1.JVM内存模型

1.1 程序计数器

程序计数器（Program Counter Register）是一块较小的内存空间，它可以看作是当前线程所执行的字节码的行号指示器。

在Java虚拟机的概念模型里，字节码解释器工作时就是通过改变这个计数器的值来选取下一条需要执行的字节码指令，它是程序控制流的指示器，分支、循环、跳转、异常处理、线程恢复等基础功能都需要依赖这个计数器来完成。

由于Java虚拟机的多线程是通过线程轮流切换、分配处理器执行时间的方式来实现的，在任何一个确定的时刻，一个处理器（对于多核处理器来说是一个内核）都只会执行一条线程中的指令。因此，为了线程切换后能恢复到正确的执行位置，每条线程都需要有一个独立的程序计数器，各条线程之间计数器互不影响，独立存储，我们称这类内存区域为“线程私有”的内存。

如果线程正在执行的是一个Java方法，这个计数器记录的是正在执行的虚拟机字节码指令的地址；如果正在执行的是本地（Native）方法，这个计数器值则应为空（Undefined）。此内存区域是唯一一个在《Java虚拟机规范》中没有规定任何OutOfMemoryError情况的区域。

线程私有 没有任何异常

1.2 虚拟机栈

Java虚拟机栈（Java Virtual Machine Stack）也是线程私有的，它的生命周期与线程相同。

虚拟机栈描述的是Java方法执行的线程内存模型：每个方法被执行的时候，Java虚拟机都会同步创建一个栈帧（Stack Frame）用于存储局部变量表、操作数栈、动态连接、方法出口等信息。每一个方法被调用直至执行完毕的过程，就对应着一个栈帧在虚拟机栈中从入栈到出栈的过程。

局部变量表存放了编译期可知的各种Java虚拟机基本数据类型（boolean、byte、char、short、int、float、long、double）、对象引用（reference类型，它并不等同于对象本身，可能是一个指向对象起始地址的引用指针，也可能是指向一个代表对象的句柄或者其他与此对象相关的位置）和returnAddress类型（指向了一条字节码指令的地址）。这些数据类型在局部变量表中的存储空间以局部变量槽（Slot）来表示，其中64位长度的long和double类型的数据会占用两个变量槽，其余的数据类型只占用一个。局部变量表所需的内存空间在编译期间完成分配，当进入一个方法时，这个方法需要在栈帧中分配多大的局部变量空间是完全确定的，在方法运行期间不会改变局部变量表的大小。请读者注意，这里说的“大小”是指变量槽的数量，虚拟机真正使用多大的内存空间（譬如按照1个变量槽占用32个比特、64个比特，或者更多）来实现一个变量槽，这是完全由具体的虚拟机实现自行决定的事情。

在《Java虚拟机规范》中，对Java虚拟机栈规定了两类异常状况：如果线程请求的栈深度大于虚拟机所允许的深度，将抛出StackOverflowError异常；如果Java虚拟机栈容量可以动态扩展，当栈扩展时无法申请到足够的内存会抛出OutOfMemoryError异常。

HotSpot虚拟机的栈容量不可动态扩展， 不会由于虚拟机无法扩展而出现OutOfMemoryError，但是如果申请时就失败，还是会出现OutOfMemoryError。

线程私有 Java 虚拟机栈会出现两种错误：StackOverFlowError 和 OutOfMemoryError。


1.3 本地方法栈

本地方法栈（Native Method Stacks）与虚拟机栈所发挥的作用是非常相似的，其区别只是虚拟机栈为虚拟机执行Java方法（也就是字节码）服务，而本地方法栈则是为虚拟机使用到的本地（Native）方法服务。

《Java虚拟机规范》对本地方法栈中方法使用的语言、使用方式与数据结构并没有任何强制规定，因此具体的虚拟机可以根据需要自由实现它，甚至有的Java虚拟机（譬如Hot-Spot虚拟机）直接就把本地方法栈和虚拟机栈合二为一。

与虚拟机栈一样，本地方法栈也会在栈深度溢出或者栈扩展失败时分别抛出StackOverflowError和OutOfMemoryError异常。
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](https://blog.csdn.net/inkhk/article/details/109488498)

线程私有 异常：StackOverFlowError 和 OutOfMemoryError。


1.4 Java堆

Java堆是被所有线程共享的一块内存区域，在虚拟机启动时创建，是虚拟机所管理的内存中最大的一块。此内存区域的唯一目的就是存放对象实例。

在《Java虚拟机规范》中对Java堆的描述是：“所有的对象实例以及数组都应当在堆上分配”。

Java堆是垃圾收集器管理的内存区域，因此也被称作GC堆。从回收内存的角度看，由于现代垃圾收集器大部分都是基于分代收集理论设计的，所以Java堆中经常会出现“新生代”“老年代”“永久代”“Eden空间”“From Survivor空间”“To Survivor空间”等名词。这些区域划分是垃圾收集器的共同特性，而非某个java虚拟机具体实现的固有内存分布。

如果从分配内存的角度看，所有线程共享的Java堆中可以划分出多个线程私有的分配缓冲区（Thread Local Allocation Buffer，TLAB），以提升对象分配时的效率。不过无论从什么角度，无论如何划分，都不会改变Java堆中存储内容的共性，无论是哪个区域，存储的都只能是对象的实例，将Java堆细分的目的只是为了更好地回收内存，或者更快地分配内存。

根据《Java虚拟机规范》的规定，Java堆可以处于物理上不连续的内存空间中，但在逻辑上它应该被视为连续的，但对于大对象（典型的如数组对象），多数虚拟机实现出于实现简单、存储高效的考虑，很可能会要求连续的内存空间。

Java堆既可以被实现成固定大小的，也可以是可扩展的，不过当前主流的Java虚拟机都是按照可扩展来实现的（通过参数-Xmx和-Xms设定）。如果在Java堆中没有内存完成实例分配，并且堆也无法再扩展时，Java虚拟机将会抛出OutOfMemoryError异常。

线程共享 异常：OutOfMemoryError

1.5 方法区

方法区（Method Area）与Java堆一样，是各个线程共享的内存区域，它用于存储已被虚拟机加载的类型信息、常量、静态变量、即时编译器编译后的代码缓存等数据。

虽然《Java虚拟机规范》中把方法区描述为堆的一个逻辑部分，但是它却有一个别名叫作“非堆”（Non-Heap），目的是与Java堆区分开来。

在JDK 8以前，许多Java程序员都习惯在HotSpot虚拟机上开发、部署程序，很多人都更愿意把方法区称呼为“永久代”（Permanent Generation），或将两者混为一谈。本质上这两者并不是等价的，因为仅仅是当时的HotSpot虚拟机设计团队选择把收集器的分代设计扩展至方法区，或者说使用永久代来实现方法区而已，这样使得HotSpot的垃圾收集器能够像管理Java堆一样管理这部分内存，省去专门为方法区编写内存管理代码的工作。

当年使用永久代来实现方法区的决定并不是一个好主意，这种设计导致了Java应用更容易遇到内存溢出的问题（永久代有-XX：MaxPermSize的上限，即使不设置也有默认大小，而J9和JRockit只要没有触碰到进程可用内存的上限，例如32位系统中的4GB限制，就不会出问题），而且有极少数方法（例如String::intern()）会因永久代的原因而导致不同虚拟机下有不同的表现。

在JDK 6的时候HotSpot开发团队就有放弃永久代，逐步改为采用本地内存（NativeMemory）来实现方法区的计划了。到了JDK 7的HotSpot，已经把原本放在永久代的字符串常量池、静态变量等移出，而到了JDK 8，终于完全废弃了永久代的概念，改用与JRockit、J9一样在本地内存中实现的元空间（Meta-space）来代替，把JDK 7中永久代还剩余的内容（主要是类型信息）全部移到元空间中。

根据《Java虚拟机规范》的规定，如果方法区无法满足新的内存分配需求时，将抛出OutOfMemoryError异常。

线程共享 抛出OutOfMemoryError异常


为什么要将永久代(PermGen)替换为元空间 (MetaSpace) 呢?

