介紹

G1垃圾收集器在JDK7被開發(fā)出來，JDK8功能基本完全實(shí)現(xiàn)。并且成功替換掉了Parallel Scavenge成為了服務(wù)端模式下默認(rèn)的垃圾收集器。JDK 9以后默認(rèn)使用，替代了CMS 收集器。

G1和CMS一樣，也是采用三色標(biāo)記分段式進(jìn)行回收的算法， 不過它是寫屏障 + STAB快照實(shí)現(xiàn)。

G1 收集器的最大特點(diǎn)

• G1 最大的特點(diǎn)是引入分區(qū)的思路，弱化了分代的概念。
• 并行與并發(fā)：G1 能充分利用 CPU、多核環(huán)境下的硬件優(yōu)勢(shì)，使用多個(gè) CPU（CPU 或者 CPU 核心）來縮短 Stop-The-World 停頓時(shí)間。部分其他收集器原本需要停頓 Java 線程執(zhí)行的 GC 動(dòng)作，G1 收集器仍然可以通過并發(fā)的方式讓 Java 程序繼續(xù)執(zhí)行。
• 空間整合：與 CMS 的“標(biāo)記-清除”算法不同，G1 從整體來看是基于“標(biāo)記-整理”算法實(shí)現(xiàn)的收集器，不會(huì)產(chǎn)生空間碎片；從局部上來看是基于“標(biāo)記-復(fù)制”算法實(shí)現(xiàn)的。
• 可預(yù)測(cè)的停頓：G1垃圾回收器設(shè)定了用戶可控的停頓時(shí)間目標(biāo)，開發(fā)者可以通過設(shè)置參數(shù)來指定允許的最大垃圾回收停頓時(shí)間。G1會(huì)根據(jù)這個(gè)目標(biāo)來動(dòng)態(tài)調(diào)整回收策略，盡可能地減少長(zhǎng)時(shí)間的垃圾回收停頓。

如何完成可預(yù)測(cè)的？ G1根據(jù)歷史數(shù)據(jù)來預(yù)測(cè)本次回收需要的堆分區(qū)數(shù)量，也就是選擇回收哪些內(nèi)存空間。最簡(jiǎn)單的方法就是使用算術(shù)的平均值建立一個(gè)線性關(guān)系來進(jìn)行預(yù)測(cè)。比如：過去10次一共收集了10GB的內(nèi)存，花費(fèi)了1s。那么在200ms的時(shí)間下，最多可以收集2GB的內(nèi)存空間。而G1的預(yù)測(cè)邏輯是基于衰減平均值和衰減標(biāo)準(zhǔn)差來確定的。

CMS 和 G1 的區(qū)別

• CMS 中，堆被分為 PermGen，YoungGen，OldGen ；而 YoungGen 又分了兩個(gè) survivo 區(qū)域。在 G1 中，堆被平均分成幾個(gè)區(qū)域 (region) ，在每個(gè)區(qū)域中，雖然也保留了新老代的概念，但是收集器是以整個(gè)區(qū)域?yàn)閱挝皇占摹?/span>
• G1 在回收內(nèi)存后，會(huì)立即同時(shí)做合并空閑內(nèi)存的工作；而 CMS ，則默認(rèn)是在 STW（stop the world）的時(shí)候做。
• G1 會(huì)在 Young GC 中使用；而 CMS 只能在 Old 區(qū)使用

分區(qū)Region

G1同時(shí)回收新生代和老年代，但是分別被稱為G1的Young GC模式和Mixed GC模式。這個(gè)特性來源于G1獨(dú)特的內(nèi)存布局，內(nèi)存分配不再嚴(yán)格遵守新生代，老年代的劃分，而是以Region為單位，G1跟蹤各個(gè)Region的并且維護(hù)一個(gè)關(guān)于Region的優(yōu)先級(jí)列表。在合適的時(shí)機(jī)選擇合適的Region進(jìn)行回收。這種基于Region的內(nèi)存劃分為一些巧妙的設(shè)計(jì)思想提供了解決停頓時(shí)間和高吞吐的基礎(chǔ)。接下來我們將詳細(xì)講解G1的詳細(xì)垃圾回收過程和里面可圈可點(diǎn)的設(shè)計(jì)。

