

Parallel Scavenge 收集器

新生代的收集器，同样用的是复制算法，也是并行多线程收集。与 ParNew 最大的不同，它关注的是垃圾回收的吞吐量。

这里的吞吐量指的是总时间与垃圾回收时间的比例。这个比例越高，证明垃圾回收占整个程序运行的比例越小。

Parallel Scavenge 收集器提供两个参数控制垃圾回收的执行：

-XX:MaxGCPauseMillis，最大垃圾回收停顿时间。这个参数的原理是空间换时间，收集器会控制新生代的区域大小，从而尽可能保证回收少于这个最大停顿时间。简单的说就是回收的区域越小，那么耗费的时间也越小。
所以这个参数并不是设置得越小越好。设太小的话，新生代空间会太小，从而更频繁的触发 GC。
-XX:GCTimeRatio，垃圾回收时间与总时间占比。这个是吞吐量的倒数，原理和 MaxGCPauseMillis 相同。

因为 Parallel Scavenge 收集器关注的是吞吐量，所以当设置好以上参数的时候，同时不想设置各个区域大小（新生代，老年代等）。可以开启 -XX:UseAdaptiveSizePolicy 参数，让 JVM 监控收集的性能，动态调整这些区域大小参数。

Serial Old 收集器

老年代的收集器，与 Serial 一样是单线程，不同的是算法用的是标记 - 整理（Mark-Compact）。

因为老年代里面对象的存活率高，如果依旧是用复制算法，需要复制的内容较多，性能较差。并且在极端情况下，当存活为 100% 时，没有办法用复制算法。所以需要用 Mark-Compact，以有效地避免这些问题。

Parallel Old 收集器

老年代的收集器，是 Parallel Scavenge 老年代的版本。其中的算法替换成 Mark-Compact。

CMS 收集器

CMS，Concurrent Mark Sweep，同样是老年代的收集器。它关注的是垃圾回收最短的停顿时间（低停顿），在老年代并不频繁 GC 的场景下，是比较适用的。

命名中用的是 concurrent，而不是 parallel，说明这个收集器是有与工作执行并发的能力的。MS 则说明算法用的是 Mark Sweep 算法。

来看看具体地工作原理。CMS 整个过程比之前的收集器要复杂，整个过程分为四步：

初始标记（initial mark），单线程执行，需要 “Stop The World”，但仅仅把 GC Roots 的直接关联可达的对象给标记一下，由于直接关联对象比较小，所以这里的速度非常快。
并发标记（concurrent mark），对于初始标记过程所标记的初始标记对象，进行并发追踪标记，此时其他线程仍可以继续工作。此处时间较长，但不停顿。
重新标记（remark），在并发标记的过程中，由于可能还会产生新的垃圾，所以此时需要重新标记新产生的垃圾。此处执行并行标记，与用户线程不并发，所以依然是 “Stop The World”，时间比初始时间要长一点。
并发清除（concurrent sweep），并发清除之前所标记的垃圾。其他用户线程仍可以工作，不需要停顿。

由于最耗费时间的并发标记与并发清除阶段都不需要暂停工作，所以整体的回收是低停顿的。

由于 CMS 以上特性，缺点也是比较明显的，

Mark Sweep 算法会导致内存碎片比较多
CMS 的并发能力依赖于 CPU 资源，所以在 CPU 数少和 CPU 资源紧张的情况下，性能较差
并发清除阶段，用户线程依然在运行，所以依然会产生新的垃圾，此阶段的垃圾并不会再本次 GC 中回收，而放到下次。所以 GC 不能等待内存耗尽的时候才进行 GC，这样的话会导致并发清除的时候，用户线程可以了利用的空间不足。所以这里会浪费一些内存空间给用户线程预留。

有人会觉得既然 Mark Sweep 会造成内存碎片，那么为什么不把算法换成 Mark Compact 呢？

答案其实很简答，因为当并发清除的时候，用 Compact 整理内存的话，原来的用户线程使用的内存还怎么用呢？要保证用户线程能继续执行，前提的它运行的资源不受影响嘛。Mark Compact 更适合 “Stop the World” 这种场景下使用。