  1. 整个永久代有一个 JVM 本身设置的固定大小上限，无法进行调整，而元空间使用的是直接内存，受本机可用内存的限制，虽然元空间仍旧可能溢出，但是比原来出现的几率会更小。

    当元空间溢出时会得到如下错误： java.lang.OutOfMemoryError: MetaSpace

  • -XX：MaxMetaspaceSize 标志设置最大元空间大小，默认值为 unlimited，这意味着它只受系统内存的限制。
  • -XX：MetaspaceSize 调整标志定义元空间的初始大小如果未指定此标志，则 Metaspace 将根据运行时的应用程序需求动态地重新调整大小。
  1. 元空间里面存放的是类的元数据，这样加载多少类的元数据就不由 MaxPermSize 控制了, 而由系统的实际可用空间来控制，这样能加载的类就更多了。
  2. 在 JDK8，合并 HotSpot 和 JRockit 的代码时, JRockit 从来没有一个叫永久代的东西, 合并之后就没有必要额外的设置这么一个永久代的地方了。

1.6 运行时常量池

运行时常量池（Runtime Constant Pool）是方法区的一部分。Class文件中除了有类的版本、字段、方法、接口等描述信息外，还有一项信息是常量池表（Constant Pool Table），用于存放编译期生成的各种字面量与符号引用，这部分内容将在类加载后存放到方法区的运行时常量池中。

运行时常量池相对于Class文件常量池的另外一个重要特征是具备动态性，Java语言并不要求常量一定只有编译期才能产生，也就是说，并非预置入Class文件中常量池的内容才能进入方法区运行时常量池，运行期间也可以将新的常量放入池中，这种特性被开发人员利用得比较多的便是String类的intern()方法。

既然运行时常量池是方法区的一部分，自然受到方法区内存的限制，当常量池无法再申请到内存时会抛出OutOfMemoryError异常。

1.7 直接内存

直接内存（Direct Memory）并不是虚拟机运行时数据区的一部分，也不是《Java虚拟机规范》中定义的内存区域。但是这部分内存也被频繁地使用，而且也可能导致OutOfMemoryError异常出现，所以我们放到这里一起讲解。

在JDK 1.4中新加入了NIO（New Input/Output）类，引入了一种基于通道（Channel）与缓冲区（Buffer）的I/O方式，它可以使用Native函数库直接分配堆外内存，然后通过一个存储在Java堆里面的DirectByteBuffer对象作为这块内存的引用进行操作。这样能在一些场景中显著提高性能，因为避免了在Java堆和Native堆中来回复制数据。

2.对象的创建

HotSpot虚拟机在Java堆中对象分配、布局和访问过程：

2.1 对象创建

  1. 首先会检查这个指令的参数是否能在常量池中定位到一个类的符号引用，并检查这个符号引用代表的类是否被加载、解析和初始化。如果没有执行类加载。
  2. 类加载检查通过后，接下来虚拟机将为新生对象分配内存
    1. 指针碰撞：Java堆中的内存是绝对工整的，分配内存就仅仅是把那个指针向空闲的方向挪动一段与对象大小相等的距离。
    2. 空闲列表：虚拟机维护一个空闲列表，记录哪一块内存是可用的。在分配的时候在列表中找到一块足够大的空间划分给对象实例，并更新列表的记录。
  3. 内存分配完毕后，虚拟机必须将分配到的内存空间都初始化为零值。保证了对象的实例字段在Java中可以不用赋初值就可以使用，使程序能访问到这些字段的数据类型所对应的零值。
  4. 接下来Java虚拟机对对象进行必要的设置。对象是哪个类的实例、如何才能找到类的元数据信息、对象的哈希码、对象的GC分代年龄等信息。这些信息存放在对象的对象头（Object Header）之中。

  5. new 指令之后会执行对象的构造方法，按照程序员的意愿对对象进行初始化，这样一个真正可用的对象才算被完全构造出来。

    2.2 对象的内存布局

    在HotSpot虚拟机中，对象在堆中布局可以划分为三个部分：对象头、实例数据和对齐填充。

  6. 对象头

    1. 用于存储对象自身的运行时数据。如哈希码、GC分代年龄、线程持有的锁、偏向线程ID、偏向时间戳等。官方称为“Mark Word”
    2. 类型指针，即对象指向它的类型元数据的指针，Java通过这个指针来确定该对象是哪个对象的实例。如果是数组，那么对象头中还需要一块用于记录数组长度的数据。
  7. 实例数据：是对象真正存储的有效信息，即是我们在代码里定义的各种类型的字段内容。

  8. 对齐填充：起占位符作用。由于HotSpot虚拟机的自动内存管理系统要求对象的起始地址必须是8字节的整数倍，也就是任何对象的大小都必须是8字节的整数倍。

    2.3 对象的访问定位

    Java程序会通过栈上的Reference数据来操作对上的具体对象。对象的访问方式也是由虚拟机实现而定的，主流的方式有以下两种：

  9. 句柄：Java堆中将可能划分一块内存作为句柄池，reference中存储的就是对象的句柄地址，而句柄中包含了对象实例数据和类型数据各自具体的地址信息。

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优点：reference中存储的是稳定的句柄地址，在对象的移动时（垃圾回收时）只会改变句柄中的实例数据指针，而reference不会改变。

  1. 直接指针：Java堆中对象的内存布局就必须考虑如何放置访问类型数据的相关信息，reference中存储的就直接是对象的地址，如果只是访问对象本身的话，就不需要多一次间接的访问的开销。

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优点：最大的好处就是更快，它节省了指针定位的时间开销，HotSpot主要使用此方式。

3.OutOfMemoryError异常

3.1 Java堆溢出

将堆的最小值-Xms参数与最大值-Xmx参数设置为一样即可避免堆自动扩展，通过参数-XX：+HeapDumpOnOutOf-MemoryError可以让虚拟机在出现内存溢出异常的时候Dump出当前的内存堆转储快照以便进行事后分析

  1. 首先确认内存中导致OOM的对象是否是必要的，也就是要分清楚到底是出现了内存泄露还是内存溢出。（https://blog.csdn.net/tanga842428/article/details/52452369）
    1. 如果是内存泄露，可进一步通过工具查看泄露对象到GC Roots的引用链，找到泄漏对象是通过怎样的引用路径、与哪些GC Roots相关联，才导致垃圾收集器无法回收它们，根据泄漏对象的类型信息以及它到GC Roots引用链的信息，一般可以比较准确地定位到这些对象创建的位置，进而找出产生内存泄漏的代码的具体位置。
    2. 如果不是内存泄漏，换句话说就是内存中的对象确实都是必须存活的，那就应当检查Java虚拟机的堆参数（-Xmx与-Xms）设置，与机器的内存对比，看看是否还有向上调整的空间。再从代码上检查是否存在某些对象生命周期过长、持有状态时间过长、存储结构设计不合理等情况，尽量减少程序运行期的内存消耗。


3.2 虚拟机栈和本地方法栈溢出

栈容量只能由-Xss参数来设定。

关于虚拟机栈和本地方法栈，在《Java虚拟机规范》中描述了两种异常：
1）如果线程请求的栈深度大于虚拟机所允许的最大深度，将抛出StackOverflowError异常。
2）如果虚拟机的栈内存允许动态扩展，当扩展栈容量无法申请到足够的内存时，将抛出OutOfMemoryError异常。

3.3 方法区和运行时常量池溢出

由于运行时常量池是方法区的一部分，所以这两个区域的溢出测试可以放到一起进行。

String::intern()是一个本地方法，它的作用是如果字符串常量池中已经包含一个等于此String对象的字符串，则返回代表池中这个字符串的String对象的引用；否则，会将此String对象包含的字符串添加到常量池中，并且返回此String对象的引用。