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G1采用了分區(qū)(Region)的思路，將整個(gè)堆空間分成若干個(gè)大小相等的內(nèi)存區(qū)域，每次分配對(duì)象空間將逐段地使用內(nèi)存。因此，在堆的使用上，G1并不要求對(duì)象的存儲(chǔ)一定是物理上連續(xù)的，只要邏輯上連續(xù)即可；每個(gè)分區(qū)也不會(huì)確定地為某個(gè)代服務(wù)，可以按需在年輕代和老年代之間切換。啟動(dòng)時(shí)可以通過參數(shù)-XX:G1HeapReginotallow=n可指定分區(qū)大小(1MB~32MB，且必須是2的冪)，默認(rèn)將整堆劃分為2048個(gè)分區(qū)

。在分代垃圾回收算法的思想下，region邏輯上劃分為Eden，Survivor和老年代。每個(gè)分區(qū)都可能是eden區(qū)，Survivor區(qū)也可能是old區(qū)，但在一個(gè)時(shí)刻只能是一種分區(qū)。各種角色的region個(gè)數(shù)都是不固定的，這說明每個(gè)代的內(nèi)存也是不固定的。這些region在邏輯上是連續(xù)的，而不是物理上連續(xù)，這點(diǎn)和之前的young/old區(qū)物理連續(xù)很不一樣。

G1對(duì)內(nèi)存的使用以分區(qū)(Region)為單位

• 堆內(nèi)存會(huì)被切分成為很多個(gè)固定大小區(qū)域（Region），每個(gè)是連續(xù)范圍的虛擬內(nèi)存。
• 堆內(nèi)存中一個(gè)區(qū)域 (Region) 的大小，可以通過 -XX:G1HeapRegionSize 參數(shù)指定，大小區(qū)間最小 1M 、最大 32M ，總之是 2 的冪次方。
• 默認(rèn)是將堆內(nèi)存按照 2048 份均分。

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• 每個(gè) Region 被標(biāo)記了 E、S、O 和 H，這些區(qū)域在邏輯上被映射為 Eden，Survivor 和老年代。存活的對(duì)象從一個(gè)區(qū)域轉(zhuǎn)移（即復(fù)制或移動(dòng)）到另一個(gè)區(qū)域。區(qū)域被設(shè)計(jì)為并行收集垃圾，可能會(huì)暫停所有應(yīng)用線程。如上圖所示，區(qū)域可以分配到 Eden，survivor 和老年代。
• 巨型區(qū)域（Humongous Region）：如果一個(gè)對(duì)象占用的空間超過了分區(qū)容量50%以上，G1收集器就認(rèn)為這是一個(gè)巨型對(duì)象。如果對(duì)一個(gè)短期存在的大對(duì)象使用復(fù)制算法回收的話，復(fù)制成本非常高，而直接放進(jìn)old區(qū)則導(dǎo)致原本應(yīng)該短期存在的對(duì)象占用了老年代的內(nèi)存，更加不利于回收性能。為了解決這個(gè)問題，G1劃分了一個(gè)Humongous區(qū)，它用來專門存放巨型對(duì)象。如果一個(gè)H區(qū)裝不下一個(gè)巨型對(duì)象，那么G1會(huì)尋找連續(xù)的H分區(qū)來存儲(chǔ)。為了能找到連續(xù)的H區(qū)，有時(shí)候不得不啟動(dòng)Full GC。

內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

Card Table卡表

Card Table是Region的內(nèi)部結(jié)構(gòu)劃分。每個(gè)region內(nèi)部被劃分為若干的內(nèi)存塊，被稱為card。這些card集合被稱為card table，卡表。

