参考：https://zhuanlan.zhihu.com/p/125765937
https://zhuanlan.zhihu.com/p/340530051
https://zhuanlan.zhihu.com/p/389896597

1.对象死亡判断

1.1引用计数（循环引用问题）

1.2可达性分析

2.垃圾收集算法

2.1 标记复制

2.2 标记-清除

2.3 标记-整理

3.HotSpot算法细节

3.1 GC Root枚举

当所有线程停下来的时候，并不需要一个不漏的检查完所有执行上下文和全局引用位置，虚拟机应该是有办法直接知道哪些地方存放着对象引用。在HotSpot的实现中，是使用一组称为OopMap的数据结构来达到目的的。

OopMap存储两种对象引用：
1、对象内的引用
在类加载完的时候，HotSpot就把对象内什么偏移量上是什么类型的数据计算出来。
2、栈、寄存器中引用
在JIT编辑过程中，也会在特定的位置记录下栈和寄存器中哪些位置是引用。这样，GC在扫描的时候就知道这些信息了。通过OopMap垃圾收集器就可以更快的找到GC Roots，并且更快的完成GC Roots的枚举，大概展示如下图：image.png

3.2 线程中断点：安全点(Safe Point)

安全点是程序能够停顿的位置。即程序不是在任何时候停顿下来进行GC，只有到了安全点才去更新OopMap和停顿，等待GC完成在继续执行。

1.安全点设置目的
有了OopMap，HotSpot就能很快的完成GC Roots的枚举。但是每一行代码都有可能使引用变化，就需要更新OopMap，如果每一行都执行一次OopMap更新，肯定是不科学的，所以就有了安全点（safe point）。
2.安全点选择标准
是否就有让程序长时间执行的特征。一条指令执行时间都很短，而一段程序一般不会说因为很长的指令流而造成长时间的运行，所以一般都是在指令复用的地方出现。比如：方法调用、循环跳转、异常跳转。
3.抢断式中断
在GC发生时，系统直接终端所有线程，如果发现没有在安全点的线程，再恢复该线程让他跑到安全点。现在几乎没有虚拟机采用这种方式。
4.主动式中断
当GC需要中断线程时，设置一个标志，各个线程去轮询这个标志，发现需要中断，线程就自己中断。轮询点和安全点在一个地方，在加上创建对象需要分配内存的地方。实现方式：设置一个内存不可读，当线程访问这个内存就会产生一个自陷异常信号，预先注册的异常处理器中捕获这个异常暂停线程。通过一个指令和一个异常处理器就实现了这个功能。

3.3 安全区域（Safe Region）

安全点解决了正在执行的线程中断问题，我们知道线程还有没执行的状态，比如线程是Sleep、Blocked状态。这些线程不能自己走到安全点。如果休眠的线程在GC途中醒来，在线程运行到安全点之前就会有可能修改对象的引用关系。所以我们需要在线程醒来的时候如果正在GC那么也中断。

安全区域就是在一段代码中引用关系不会发生变化。所以在这个区域内任何地方GC都是安全的。在执行到安全区的时线程会标识自己处于安全区中，当离开安全区时，就需要检查系统是否已经完成枚举GC Roots（或者整个GC过程），如果已经完成那么线程继续执行，否则就等待。

线程的Sleep、Blocked（这个区域内当前线程肯定不会改变对象引用）就被包含在安全区中，也就是说只要线程Sleep那么他就处于安全区，一旦Sleep时间到线程继续执行，首先就要判断是否能够离开安全区。
image.png

3.4 记忆集和卡表

1.记忆集

为了解决对象跨代引用的问题，垃圾回收器在新生代建立记忆集的数据结构。记忆集将老年代划分为若干小块，标识出那一块区域存在跨代引用。发生Minor GC时，只需要扫描包含跨代引用的老年代区域，将其加入GC Root中

2.卡表

卡表是记忆集的一种具体实现形式

image.png
一个卡页的内存中通常包含不止一个对象，只要卡页内有一个（或更多）对象的字段存在着跨代指针，那就将对应卡表的数组元素的值标识为1，成这个元素变脏（Dirty），没有则标识为0。在垃圾收集发生时，只要筛选出卡表中变脏的元素，就能轻易得出哪些卡页内存块中包含跨代指针，把他们加入GC Roots中一并扫描。

3.5 可达性分析-三色标记

从GC Roots开始遍历，可达的就是存活，不可达的就回收。
image.png
标记的过程大致如下：

  1. 刚开始，所有的对象都是白色，没有被访问。
  2. 将GC Roots直接关联的对象置为灰色。
  3. 遍历灰色对象的所有引用，灰色对象本身置为黑色，引用置为灰色。
  4. 重复步骤3，直到没有灰色对象为止。
  5. 结束时，黑色对象存活，白色对象回收。