在JDK 6或更早之前的HotSpot虚拟机中，常量池都是分配在永久代中，我们可以通过-XX：PermSize和-XX：MaxPermSize限制永久代的大小，即可间接限制其中常量池的容量。

无论是在JDK 7中继续使用-XX：MaxPermSize参数或者在JDK 8及以上版本使用-XX：MaxMeta-spaceSize参数把方法区容量同样限制在6MB，也都不会重现JDK 6中的溢出异常，循环将一直进行下去，永不停歇。

在JDK 8以后，永久代便完全退出了历史舞台，元空间作为其替代者登场。在默认设置下，前面列举的那些正常的动态创建新类型的测试用例已经很难再迫使虚拟机产生方法区的溢出异常了。不过为了让使用者有预防实际应用里出现类似于代码清单2-9那样的破坏性的操作，HotSpot还是提供了一些参数作为元空间的防御措施，主要包括：

  • -XX：MaxMetaspaceSize：设置元空间最大值，默认是-1，即不限制，或者说只受限于本地内存大小。
  • -XX：MetaspaceSize：指定元空间的初始空间大小，以字节为单位，达到该值就会触发垃圾收集进行类型卸载，同时收集器会对该值进行调整：如果释放了大量的空间，就适当降低该值；如果释放了很少的空间，那么在不超过-XX：MaxMetaspaceSize（如果设置了的话）的情况下，适当提高该值。
  • -XX：MinMetaspaceFreeRatio：作用是在垃圾收集之后控制最小的元空间剩余容量的百分比，可减少因为元空间不足导致的垃圾收集的频率。类似的还有-XX：Max-MetaspaceFreeRatio，用于控制最大的元空间剩余容量的百分比。

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](https://blog.csdn.net/inkhk/article/details/109488498)

3.4 本机直接内存溢出

直接内存（Direct Memory）的容量大小可通过-XX：MaxDirectMemorySize参数来指定，如果不去指定，则默认与Java堆最大值（由-Xmx指定）一致。

4.垃圾收集器与内存分配策略

程序计数器、虚拟机栈、本地方法栈3个区域线程私有，随线程生死。栈中的栈帧内存可说是在编译时便确定的。几个区域的内存分配与回收都具备有确定性。
Java Heap与方法区的分配是在运行时不断变化的，分配与回收是动态的，因而需要垃圾收集器。

4.1 对象已死

在堆里面存放着Java世界中几乎所有的对象实例，垃圾收集器在对堆进行回收前，第一件事情就是要确定这些对象之中哪些还“存活”着，哪些已经“死去”（“死去”即不可能再被任何途径使用的对象）了。

引用计数法

引用计数法：在对象中添加一个引用计数器，每当有一个地方引用它时，计数器就加一；当引用失效时，计数器就减一；任何时候计数器为零的对象就是不可能再被使用的。

优点：原理简单，判定效率也很高。 缺点：很难解决对象之间相互引用的问题。

可达性分析法

可达性分析法：通过一系列称为“GC Roots”的根对象作为起始节点集，从这些节点开始，根据引用关系向下搜索，搜索过程走过的路径称为“引用链”。如果某个对象到GC Roots没有任何引用链相连，或者说从GC Roots到该对象不可达时，证明此对象时不可能被使用了。
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在Java技术中，固定可作为GC Roots的对象包括以下种：

  • 虚拟机栈（栈帧中的本地变量表）中引用的对象。譬如各个线程被调用的方法堆栈中使用到的参数、局部变量、临时变量等。
  • 在方法区静态属性引用的对象，譬如Java类的引用类型静态变量。
  • 在方法区中常量引用的对象，譬如字符串常量池（String Table）里的引用。
  • 在本地方法栈中JNI（Native方法）引用的对象
  • Java虚拟机内部的引用，如基本数据类型对应的Class对象，一些常驻的异常对象（比如NullPointExcepiton、OutOfMemoryError）等，还有系统类加载器。
  • 所有被同步锁（synchronized）持有的对象
  • 反应Java虚拟机内部情况的JMXBean、JVMTI中注册的回调、本地代码缓存等。

除了这些固定的GC Roots集合以外，根据用户所选用的垃圾收集器以及当前回收的内存区域不同，还可以有其他对象“临时性”地加入，共同构成完整GC Roots集合。

4种引用

在JDK1.2之后，Java将引用分为强引用、软引用、弱引用和虚引用，引用强度依次减弱。

  1. 强引用：是值程序代码中普遍存在的引用赋值，即类似Object obj=new Object()这种引用关系。无论任何情况下，只要强引用关系存在，垃圾回收器就永远不会回收被引用的对象。
  2. 软引用：描述一些还有用，但非必须的对象。只要软引用关联着对象，在系统将要发生内存溢出异常前，会把这些对象列进回收范围之中进行第二次回收，如果这次回收没有足够的内存，才会抛出内存溢出异常。JDK1.2以后提供SoftReference类来实现软引用
  3. 弱引用：用来描述那些非必须对象，但是它的强度比软引用更弱一些，被弱引用关联的对象只能生存到下一次垃圾收集发生为止。当垃圾回收器开始工作，无论当前内存是否足够，都会回收掉只被软引用关联的对象。JDK1.2之后提供WeakReference类来实现。
  4. 虚引用：也称为“幽灵引用”、“幻影引用”，他是一种最弱的引用关系。一个对象是否有虚引用的存在，完全不会对其生存时间构成影响，也无法通过虚引用来取得一个对象实例。为一个对象设置虚引用关联的唯一目的只是为了能在这个对象被收集器回收时收到一个系统通知。在JDK1.2后，提供PhantomReference来实现。

生存还是死亡

要真正宣告一个对象死亡，至少需要经历两次标记的过程：

  1. 如果对象在进行可达性分析后发现没有与GC Roots相连接的引用链，那它将会被第一次标记，随后进行一次筛选，筛选的条件是此对象是否有必要执行finalize()方法。加入对象没有覆盖finalize()方法，或者finalize()方法已经被虚拟机调用过，那么虚拟机将这两种情况都视为“没有必要执行”。
    1. 如果这个对象被判断为有必要执行finalize()方法，那么该对象会放置在一个名为F-Queue的队列中，并在稍后由一条虚拟机自动建立、低调度优先级的Finalizer线程去执行它们的finalize()方法。
    2. 这里所说的“执行”是指虚拟机会触发这个方法开始运行，但并不承诺一定会等待它运行结束。这样做的原因是，如果某个对象的finalize()方法执行缓慢，或者更极端地发生了死循环，将很可能导致F-Queue队列中的其他对象永久处于等待，甚至导致整个内存回收子系统的崩溃。finalize()方法是对象逃脱死亡命运的最后一次机会，稍后收集器将对F-Queue中的对象进行第二次小规模的标记，如果对象要在finalize()中成功拯救自己——只要重新与引用链上的任何一个对象建立关联即可，譬如把自己（this关键字）赋值给某个类变量或者对象的成员变量，那在第二次标记时它将被移出“即将回收”的集合；如果对象这时候还没有逃脱，那基本上它就真的要被回收了。
  2. 任何对象的finalize()方法只会被系统调用一次，如果面临下一次回收，它的finalize()方法不会再次执行，因此第二段代码的自救行动就失败了。

回收方法区

在Java堆中，尤其是在新生代中，对常规应用进行一次垃圾收集通常可以回收70%至99%的内存空间，相比之下，方法区回收囿于苛刻的判定条件，其区域垃圾收集的回收成果往往远低于此。
方法区的垃圾收集主要回收两部分内容：废弃的常量和不再使用的类型。

4.2 垃圾收集算法

从如何判定对象消亡的角度出发，垃圾收集算法可以划分为“引用计数式垃圾收集”（Reference Counting GC）和“追踪式垃圾收集”（Tracing GC）两大类，这两类也常被称作“直接垃圾收集”和“间接垃圾收集”。