比如下面的例子，region1中的內(nèi)存區(qū)域被劃分為9塊card，9塊card的集合就是卡表card table。

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card表可以記錄每一塊card內(nèi)存區(qū)域是否dirty。如果在發(fā)生YGC時(shí)，怎么知道那些是存活對(duì)象，并且其它代區(qū)域有沒有引用這部分對(duì)象，于是把region劃分了很多card區(qū)域， 每個(gè)區(qū)域大小不超過512b，當(dāng)該card區(qū)域里的對(duì)象有引用關(guān)系，將當(dāng)前card置為“dirty”， 并且使用卡表（CardTable）來記錄每一塊card是否dirty，在進(jìn)行GC時(shí)，不用遍歷所有的空間， 只需要遍歷卡表中為"dirty"。

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Rset記憶集合

除了卡表，每個(gè)region中都含有Remember Set，簡(jiǎn)稱RSet。RSet其實(shí)是hash表，key為引用本region的其他region起始地址，value為本region中被key對(duì)應(yīng)的region引用的card索引位置。

這里必須講解一下RSet存在的原因，RSet是為了解決"跨代引用"。想象一下，一個(gè)新生代對(duì)象被老年代對(duì)象引用，那么為了通過引用鏈找到這個(gè)新生代對(duì)象，從GC Roots出發(fā)遍歷對(duì)象時(shí)必須經(jīng)過老年代對(duì)象。實(shí)際上以這種方式遍歷時(shí)，是把所有對(duì)象都遍歷了一遍。但是我們的其實(shí)只想回收新生代的對(duì)象，卻把所有對(duì)象都遍歷了一遍，這無疑很低效。

在YoungGC時(shí)，當(dāng)RSet存在時(shí)，順著引用鏈查找引用。如果引用鏈上出現(xiàn)了老年代對(duì)象，那么直接放棄查找這條引用鏈。當(dāng)整個(gè)GC Root Tracing執(zhí)行完畢后，就知道了除被跨代引用外還存活的新生代對(duì)象。緊接著再遍歷新生代Region的RSet，如果RSet里存在key為老年代的Region，就將key對(duì)應(yīng)的value代表的card的對(duì)象標(biāo)記為存活，這樣就標(biāo)記到了被跨代引用的新生代對(duì)象。它可以使得垃圾收集器不需要掃描整個(gè)堆去找到誰的引用了當(dāng)前分區(qū)對(duì)象，是G1高效回收的關(guān)鍵點(diǎn)。

當(dāng)然這么做會(huì)存在一個(gè)問題，如果部分老年代對(duì)象是應(yīng)該被回收的對(duì)象，但還是跨代引用了新生代，會(huì)導(dǎo)致原本應(yīng)該被回收的新生代對(duì)象躲過本輪新生代回收。這部分對(duì)象就只能等到后續(xù)的老年代的垃圾回收mixed GC來回收掉。這也是為什么G1的回收精度比較低的原因之一。

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以這幅圖為例，region1和region2都引用了region3中的對(duì)象，那么region3的RSet中有兩個(gè)key，分別是region1的起始地址和region2的起始地址。在掃描region3的RSet時(shí)，發(fā)現(xiàn)key為0x6a的region是一個(gè)old區(qū)region。如果這時(shí)第3，5card對(duì)應(yīng)的對(duì)象沒有被標(biāo)記為可達(dá)，那么這里就會(huì)根據(jù)RSet再次標(biāo)記。同樣的，key為0x9b對(duì)應(yīng)的region是一個(gè)young區(qū)域的region，那么0，2號(hào)card的對(duì)象則不會(huì)被標(biāo)記。

事實(shí)上，并非所有的引用都需要記錄在RSet中，如果一個(gè)分區(qū)確定需要掃描，那么無需RSet也可以無遺漏的得到引用關(guān)系。那么引用源自本分區(qū)的對(duì)象，當(dāng)然不用落入RSet中；同時(shí)，G1 GC每次都會(huì)對(duì)年輕代進(jìn)行整體收集，因此引用源自年輕代的對(duì)象，也不需要在RSet中記錄。最后只有老年代的分區(qū)可能會(huì)有RSet記錄，這些分區(qū)稱為擁有RSet分區(qū)(an RSet’s owning region)。