这个过程正确执行的前提是没有其他线程改变对象间的引用关系，然而，并发标记的过程中，用户线程仍在运行，因此就会产生漏标和错标的情况。

错标只有在满足下面两种情况下才会发生：
image.png
只要打破任一条件，就可以解决错标的问题。
原始快照打破的是第一个条件：当灰色对象指向白色对象的引用被断开时，就将这条引用关系记录下来。当扫描结束后，再以这些灰色对象为根，重新扫描一次。相当于无论引用关系是否删除，都会按照刚开始扫描时那一瞬间的对象图快照来扫描。
增量更新打破的是第二个条件：当黑色指向白色的引用被建立时，就将这个新的引用关系记录下来，等扫描结束后，再以这些记录中的黑色对象为根，重新扫描一次。相当于黑色对象一旦建立了指向白色对象的引用，就会变为灰色对象。


4.垃圾回收器

4.1 CMS

image.png
1、初试标记
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。初始标记的过程是需要触发STW的，不过这个过程非常快，而且初试标记的耗时不会因为堆空间的变大而变慢，是可控的，因此可以忽略这个过程导致的短暂停顿。
2、并发标记
并发标记就是将初始标记的对象进行深度遍历，以这些对象为根，遍历整个对象图，这个过程耗时较长，而且标记的时间会随着堆空间的变大而变长。不过好在这个过程是不会触发STW的，用户线程仍然可以工作，程序依然可以响应，只是程序的性能会受到一点影响。因为GC线程会占用一定的CPU和系统资源，对处理器比较敏感。CMS默认开启的GC线程数是：(CPU核心数+3)/4，当CPU核心数超过4个时，GC线程会占用不到25%的CPU资源，如果CPU数不足4个，GC线程对程序的影响就会非常大，导致程序的性能大幅降低。
3、重新标记
由于并发标记时，用户线程仍在运行，这意味着并发标记期间，用户线程有可能改变了对象间的引用关系，可能会发生两种情况：一种是原本不能被回收的对象，现在可以被回收了，另一种是原本可以被回收的对象，现在不能被回收了。针对这两种情况，CMS需要暂停用户线程，进行一次重新标记。
4、并发清理
重新标记完成后，就可以并发清理了。这个过程耗时也比较长，且清理的开销会随着堆空间的变大而变大。不过好在这个过程也是不需要STW的，用户线程依然可以正常运行，程序不会卡顿，不过和并发标记一样，清理时GC线程依然要占用一定的CPU和系统资源，会导致程序的性能降低。

4.2 G1

image.png
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堆空间划分为多个大小相等的独立区域（Region），每个Region都可以成为 Eden空间、Survivor空间、老年代空间。

这种思想上的转变和设计，使得G1可以面向堆内存任何部分来组成回收集来进行回收，衡量标准不再是它属于哪个分代，而是哪块内存存放的垃圾最多，回收收益最大，这就是G1收集器的 Mixed GC模式，即混合GC模式。

Region还有一类特殊的 Humongous 区域，专门用来存储大对象。G1认为只要大小超过了一个Region容量一半的对象即可判定为大对象。如果是那些超过了整个Region容量的超大对象，将会放在连续 N 个 Humongous Region区域。

G1的记忆集可以理解为一个哈希表，Key就是别的Region的起始地址，Value就是卡表的索引号集合。
image.png

1.初始标记(Initial Marking)：这阶段仅仅只是标记GC Roots能直接关联到的对象并修改TAMS(Next Top at Mark Start)的值，让下一阶段用户程序并发运行时，能在正确的可用的Region中创建新对象，这阶段需要停顿线程，但是耗时很短。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 Roots开始对堆的对象进行可达性分析，递归扫描整个堆里的对象图，找出存活的对象，这阶段耗时较长，但是可以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。可以自由选择多个Region来构成会收集，然后把回收的那一部分Region中的存活对象==复制==到空的Region中，在对那些Region进行清空。

除了并发标记外，其余过程都要 STW

4.3 CMS VS G1

  1. G1从整体上来看是 标记-整理 算法，但从局部（两个Region之间）是复制算法。而CMS是 标记-清除算法 所以说，G1不会产生内存碎片，而CMS会产生内存碎片
  2. CMS使用了 写后屏障来维护卡表，而G1不仅使用了写后屏障来维护卡表，还是用了 写前屏障来跟踪并发时的指针变化情况（为了实现原始快照）。
  3. CMS对Java堆内存使用的是传统的 新生代和老年代划分方法，而G1使用的全新的划分方法。
  4. CMS收集器只收集老年代，可以配合新生代的Serial和ParNew收集器一起使用。G1收集器收集范围是老年代和新生代。不需要结合其他收集器使用
  5. CMS使用 增量更新解决并发标记下出现的错误标记问题，而G1使用原始快照解决