分代收集理论

  1. 分代假说
    1. 弱分代假说：绝大多数对象都是朝生熄灭的。
    2. 强分代假说：熬过越多次垃圾收集过程的对象越难以消亡。
    3. 跨代引用假说：跨代引用相对于同代引用来说仅占少数。

  2. 统一定义：

    1. 部分收集（Partial GC）：指目标不是完整收集整个Java堆的垃圾收集，其中又分为：
      1. 新生代收集（Minor GC/Young GC）：指目标只是新生代的垃圾收集。
      2. 老年代收集（Major GC/Old GC）：指目标只是老年代的垃圾收集。目前只有CMS收集器会有单独收集老年代的行为。另外请注意“Major GC”这个说法现在有点混淆，在不同资料上常有不同所指，读者需按上下文区分到底是指老年代的收集还是整堆收集。
      3. 混合收集（Mixed GC）：指目标是收集整个新生代以及部分老年代的垃圾收集。目前只有G1收集器会有这种行为。
    2. 整堆收集（Full GC）：收集整个Java堆和方法区的垃圾收集。

      标记-清除算法

      该算法分为“标记”和“清除”两个阶段：

  3. 过程：首先标记出所有需要回收的对象，标记过程就是对象是否属于垃圾的判断过程；在标记完成后，统一回收掉所有被标记的对象，也可以反过来，统一回收未标记的对象。

  4. 缺点：
    1. 执行效率不稳定，如果Java堆中包含大量对象，而且其中大部分是需要被回收的，这时必须进行大量标记和清除动作，导致标记和清除两个过程的执行效率都随对象数量增长而降低。
    2. 内存空间碎片化问题，标记、清除后会产生大量不连续的内存碎屏，空间碎片太多可能会导致当以后在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。

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标记-复制算法

常被简称复制算法。
为了解决标记-清除算法对大量可回收对象时效率低的问题。

  1. 过程：将可用内存按容量划分为大小相等的两块，每一次只使用其中一块。当这一块内存用完了，就将还存活的对象复制到另一块上面，然后再把自己已使用的内存一次清理掉。

  2. 缺点：

    1. 如果内存中多数对象都是存活的，这种算法将会产生大量的内存复制开销，但对于多数对象都是可回收的情况，算法需要复制的就是占少数的存活对象，而且每次都是针对整个半区进行内存回收，分配内存时也不用考虑有空间碎片的复杂情况，只要移动堆顶指针，按顺序分配即可。
    2. 将可用内存缩小到了原来的一半，空间浪费太多。

  3. Appel式回收的具体做法是把新生代分为一块较大的Eden空间和两块较小的Survivor空间，每次分配内存只使用Eden和其中一块Survivor。发生垃圾搜集时，将Eden和Survivor中仍然存活的对象一次性复制到另外一块Survivor空间上，然后直接清理掉Eden和已用过的那块Survivor空间。HotSpot虚拟机默认Eden和Survivor的大小比例是8∶1，也即每次新生代中可用内存空间为整个新生代容量的90%（Eden的80%加上一个Survivor的10%），只有一个Survivor空间，即10%的新生代是会被“浪费”的。


  1. 当然，98%的对象可被回收仅仅是“普通场景”下测得的数据，任何人都没有办法百分百保证每次回收都只有不多于10%的对象存活，因此Appel式回收还有一个充当罕见情况的“逃生门”的安全设计，当Survivor空间不足以容纳一次Minor GC之后存活的对象时，就需要依赖其他内存区域（实际上大多就是老年代）进行分配担保（Handle Promotion）。如果另外一块Survivor空间没有足够空间存放上一次新生代收集下来的存活对象，这些对象便将通过分配担保机制直接进入老年代，这对虚拟机来说就是安全的。

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标记-复制算法在对象存活率较高时就要进行较多的复制操作，效率将会降低。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

标记-整理算法

针对老年代的存亡特征，提出了标记-整理算法，其中标记过程仍与“标记-清除”算法一样，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内存一端移动，然后直接清理边界以外的内存。
Stop the world：移动存活对象，就必须全程暂停用户应用程序才能进行。
Mark-compact：吞吐量（用户程序与收集器的效率总和）更高， 但内存回收更复杂。
Mark-sweep：停顿时间更短，但是很多碎片空间。
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4.3 经典垃圾收集器

图3-6展示了七种作用于不同分代的收集器，如果两个收集器之间存在连线，就说明它们可以搭配使用，图中收集器所处的区域，则表示它是属于新生代收集器抑或是老年代收集器。
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Serial收集器

Serial收集器是一个单线程工作的收集器，它进行垃圾收集时，必须暂停其他所有工作线程，直到它收集结束。
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迄今为止，它依然是HotSpot虚拟机运行在客户端模式下的默认新生代收集器， 是所有收集器中额外内存消耗最少的。

Serial Old收集器

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。
这个收集器的主要意义也是供客户端模式下的HotSpot虚拟机使用。

如果在服务端模式下，它也可能有两种用途：一种是在JDK 5以及之前的版本中与Parallel Scavenge收集器搭配使用，另外一种就是作为CMS收集器发生失败时的后备预案，在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。
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ParNew收集器

ParNew收集器实际上是Serial收集器的多线程版本，除了同时使用多条线程进行垃圾收集之外，其余的行为包括Serial收集器可用的所有控制参数（例如：-XX：SurvivorRatio、-XX：PretenureSizeThreshold、-XX：HandlePromotionFailure等）、收集算法、Stop The World、对象分配规则、回收策略等都与Serial收集器完全一致，在实现上这两种收集器也共用了相当多的代码。ParNew收集器的工作过程如图3-8所示。
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ParNew收集器除了支持多线程并行收集之外，它也是不少运行在服务端模式下的HotSpot虚拟机，尤其是JDK 7之前的遗留系统中首选的新生代收集器，其中有一个与功能、性能无关但其实很重要的原因是：除了Serial收集器外，目前只有它与能与CMS收集器配合工作。

Parallel Scavenge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）。
所谓吞吐量就是处理器用于运行用户代码的时间与处理器总消耗时间的比值，即：
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Parallel Scavenge收集器提供了两个参数用于精确控制吞吐量，分别是控制最大垃圾收集停顿时间的-XX：MaxGCPauseMillis参数以及直接设置吞吐量大小的-XX：GCTimeRatio参数。

  1. -XX：MaxGCPauseMillis参数允许的值是一个大于0的毫秒数，收集器将尽力保证内存回收花费的时间不超过用户设定值。不过大家不要异想天开地认为如果把这个参数的值设置得更小一点就能使得系统的垃圾收集速度变得更快，垃圾收集停顿时间缩短是以牺牲吞吐量和新生代空间为代价换取的：系统把新生代调得小一些，收集300MB新生代肯定比收集500MB快，但这也直接导致垃圾收集发生得更频繁，原来10秒收集一次、每次停顿100毫秒，现在变成5秒收集一次、每次停顿70毫秒。停顿时间的确在下降，但吞吐量也降下来了。
  2. -XX：GCTimeRatio参数的值则应当是一个大于0小于100的整数，也就是垃圾收集时间占总时间的比率，相当于吞吐量的倒数。譬如把此参数设置为19，那允许的最大垃圾收集时间就占总时间的5%（即1/(1+19)），默认值为99，即允许最大1%（即1/(1+99)）的垃圾收集时间。

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-XX：+UseAdaptiveSizePolicy
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Parallel Scavenge收集器还有一个参数-XX：+UseAdaptiveSizePolicy值得我们关注。这是一个开关参数，当这个参数被激活之后，就不需要人工指定新生代的大小（-Xmn）、Eden与Survivor区的比例（-XX：SurvivorRatio）、晋升老年代对象大小（-XX：PretenureSizeThreshold）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。这种调节方式称为垃圾收集的自适应的调节策略（GC Ergonomics）。