Per Region Table (PRT)

RSet在內(nèi)部使用Per Region Table(PRT)記錄分區(qū)的引用情況。由于RSet的記錄要占用分區(qū)的空間，如果一個(gè)分區(qū)非常"受歡迎"，那么RSet占用的空間會(huì)上升，從而降低分區(qū)的可用空間。G1應(yīng)對(duì)這個(gè)問題采用了改變RSet的密度的方式，在PRT中將會(huì)以三種模式記錄引用：

• 稀少：直接記錄引用對(duì)象的卡片索引
• 細(xì)粒度：記錄引用對(duì)象的分區(qū)索引
• 粗粒度：只記錄引用情況，每個(gè)分區(qū)對(duì)應(yīng)一個(gè)比特位

由上可知，粗粒度的PRT只是記錄了引用數(shù)量，需要通過整堆掃描才能找出所有引用，因此掃描速度也是最慢的。

RSet和卡表的區(qū)別是什么？

卡表記錄的是堆內(nèi)存中card有沒有變成"dirty"， 但是它本身不知道dirty里面哪些是引用了的對(duì)象，它是一個(gè)大維度的一個(gè)記錄，RSet是記錄自身Region中對(duì)象引用了其它Region中的那些對(duì)象，詳細(xì)的記錄對(duì)方引用對(duì)象信息，G1使用了兩者的結(jié)合，實(shí)現(xiàn)了增量式的垃圾回收，并優(yōu)化跨區(qū)引用的最終處理。詳情可以繼續(xù)看后文

堆Heap

G1同樣可以通過-Xms/-Xmx來指定堆空間大小。當(dāng)發(fā)生年輕代收集或混合收集時(shí)，通過計(jì)算GC與應(yīng)用的耗費(fèi)時(shí)間比，自動(dòng)調(diào)整堆空間大小。如果GC頻率太高，則通過增加堆尺寸，來減少GC頻率，相應(yīng)地GC占用的時(shí)間也隨之降低；目標(biāo)參數(shù)-XX:GCTimeRatio即為GC與應(yīng)用的耗費(fèi)時(shí)間比，G1默認(rèn)為9，而CMS默認(rèn)為99，因?yàn)镃MS的設(shè)計(jì)原則是耗費(fèi)在GC上的時(shí)間盡可能的少。另外，當(dāng)空間不足，如對(duì)象空間分配或轉(zhuǎn)移失敗時(shí)，G1會(huì)首先嘗試增加堆空間，如果擴(kuò)容失敗，則發(fā)起擔(dān)保的Full GC。Full GC后，堆尺寸計(jì)算結(jié)果也會(huì)調(diào)整堆空間。

CSet

Collection SET用于記錄可被回收分區(qū)的集合組， G1使用不同算法，動(dòng)態(tài)的計(jì)算出那些分區(qū)是需要被回收的，將其放到CSet中，在CSet當(dāng)中存活的數(shù)據(jù)都會(huì)在GC過程中拷貝到另一個(gè)可用分區(qū)，CSet可以是所有類型分區(qū)，它需要額外占用內(nèi)存，堆空間的1%。

CSet收集示意圖

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收集集合(CSet)代表每次GC暫停時(shí)回收的一系列目標(biāo)分區(qū)。在任意一次收集暫停中，CSet所有分區(qū)都會(huì)被釋放，內(nèi)部存活的對(duì)象都會(huì)被轉(zhuǎn)移到分配的空閑分區(qū)中。因此無論是年輕代收集，還是混合收集，工作的機(jī)制都是一致的。年輕代收集CSet只容納年輕代分區(qū)，而混合收集會(huì)通過啟發(fā)式算法，在老年代候選回收分區(qū)中，篩選出回收收益最高的分區(qū)添加到CSet中。