G1 收集器

G1，Garbage First，在 JDK 1.7 版本正式启用，是当时最前沿的垃圾收集器。G1 可以说是 CMS 的终极改进版，解决了 CMS 内存碎片、更多的内存空间登问题。虽然流程与 CMS 比较相似，但底层的原理已是完全不同。

高效益优先。G1 会预测垃圾回收的停顿时间，原理是计算老年代对象的效益率，优先回收最大效益的对象。

堆内存结构的不同。以前的收集器分代是划分新生代、老年代、持久代等。

G1 则是把内存分为多个大小相同的区域 Region，每个 Region 拥有各自的分代属性，但这些分代不需要连续。

这样的分区可以有效避免内存碎片化问题。

但是这样同样会引申一个新的问题，就是分代的内存不连续，导致在 GC 搜索垃圾对象的时候需要全盘扫描找出引用内存所在。

为了解决这个问题，G1 对于每个 Region 都维护一个 Remembered Set，用于记录对象引用的情况。当 GC 发生的时候根据 Remembered Set 的引用情况去搜索。

两种 GC 模式：

Young GC，关注于所有年轻代的 Region，通过控制收集年轻代的 Region 个数，从而控制 GC 的回收时间。
Mixed GC，关注于所有年轻代的 Region，并且加上通过预测计算最大收益的若干个老年代 Region。

整体的执行流程：

初始标记（initial mark），标记了从 GC Root 开始直接关联可达的对象。STW（Stop the World）执行。
并发标记（concurrent marking），并发标记初始标记的对象，此时用户线程依然可以执行。
最终标记（Remark），STW，标记再并发标记过程中产生的垃圾。
筛选回收（Live Data Counting And Evacuation），评估标记垃圾，根据 GC 模式回收垃圾。STW 执行。

在 Region 层面上，整体的算法偏向于 Mark-Compact。因为是 Compact，会影响用户线程执行，所以回收阶段需要 STW 执行。

令人惊叹的 ZGC

在 JDK 11 当中，加入了实验性质的 ZGC。它的回收耗时平均不到 2 毫秒。它是一款低停顿高并发的收集器。

ZGC 几乎在所有地方并发执行的，除了初始标记的是 STW 的。所以停顿时间几乎就耗费在初始标记上，这部分的实际是非常少的。那么其他阶段是怎么做到可以并发执行的呢？

ZGC 主要新增了两项技术，一个是着色指针 Colored Pointer，另一个是读屏障 Load Barrier。

着色指针 Colored Pointer
ZGC 利用指针的 64 位中的几位表示 Finalizable、Remapped、Marked1、Marked0（ZGC 仅支持 64 位平台），以标记该指向内存的存储状态。相当于在对象的指针上标注了对象的信息。注意，这里的指针相当于 Java 术语当中的引用。

在这个被指向的内存发生变化的时候（内存在 Compact 被移动时），颜色就会发生变化。

在 G1 的时候就说到过，Compact 阶段是需要 STW，否则会影响用户线程执行。那么怎么解决这个问题呢？

读屏障 Load Barrier 由于着色指针的存在，在程序运行时访问对象的时候，可以轻易知道对象在内存的存储状态（通过指针访问对象），若请求读的内存在被着色了。那么则会触发读屏障。读屏障会更新指针再返回结果，此过程有一定的耗费，从而达到与用户线程并发的效果。

把这两项技术联合下理解，引用 R 大（RednaxelaFX）的话

与标记对象的传统算法相比，ZGC 在指针上做标记，在访问指针时加入 Load Barrier（读屏障），比如当对象正被 GC 移动，指针上的颜色就会不对，这个屏障就会先把指针更新为有效地址再返回，也就是，永远只有单个对象读取时有概率被减速，而不存在为了保持应用与 GC 一致而粗暴整体的 Stop The World。

ZGC 虽然目前还在 JDK 11 还在实验阶段，但由于算法与思想是一个非常大的提升，相信在未来不久会成为主流的 GC 收集器使用。