使用Parallel Scavenge收集器配合自适应调节策略，把内存管理的调优任务交给虚拟机去完成也许是一个很不错的选择。只需要把基本的内存数据设置好（如-Xmx设置最大堆），然后使用-XX：MaxGCPauseMillis参数（更关注最大停顿时间）或-XX：GCTimeRatio（更关注吞吐量）参数给虚拟机设立一个优化目标，那具体细节参数的调节工作就由虚拟机完成了。

自适应调节策略也是Parallel Scavenge收集器区别于ParNew收集器的一个重要特性。
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Parallel Old收集器

Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本，支持多线程并发收集，基于标记-整理算法实现。
在注重吞吐量或者处理器资源比较稀缺的场合，可优先考虑Parallel Scavenge+Parallel Old这个组合。

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CMS收集器

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。
CMS收集器基于标记-清除算法实现的，整个过程分为4步：

  1. 初始标记：仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联的对象，速度很快
  2. 并发标记：从GC Roots的直接关联对象开始遍历整个对象图的过程，这个过程耗时较长但是不需要停顿用户线程，可以与垃圾回收线程一起并发运行。
  3. 重新标记：该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变动的那一部分对象的标记记录，这个阶段的停顿时间通常会比初始标记阶段稍长一些，但也远比并发标记的时间短。
  4. 并发清除：该阶段清理删除掉标记阶段判断的已经死亡的对象，由于不需要移动存活对象，所以该阶段也可以与用户线程并发执行。

其中，初始标记、重新标记这个两个步骤需要”Stop The World”。
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缺点：

  1. CMS收集器对处理器资源非常敏感。
  2. 由于CMS收集器无法处理“浮动垃圾”，有可能出现“Con-curruent ModeFailure”失败进而导致另一次完全“Stop The World”的Full GC的产生。
  3. CMS是基于“标记-清除”算法实现的收集器，收集结束时会有大量的空间碎片产生。空间碎片过多，将会给大对象分配带来很大的麻烦，往往会出现老年代还有很多剩余空间，但就是无法找到足够大的连续空间来分配当前对象，而不得以提前触发一次Full GC的情况。
    1. 为了解决这个问题，CMS收集器提供了一个-XX：+UseCMS-CompactAtFullCollection开关参数（默认是开启的，此参数从JDK 9开始废弃），用于在CMS收集器不得不进行Full GC时开启内存碎片的合并整理过程，由于这个内存整理必须移动存活对象，（在Shenandoah和ZGC出现前）是无法并发的。这样空间碎片问题是解决了，但停顿时间又会变长，
    2. 因此虚拟机设计者们还提供了另外一个参数-XX：CMSFullGCsBefore-Compaction（此参数从JDK 9开始废弃），这个参数的作用是要求CMS收集器在执行过若干次（数量由参数值决定）不整理空间的Full GC之后，下一次进入Full GC前会先进行碎片整理（默认值为0，表示每次进入Full GC时都进行碎片整理）。

Garbage First收集器

G1是一款主要面向服务端应用的垃圾收集器。

目标：在延迟可控的情况下获得尽可能高的吞吐量
从整体上来说是基于标记-清除，但从局部上（两个region之间）是基于复制算法
G1面向堆内存任何部分来组成回收集（CollectionSet，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。

Region中还有一类特殊的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。每个Region的大小可以通过参数-XX：G1HeapRegionSize设定，取值范围为1MB～32MB，且应为2的N次幂。而对于那些超过了整个Region容量的超级大对象，将会被存放在N个连续的Humongous Region之中，G1的大多数行为都把Humongous Region作为老年代的一部分来进行看待，如图3-12所示。
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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。更具体的处理思路是让G1收集器去跟踪各个Region里面的垃圾堆积的“价值”大小，价值即回收所获得的空间大小以及回收所需时间的经验值，然后在后台维护一个优先级列表，每次根据用户设定允许的收集停顿时间（使用参数-XX：MaxGCPauseMillis指定，默认值是200毫秒），优先处理回收价值收益最大的那些Region，这也就是“Garbage First”名字的由来。这种使用Region划分内存空间，以及具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获取尽可能高的收集效率。

G1收集器的运作过程大致可划分为以下四个步骤：

  • 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（Top at Mark Start）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。

  • 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(原始快照)记录下的在并发时有引用变动的对象。

  • 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。

  • 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。

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从G1开始，最先进的垃圾收集器的设计导向为追求能够应付应用的内存分配速率。

G1 VS CMS
相同：都关注停顿时间的控制
G1优点：可指定最大停顿时间；分region的内存分布；按收益动态确定回收；不会产生垃圾碎片，有利程序长时间运行
G1缺点：垃圾收集产生的内存占用（Footprint）和程序运行时的额外执行负载（Overload）都比CMS高
通常在小内存应用CMS优于G1，而大内存应用G1更优

4.4 低延迟垃圾回收器

Shenandoah收集器

ZGC收集器

4.5 内存分配与回收策略

1. 对象优先在Eden分配

大多数情况下，对象在新生代Eden区中分配。当Eden区没有足够空间进行分配时，虚拟机将发起一次Minor GC。
HotSpot虚拟机提供了-XX：+PrintGCDetails这个收集器日志参数，告诉虚拟机在发生垃圾收集行为时打印内存回收日志，并且在进程退出的时候输出当前的内存各区域分配情况。

2. 大对象直接进入老年代

大对象就是指需要大量连续内存空间的Java对象，最典型的大对象便是那种很长的字符串，或者元素数量很庞大的数组。

HotSpot虚拟机提供了-XX：PretenureSizeThreshold参数，指定大于该设置值的对象直接在老年代分配，这样做的目的就是避免在Eden区及两个Survivor区之间来回复制，产生大量的内存复制操作。

注意 -XX：PretenureSizeThreshold参数只对Serial和ParNew两款新生代收集器有效，HotSpot的其他新生代收集器，如Parallel Scavenge并不支持这个参数。如果必须使用此参数进行调优，可考虑ParNew加CMS的收集器组合。

3. 长期存活的对象将进入老年代

对象通常在Eden区里诞生，如果经过第一次Minor GC后仍然存活，并且能被Survivor容纳的话，该对象会被移动到Survivor空间中，并且将其对象年龄设为1岁。对象在Survivor区中每熬过一次Minor GC，年龄就增加1岁，当它的年龄增加到一定程度（默认为15），就会被晋升到老年代中。对象晋升老年代的年龄阈值，可以通过参数-XX：MaxTenuringThreshold设置。

4. 动态对象年龄判定

为了能更好地适应不同程序的内存状况，HotSpot虚拟机并不是永远要求对象的年龄必须达到-XX：MaxTenuringThreshold才能晋升老年代，如果在Survivor空间中相同年龄所有对象大小的总和大于Survivor空间的一半，年龄大于或等于该年龄的对象就可以直接进入老年代，无须等到-XX：MaxTenuringThreshold中要求的年龄。

5. 空间分配担保

在发生Minor GC之前，虚拟机必须先检查老年代最大可用的连续空间是否大于新生代所有对象总空间，如果这个条件成立，那这一次Minor GC可以确保是安全的。如果不成立，则虚拟机会先查看-XX：HandlePromotionFailure参数的设置值是否允许担保失败（Handle PromotionFailure）；如果允许，那会继续检查老年代最大可用的连续空间是否大于历次晋升到老年代对象的平均大小，如果大于，将尝试进行一次Minor GC，尽管这次Minor GC是有风险的；如果小于，或者-XX：HandlePromotionFailure设置不允许冒险，那这时就要改为进行一次FullGC。

解释一下“冒险”是冒了什么风险：前面提到过，新生代使用复制收集算法，但为了内存利用率，只使用其中一个Survivor空间来作为轮换备份，因此当出现大量对象在Minor GC后仍然存活的情况——最极端的情况就是内存回收后新生代中所有对象都存活，需要老年代进行分配担保，把Survivor无法容纳的对象直接送入老年代。