候選老年代分區(qū)的CSet準(zhǔn)入條件，可以通過活躍度閾值-XX:G1MixedGCLiveThresholdPercent(默認(rèn)85%)進(jìn)行設(shè)置，從而攔截那些回收開銷巨大的對(duì)象；同時(shí)，每次混合收集可以包含候選老年代分區(qū)，可根據(jù)CSet對(duì)堆的總大小占比-XX:G1OldCSetRegionThresholdPercent(默認(rèn)10%)設(shè)置數(shù)量上限。

由上述可知，G1的收集都是根據(jù)CSet進(jìn)行操作的，年輕代收集與混合收集沒有明顯的不同，最大的區(qū)別在于兩種收集的觸發(fā)條件。

年輕代收集集合 CSet of Young Collection

應(yīng)用線程不斷活動(dòng)后，年輕代空間會(huì)被逐漸填滿。當(dāng)JVM分配對(duì)象到Eden區(qū)域失敗(Eden區(qū)已滿)時(shí)，便會(huì)觸發(fā)一次STW式的年輕代收集。在年輕代收集中，Eden分區(qū)存活的對(duì)象將被拷貝到Survivor分區(qū)；原有Survivor分區(qū)存活的對(duì)象，將根據(jù)任期閾值(tenuring threshold)分別晉升到PLAB中，新的survivor分區(qū)和老年代分區(qū)。而原有的年輕代分區(qū)將被整體回收掉。

同時(shí)，年輕代收集還負(fù)責(zé)維護(hù)對(duì)象的年齡(存活次數(shù))，輔助判斷老化(tenuring)對(duì)象晉升的時(shí)候是到Survivor分區(qū)還是到老年代分區(qū)。年輕代收集首先先將晉升對(duì)象尺寸總和、對(duì)象年齡信息維護(hù)到年齡表中，再根據(jù)年齡表、Survivor尺寸、Survivor填充容量-XX:TargetSurvivorRatio(默認(rèn)50%)、最大任期閾值-XX:MaxTenuringThreshold(默認(rèn)15)，計(jì)算出一個(gè)恰當(dāng)?shù)娜纹陂撝担彩浅^任期閾值的對(duì)象都會(huì)被晉升到老年代。

混合收集集合 CSet of Mixed Collection

年輕代收集不斷活動(dòng)后，老年代的空間也會(huì)被逐漸填充。當(dāng)老年代占用空間超過整堆比IHOP閾值-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent(默認(rèn)45%)時(shí)，G1就會(huì)啟動(dòng)一次混合垃圾收集周期。為了滿足暫停目標(biāo)，G1可能不能一口氣將所有的候選分區(qū)收集掉，因此G1可能會(huì)產(chǎn)生連續(xù)多次的混合收集與應(yīng)用線程交替執(zhí)行，每次STW的混合收集與年輕代收集過程相類似。

為了確定包含到年輕代收集集合CSet的老年代分區(qū)，JVM通過參數(shù)混合周期的最大總次數(shù)-XX:G1MixedGCCountTarget(默認(rèn)8)、堆廢物百分比-XX:G1HeapWastePercent(默認(rèn)5%)。通過候選老年代分區(qū)總數(shù)與混合周期最大總次數(shù)，確定每次包含到CSet的最小分區(qū)數(shù)量；根據(jù)堆廢物百分比，當(dāng)收集達(dá)到參數(shù)時(shí)，不再啟動(dòng)新的混合收集。而每次添加到CSet的分區(qū)，則通過計(jì)算得到的GC效率進(jìn)行安排。

Young GC流程

在了解了region的內(nèi)部結(jié)構(gòu)之后，我們?cè)賮砜匆幌翯1的young gc的具體流程。

1. stop the world，整個(gè)young gc的流程都是在stw里進(jìn)行的，這也是為什么young gc能回收全部eden區(qū)域的原因?？刂苰oung gc開銷的辦法只有減少young region的個(gè)數(shù)，也就是減少年輕代內(nèi)存的大小，還有就是并發(fā)，多個(gè)線程同時(shí)進(jìn)行g(shù)c，盡量減少stw時(shí)間。
2. 掃描GCRoots，注意這里掃描的GC Roots就是一般意義上的GC Roots，是掃描的直接指向young代的對(duì)象，那如果GC Root是直接指向老年代對(duì)象的，則會(huì)直接停止在這一步，也就是不往下掃描了。被老年代對(duì)象指向的young代對(duì)象會(huì)在接下來的利用Rset中key指向老年代的卡表識(shí)別出來，這樣就避免了對(duì)老年代整個(gè)大的heap掃描，提高了效率。這也是為什么Rset能避免對(duì)老年代整體掃描的原因。
3. 排空dirty card quene，更新Rset。Rset中記錄了哪些對(duì)象被老年代跨帶引用，也就是當(dāng)新生代對(duì)象被老年代對(duì)象引用時(shí)，應(yīng)該更新這個(gè)記錄到RSet中。但更新RSet記錄的時(shí)機(jī)不是伴隨著引用更改馬上發(fā)生的。每當(dāng)老年代引用新生代對(duì)象時(shí)，這個(gè)引用記錄對(duì)應(yīng)的card地址其實(shí)會(huì)被放入Dirty Card Queue（線程私有的，當(dāng)線程私有的dirty card queue滿了之后會(huì)被轉(zhuǎn)移到全局的dirty card queue，這個(gè)全局是唯一的），原因是如果每次更新引用時(shí)直接更新Rset會(huì)導(dǎo)致多線程競(jìng)爭(zhēng)，因?yàn)橘x值操作很頻繁，影響性能。所以更新Rset交由Refinement線程來進(jìn)行。全局DirtyCardQueue的容量變化分為4個(gè)階段

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白色：無事發(fā)生

綠色：Refinement線程被激活，-XX:G1Cnotallow=N指定的線程個(gè)數(shù)。從（全局和線程私有）隊(duì)列中拿出dirty card。并更新到對(duì)應(yīng)的Rset中。

黃色：產(chǎn)生dirty card的速度過快，激活全部的Refinement線程，通過參數(shù)-XX:G1ConcRefinementYellowZnotallow=N 指定

紅色：產(chǎn)生dirty card的速度過快，將應(yīng)用線程也加入到排空隊(duì)列的工作中。目的是把應(yīng)用線程拖慢，減慢dirty card產(chǎn)生。

4. 掃描Rset，掃描所有Rset中Old區(qū)到y(tǒng)oung區(qū)的引用。到這一步就確定出了young區(qū)域哪些對(duì)象是存活的。
5. 拷貝對(duì)象到survivor區(qū)域或者晉升old區(qū)域。
6. 處理引用隊(duì)列，軟引用，弱引用，虛引用

以上就是young gc的全部流程。

三色標(biāo)記算法的漏標(biāo)問題

知道了Young GC的流程后，接下來我們將學(xué)習(xí)G1針對(duì)老年代的垃圾回收過程Mixed GC，但是在正式開始介紹之前我們先講解一下可達(dá)性分析算法的具體實(shí)現(xiàn)，三色標(biāo)記算法。以及三色標(biāo)記算法的缺陷以及G1是如何解決這個(gè)缺陷的。

在可達(dá)性分析的思想指導(dǎo)下，我們需要標(biāo)記對(duì)象是否可達(dá)，那么我們采用將對(duì)象標(biāo)記為不同的顏色來區(qū)分對(duì)象是否可達(dá)。可以理解如果一個(gè)對(duì)象能從GC Roots出發(fā)并且遍歷到，那么對(duì)象就是可達(dá)的，這個(gè)過程我們稱為檢查。

• 白色：對(duì)象還沒被檢查。
• 灰色：對(duì)象被檢查了，但是對(duì)象的成員Field(對(duì)象中引用的其他對(duì)象)還沒有被檢查。這說明這個(gè)對(duì)象是可達(dá)的。
• 黑色：對(duì)象被檢查了，對(duì)象的成員Fileld也被檢查了。