老年代要进行这样的担保，前提是老年代本身还有容纳这些对象的剩余空间，但一共有多少对象会在这次回收中活下来在实际完成内存回收之前是无法明确知道的，所以只能取之前每一次回收晋升到老年代对象容量的平均大小作为经验值，与老年代的剩余空间进行比较，决定是否进行Full GC来让老年代腾出更多空间。

通常情况下都还是会将-XX：HandlePromotionFailure开关打开。
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5. 类文件结构

class类文件结的构

Class文件是一组以8个字节为基础单位的二进制流，各个数据项目严格按照顺序紧凑地排列在文件之中，中间没有添加任何分隔符，这使得整个Class文件中存储的内容几乎全部是程序运行的必要数据，没有空隙存在。当遇到需要占用8个字节以上空间的数据项时，则会按照高位在前的方式分割成若干个8个字节进行存储。
根据《Java虚拟机规范》的规定，Class文件格式采用一种类似于C语言结构体的伪结构来存储数据，这种伪结构中只有两种数据类型：“无符号数”和“表”。

  • 无符号数属于基本的数据类型，以u1、u2、u4、u8来分别代表1个字节、2个字节、4个字节和8个字节的无符号数，无符号数可以用来描述数字、索引引用、数量值或者按照UTF-8编码构成字符串值。
  • 表是由多个无符号数或者其他表作为数据项构成的复合数据类型，所有表的命名都习惯性地以“_info”结尾。表用于描述有层次关系的复合结构的数据，整个Class文件本质上也可以视作是一张表。

无论是无符号数还是表，当需要描述同一类型但数量不定的多个数据时，经常会使用一个前置的容量计数器加若干个连续的数据项的形式，这时候称这一系列连续的某一类型的数据为某一类型的“集合”。

1. 魔数与Class文件的版本

每个Class文件的头4个字节被称为魔数（Magic Number），它的唯一作用是确定这个文件是否为一个能被虚拟机接受的Class文件。Class文件的魔数取得很有“浪漫气息”，值为0xCAFEBABE（咖啡宝贝？）。

紧接着魔数的4个字节存储的是Class文件的版本号：第5和第6个字节是次版本号（Minor Version），第7和第8个字节是主版本号（Major Version）。Java的版本号是从45开始的，JDK 1.1之后的每个JDK大版本发布主版本号向上加1（JDK 1.0～1.1使用了45.0～45.3的版本号），高版本的JDK能向下兼容以前版本的Class文件，但不能运行以后版本的Class文件。

2. 常量池

由于常量池中常量的数量是不固定的，所以在常量池的入口需要放置一项u2类型的数据，代表常量池容量计数值（constant_pool_count）。与Java中语言习惯不同，这个容量计数是从1而不是0开始的。

如图6-3所示，常量池容量（偏移地址：0x00000008）为十六进制数0x0016，即十进制的22，这就代表常量池中有21项常量，索引值范围为1～21。在Class文件格式规范制定之时，设计者将第0项常量空出来是有特殊考虑的，这样做的目的在于，如果后面某些指向常量池的索引值的数据在特定情况下需要表达“不引用任何一个常量池项目”的含义，可以把索引值设置为0来表示。Class文件结构中只有常量池的容量计数是从1开始，对于其他集合类型，包括接口索引集合、字段表集合、方法表集合等的容量计数都与一般习惯相同，是从0开始。

常量池中主要存放两大类常量：字面量（Literal）和符号引用（Symbolic References）。

字面量比较接近于Java语言层面的常量概念，如文本字符串、被声明为final的常量值等。

符号引用则属于编译原理方面的概念，主要包括下面几类常量：

  • 被模块导出或者开放的包（Package）
  • 类和接口的全限定名（Fully Qualified Name）
  • 字段的名称和描述符（Descriptor）·

方法的名称和描述符

  • 方法句柄和方法类型（Method Handle、Method Type、Invoke Dynamic）
  • 动态调用点和动态常量（Dynamically-Computed Call Site、Dynamically-Computed Constant）

    3. 访问标记

    访问标志（access_flags），2个字节，用于识别一些类或者接口层次的访问信息，包括：这个Class是类还是接口；是否定义为public类型；是否定义为abstract类型；如果是类的话，是否被声明为final等等。

    4. 类索引、父类索引与接口索引集合

    类索引（this_class）和父类索引（super_class）都是一个u2类型的数据，而接口索引集合（interfaces）是一组u2类型的数据的集合，Class文件中由这三项数据来确定该类型的继承关系。类索引用于确定这个类的全限定名，父类索引用于确定这个类的父类的全限定名。由于Java语言不允许多重继承，所以父类索引只有一个，除了java.lang.Object之外，所有的Java类都有父类，因此除了java.lang.Object外，所有Java类的父类索引都不为0。接口索引集合就用来描述这个类实现了哪些接口，这些被实现的接口将按implements关键字（如果这个Class文件表示的是一个接口，则应当是extends关键字）后的接口顺序从左到右排列在接口索引集合中。

类索引、父类索引和接口索引集合都按顺序排列在访问标志之后，类索引和父类索引用两个u2类型的索引值表示，它们各自指向一个类型为CONSTANT_Class_info的类描述符常量，通过CONSTANT_Class_info类型的常量中的索引值可以找到定义在CONSTANT_Utf8_info类型的常量中的全限定名字符串。

对于接口索引集合，入口的第一项u2类型的数据为接口计数器（interfaces_count），表示索引表的容量。如果该类没有实现任何接口，则该计数器值为0，后面接口的索引表不再占用任何字节。

5. 字段表集合

字段表（field_info）用于描述接口或者类中声明的变量。Java语言中的“字段”（Field）包括类级变量以及实例级变量，但不包括在方法内部声明的局部变量。

字段可以包括的修饰符有字段的作用域（public、private、protected修饰符）、是实例变量还是类变量（static修饰符）、可变性（final）、并发可见性（volatile修饰符，是否强制从主内存读写）、可否被序列化（transient修饰符）、字段数据类型（基本类型、对象、数组）、字段名称。上述这些信息中，各个修饰符都是布尔值，要么有某个修饰符，要么没有，很适合使用标志位来表示。而字段叫做什么名字、字段被定义为什么数据类型，这些都是无法固定的，只能引用常量池中的常量来描述。表6-8中列出了字段表的最终格式。

6. 方法表集合

Class文件存储格式中对方法的描述与对字段的描述采用了几乎完全一致的方式，方法表的结构如同字段表一样，依次包括访问标志（access_flags）、名称索引（name_index）、描述符索引（descriptor_index）、属性表集合（attributes）几项，如表6-11所示。

7. 属性表集合

属性表（attribute_info）在前面的讲解之中已经出现过数次，Class文件、字段表、方法表都可以携带自己的属性表集合，以描述某些场景专有的信息。

  • signature属性

可是一个选的定长属性，可出现于类、字段表和方法表结构的属性表中。任何类、接口、初始化方法或成员的泛型签名如果包含了类型变量（type variable）或参数化类型（parameterized type），则signature属性会为它记录泛型签名信息。之所以需要这样一个属性去记录泛型类型，是因为Java语言的泛型采用的是擦除法实现的伪泛型，字节码中的所有泛型信息编译（类型变量和参数化类型）在编译之后通通被擦除掉。使用擦除法的好处是实现简单，非常容易实现backport，运行期也能节省一些类型所占的内存空间。但是坏处是运行期就无法像C#等有真泛型支持的语言那样，将泛型类型和用户定义的普通类型同等对待，例如运行期间做反射无法获得泛型信息。Signature属性就是为了弥补这个缺陷而增设的，现在java的 api能获取的泛型类型，最终数据来源也是这个属性。

6. 虚拟机类加载机制

Java虚拟机把描述类的数据从Class文件加载到内存，并对数据进行校验、转换解析和初始化，最终形成可以被虚拟机直接使用的Java类型，这个过程被称作虚拟机的类加载机制。

Java中，类型的加载、连接和初始化过程都是在程序运行期间完成的，这种策略使得提前编译变得困难，也增加了类加载的性能开销，但是为java应用提供饿了扩展性和灵活性。
java的动态扩展就是依赖运行期间动态加载和动态连接这个特点实现的。

1. 类加载的时机

一个类型从被加载到虚拟机内存中开始，到卸载出内存为止，它的整个生命周期将会经历加载（Loading）、验证（Verification）、准备（Preparation）、解析（Resolution）、初始化（Initialization）、使用（Using）和卸载（Unloading）七个阶段，其中验证、准备、解析三个部分统称为连接（Linking）。这七个阶段的发生顺序如图7-1所示。

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图7-1中，加载、验证、准备、初始化和卸载这五个阶段的顺序是确定的，类型的加载过程必须按照这种顺序按部就班地开始，而解析阶段则不一定：它在某些情况下可以在初始化阶段之后再开始，这是为了支持Java语言的运行时绑定特性（也称为动态绑定或晚期绑定）。
关于在什么情况下需要开始类加载过程的第一个阶段“加载”，《Java虚拟机规范》中并没有进行强制约束，这点可以交给虚拟机的具体实现来自由把握。

但是对于初始化阶段，《Java虚拟机规范》则是严格规定了有且只有六种情况必须立即对类进行“初始化”（而加载、验证、准备自然需要在此之前开始）：

1）遇到new、getstatic、putstatic或invokestatic这四条字节码指令时，如果类型没有进行过初始化，则需要先触发其初始化阶段。能够生成这四条指令的典型Java代码场景有：

  • 使用new关键字实例化对象的时候。
  • 读取或设置一个类型的静态字段（被final修饰、已在编译期把结果放入常量池的静态字段除外）的时候。
  • 调用一个类型的静态方法的时候。

2）使用java.lang.reflect包的方法对类型进行反射调用的时候，如果类型没有进行过初始化，则需要先触发其初始化。
3）当初始化类的时候，如果发现其父类还没有进行过初始化，则需要先触发其父类的初始化。
4）当虚拟机启动时，用户需要指定一个要执行的主类（包含main()方法的那个类），虚拟机会先初始化这个主类。
5）当使用JDK 7新加入的动态语言支持时，如果一个java.lang.invoke.MethodHandle实例最后的解析结果为REF_getStatic、REF_putStatic、REF_invokeStatic、REF_newInvokeSpecial四种类型的方法句柄，并且这个方法句柄对应的类没有进行过初始化，则需要先触发其初始化。
6）当一个接口中定义了JDK 8新加入的默认方法（被default关键字修饰的接口方法）时，如果有这个接口的实现类发生了初始化，那该接口要在其之前被初始化。

对于这六种会触发类型进行初始化的场景，《Java虚拟机规范》中使用了一个非常强烈的限定语——“有且只有”，这六种场景中的行为称为对一个类型进行主动引用。除此之外，所有引用类型的方式都不会触发初始化，称为被动引用。
-常量会在编译阶段存入调用类的常量池，不会触发定义类的初始化

接口不能使用static{}语句块，一个接口在初始化时，并不需要其父接口都实现初始化，只有真正使用到父接口市，才会初始化父接口
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2. 类加载的过程

2.1 加载

“加载”（Loading）阶段是整个“类加载”（Class Loading）过程中的一个阶段.
在加载阶段，Java虚拟机需要完成以下三件事情：

  1. 通过一个类的全限定名来获取定义此类的二进制字节流。
  2. 将这个字节流所代表的静态存储结构转化为方法区的运行时数据结构。

  3. 在内存中生成一个代表这个类的java.lang.Class对象，作为方法区这个类的各种数据的访问入口。

    2.2 验证

    验证是连接阶段的第一步，这一阶段的目的是确保Class文件的字节流中包含的信息符合《Java虚拟机规范》的全部约束要求，保证这些信息被当作代码运行后不会危害虚拟机自身的安全。
    验证阶段大致上会完成下面四个阶段的检验动作：文件格式验证、元数据验证、字节码验证和符号引用验证。

  4. 文件格式验证

  5. 元数据验证
  6. 字节码验证
  7. 符号引用验证

    2.3 准备

    准备阶段是正式为类中定义的变量（即静态变量，被static修饰的变量）分配内存并设置类变量初始值的阶段，从概念上讲，这些变量所使用的内存都应当在方法区中进行分配，但必须注意到方法区本身是一个逻辑上的区域，在JDK 7及之前，HotSpot使用永久代来实现方法区时，实现是完全符合这种逻辑概念的；而在JDK 8及之后，类变量则会随着Class对象一起存放在Java堆中，这时候“类变量在方法区”就完全是一种对逻辑概念的表述了，关于这部分内容，笔者已在4.3.1节介绍并且验证过。
    关于准备阶段，首先这时候进行内存分配的仅包括类变量，而不包括实例变量，实例变量将会在对象实例化时随着对象一起分配在Java堆中。其次是这里所说的初始值“通常情况”下是数据类型的零值，假设一个类变量的定义为：
    image.png
    那变量value在准备阶段过后的初始值为0而不是123，因为这时尚未开始执行任何Java方法，而把value赋值为123的putstatic指令是程序被编译后，存放于类构造器()方法之中，所以把value赋值为123的动作要到类的初始化阶段才会被执行。
    上面提到在“通常情况”下初始值是零值，那言外之意是相对的会有某些“特殊情况”：如果类字段的字段属性表中存在ConstantValue属性，那在准备阶段变量值就会被初始化为ConstantValue属性所指定的初始值，假设上面类变量value的定义修改为：
    image.png
    编译时Javac将会为value生成ConstantValue属性，在准备阶段虚拟机就会根据Con-stantValue的设置将value赋值为123。
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2.4 解析

解析阶段是Java虚拟机将常量池内的符号引用替换为直接引用的过程。

  • 符号引用（Symbolic References）：符号引用以一组符号来描述所引用的目标，符号可以是任何形式的字面量，只要使用时能无歧义地定位到目标即可。
  • 直接引用（Direct References）：直接引用是可以直接指向目标的指针、相对偏移量或者是一个能间接定位到目标的句柄。直接引用是和虚拟机实现的内存布局直接相关的，同一个符号引用在不同虚拟机实例上翻译出来的直接引用一般不会相同。如果有了直接引用，那引用的目标必定已经在虚拟机的内存中存在。

解析动作主要针对类或接口、字段、类方法、接口方法、方法类型、方法句柄和调用点限定符这7类符号引用进行，分别对应于常量池的CONSTANT_Class_info、CON-STANT_Fieldref_info、CONSTANT_Methodref_info、CONSTANT_InterfaceMethodref_info、CONSTANT_MethodType_info、CONSTANT_MethodHandle_info、CONSTANT_Dyna-mic_info和CONSTANT_InvokeDynamic_info 8种常量类型。

2.5 初始化

进行准备阶段时，变量已经赋过一次系统要求的初始零值，而在初始化阶段，则会根据程序员通过程序编码制定的主观计划去初始化类变量和其他资源。

类的初始化可以从另外一种更直接的形式来表达：初始化阶段就是执行类构造器()方法的过程。()并不是程序员在Java代码中直接编写的方法，它是Javac编译器的自动生成物，但我们非常有必要了解这个方法具体是如何产生的，以及()方法执行过程中各种可能会影响程序运行行为的细节，这部分比起其他类加载过程更贴近于普通的程序开发人员的实际工作。

  • ()方法是由编译器自动收集类中的所有类变量的赋值动作和静态语句块（static{}块）中的语句合并产生的，编译器收集的顺序是由语句在源文件中出现的顺序决定的。静态语句块只能访问在静态句块之前的变量，定义在它之后的变量，在前面的静态语句块可以复制，但不能访问。
  • ()方法与类的构造函数（即在虚拟机视角中的实例构造器()方法）不同，它不需要显式地调用父类构造器，Java虚拟机会保证在子类的()方法执行前，父类的()方法已经执行完毕。因此在Java虚拟机中第一个被执行的()方法的类型肯定是java.lang.Object。
  • 由于父类的()方法先执行，也就意味着父类中定义的静态语句块要优先于子类的变量赋值操作。
  • ()方法对于类或接口来说并不是必需的，如果一个类中没有静态语句块，也没有对变量的赋值操作，那么编译器可以不为这个类生成()方法。
  • 接口中不能使用静态语句块，但仍然有变量初始化的赋值操作，因此接口与类一样都会生成()方法。但接口与类不同的是，执行接口的()方法不需要先执行父接口的()方法，因为只有当父接口中定义的变量被使用时，父接口才会被初始化。此外，接口的实现类在初始化时也一样不会执行接口的()方法。
  • Java虚拟机必须保证一个类的()方法在多线程环境中被正确地加锁同步，如果多个线程同时去初始化一个类，那么只会有其中一个线程去执行这个类的()方法，其他线程都需要阻塞等待，直到活动线程执行完毕()方法。如果在一个类的()方法中有耗时很长的操作，那就可能造成多个进程阻塞[插图]，在实际应用中这种阻塞往往是很隐蔽的。

3. 类加载器

3.1 类与类加载器

类加载器虽然只用于实现类的加载动作，但它在Java程序中起到的作用却远超类加载阶段。对于任意一个类，都必须由加载它的类加载器和这个类本身一起共同确立其在Java虚拟机中的唯一性，每一个类加载器，都拥有一个独立的类名称空间。即使两个类来源于同一个class文件，被同一个java虚拟机加载，只要加载它们的类加载器不同，那这两个类就必定不相等。

3.2 双亲委派模型

站在Java虚拟机的角度来看，只存在两种不同的类加载器：

  • 启动类加载器（BootstrapClassLoader），这个类加载器使用C++语言实现，是虚拟机自身的一部分
  • 其他所有的类加载器，这些类加载器都由Java语言实现，独立存在于虚拟机外部，并且全都继承自抽象类java.lang.ClassLoader。

站在Java开发人员的角度来看，类加载器就应当划分得更细致一些：

  • 启动类加载器（Bootstrap Class Loader）：该类加载器负责加载存放在\lib目录，或者被-Xbootclasspath参数所指定的路径中存放的，而且是Java虚拟机能够识别的类库加载到虚拟机的内存中。
  • 扩展类加载器（Extension Class Loader）：这个类加载器是在类sun.misc.Launcher$ExtClassLoader中以Java代码的形式实现的。它负责加载\lib\ext目录中，或者被java.ext.dirs系统变量所指定的路径中所有的类库。
  • 应用程序类加载器（Application Class Loader）：这个类加载器由sun.misc.Launcher$AppClassLoader来实现。由于应用程序类加载器是ClassLoader类中的getSystem-ClassLoader()方法的返回值，所以有些场合中也称它为“系统类加载器”。它负责加载用户类路径（ClassPath）上所有的类库，开发者同样可以直接在代码中使用这个类加载器。如果应用程序中没有自定义过自己的类加载器，一般情况下这个就是程序中默认的类加载器。

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图7-2中展示的各种类加载器之间的层次关系被称为类加载器的“双亲委派模型（Parents Delegation Model）”。双亲委派模型要求除了顶层的启动类加载器外，其余的类加载器都应有自己的父类加载器。不过这里类加载器之间的父子关系一般不是以继承（Inheritance）的关系来实现的，而是通常使用组合（Composition）关系来复用父加载器的代码。
双亲委派模型的工作过程是：如果一个类加载器收到了类加载的请求，它首先不会自己去尝试加载这个类，而是把这个请求委派给父类加载器去完成，每一个层次的类加载器都是如此，因此所有的加载请求最终都应该传送到最顶层的启动类加载器中，只有当父加载器反馈自己无法完成这个加载请求（它的搜索范围中没有找到所需的类）时，子加载器才会尝试自己去完成加载。
优点：使用双亲委派模型来组织类加载器之间的关系，一个显而易见的好处就是Java中的类随着它的类加载器一起具备了一种带有优先级的层次关系。
双亲委派模型对于保证Java程序的稳定运作极为重要，但它的实现却异常简单，用以实现双亲委派的代码只有短短十余行，全部集中在java.lang.ClassLoader的loadClass()方法之中，如代码清单7-10所示。
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这段代码的逻辑清晰易懂：先检查请求加载的类型是否已经被加载过，若没有则调用父加载器的loadClass()方法，若父加载器为空则默认使用启动类加载器作为父加载器。假如父类加载器加载失败，抛出ClassNotFoundException异常的话，才调用自己的findClass()方法尝试进行加载。

3.3 破坏双亲委派模型

双亲委派模型并不是一个具有强制性约束的模型，而是Java设计者推荐给开发者们的类加载器实现方式。

在Java的世界中大部分的类加载器都遵循这个模型，但也有例外的情况，直到Java模块化出现为止，双亲委派模型主要出现过3次较大规模“被破坏”的情况：

第一次“被破坏”：

由于双亲委派模型在JDK 1.2之后才被引入，但是类加载器的概念和抽象类java.lang.ClassLoader则在Java的第一个版本中就已经存在，面对已经存在的用户自定义类加载器的代码，无法再以技术手段避免loadClass()被子类覆盖的可能性，只能在JDK 1.2之后的java.lang.ClassLoader中添加一个新的protected方法findClass()，并引导用户编写的类加载逻辑时尽可能去重写这个方法，而不是在loadClass()中编写代码。上节我们已经分析过loadClass()方法，双亲委派的具体逻辑就实现在这里面，按照loadClass()方法的逻辑，如果父类加载失败，会自动调用自己的findClass()方法来完成加载，这样既不影响用户按照自己的意愿去加载类，又可以保证新写出来的类加载器是符合双亲委派规则的。

第二次“被破坏”：

是由这个模型自身的缺陷导致的，双亲委派很好地解决了各个类加载器协作时基础类型的一致性问题（越基础的类由越上层的加载器进行加载），基础类型之所以被称为“基础”，是因为它们总是作为被用户代码继承、调用的API存在，但程序设计往往没有绝对不变的完美规则，如果有基础类型又要调用回用户的代码，那该怎么办呢？

为了解决这个困境，Java的设计团队只好引入了一个不太优雅的设计：线程上下文类加载器（Thread Context ClassLoader）。这个类加载器可以通过java.lang.Thread类的setContext-ClassLoader()方法进行设置，如果创建线程时还未设置，它将会从父线程中继承一个，如果在应用程序的全局范围内都没有设置过的话，那这个类加载器默认就是应用程序类加载器。

第三次“被破坏”：

是由于用户对程序动态性的追求而导致的，这里所说的“动态性”指的是一些非常“热”门的名词：代码热替换（Hot Swap）、模块热部署（HotDeployment）等。

例如OSGi实现模块化热部署的关键是它自定义的类加载器机制的实现，每一个程序模块（OSGi中称为Bundle）都有一个自己的类加载器，当需要更换一个Bundle时，就把Bundle连同类加载器一起换掉以实现代码的热替换。在OSGi环境下，类加载器不再双亲委派模型推荐的树状结构，而是进一步发展为更加复杂的网状结构，当收到类加载请求时，OSGi将按照下面的顺序进行类搜索：

1）将以java.*开头的类，委派给父类加载器加载。

2）否则，将委派列表名单内的类，委派给父类加载器加载。

3）否则，将Import列表中的类，委派给Export这个类的Bundle的类加载器加载。

4）否则，查找当前Bundle的ClassPath，使用自己的类加载器加载。

5）否则，查找类是否在自己的Fragment Bundle中，如果在，则委派给Fragment Bundle的类加载器加载。

6）否则，查找Dynamic Import列表的Bundle，委派给对应Bundle的类加载器加载。

7）否则，类查找失败。

原文链接：https://blog.csdn.net/inkhk/article/details/109488498