那么整個(gè)檢測(cè)的過程，就是從GC Roots出發(fā)不斷地遍歷對(duì)象，并且將可達(dá)的對(duì)象標(biāo)記成黑色的過程。當(dāng)標(biāo)記結(jié)束時(shí)，還是白色的對(duì)象就是沒被遍歷到的對(duì)象，即不可達(dá)的對(duì)象。

舉個(gè)例子

第一輪檢查，找到所有的GC Roots，GC Roots被標(biāo)記為灰色，有的GC Roots因?yàn)闆]有成員Field則被標(biāo)記為黑色。

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第二輪檢查，檢查被GC Roots引用的對(duì)象，并標(biāo)記為灰色

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第三輪檢查，循環(huán)之前的步驟，將被標(biāo)記為灰色對(duì)象的子Field檢查。因?yàn)檫@里就假設(shè)了3次循環(huán)檢查的對(duì)象，所以是最后一次檢查。這一路檢查結(jié)束，還是白色的對(duì)象就是可以被回收的對(duì)象。即圖例里的objectC

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以上描述的是一輪三色標(biāo)記算法的工作過程，但是這是一個(gè)理想情況。但是在標(biāo)記過程中，標(biāo)記的線程是和用戶線程交替運(yùn)行的，所以可能出現(xiàn)標(biāo)記過程中引用發(fā)生變化的情況。

1. 已經(jīng)存在的對(duì)象被漏標(biāo)：在第二輪檢查到第三輪檢查之間，假設(shè)發(fā)生了引用的變化，objectD不再被objectB引用，而是被objectA引用，而且此時(shí)ObjectA的成員已經(jīng)被檢查完畢了，objectB的成員Field還沒被檢查。這時(shí)，objectD就永遠(yuǎn)不會(huì)再被檢查到。這就導(dǎo)致了漏標(biāo)。
2. 新產(chǎn)生的對(duì)象被漏標(biāo)：這個(gè)對(duì)象被已經(jīng)被標(biāo)記為黑色的對(duì)象持有。比如圖例中的newObjectF。因?yàn)楹谏珜?duì)象已經(jīng)被認(rèn)為是檢查完畢了，所以新產(chǎn)生的對(duì)象不會(huì)再被檢查，這也會(huì)導(dǎo)致漏標(biāo)。

有兩種被漏標(biāo)的情況

已經(jīng)存在的對(duì)象被漏標(biāo)

即圖例中被漏標(biāo)的objectD，要漏標(biāo)objectD，必須同時(shí)滿足：

1. 灰色對(duì)象不再指向白色對(duì)象，即objectB.d = null
2. 黑色對(duì)象指向白色對(duì)象，即objectA.d = objectD

要解決漏標(biāo)，只要打破這兩個(gè)條件的任意一個(gè)即可。由此我們引出兩個(gè)解決方案。原始快照和增量更新。

1. 原始快照(Snapshot At The Beginning，簡(jiǎn)稱SATB)： 當(dāng)任意的灰色對(duì)象到白色對(duì)象的引用被刪除時(shí)，記錄下這個(gè)被刪除的引用，默認(rèn)這個(gè)被刪除的引用對(duì)象是存活的。這也可以理解為整個(gè)檢查過程中的引用關(guān)系以檢查剛開始的那一刻為準(zhǔn)。
2. 增量更新(Incremental Update)： 當(dāng)黑色對(duì)象被新增一個(gè)白色對(duì)象的引用的時(shí)候，記錄下發(fā)生引用變更的黑色對(duì)象，并將它重新改變?yōu)榛疑珜?duì)象，重新標(biāo)記。這是CMS采用的解決辦法

在上面的兩種解決方案里，我們發(fā)現(xiàn)，無論如何，都要記錄下發(fā)生更改的引用。所以需要一種記錄引用發(fā)生更改的手段，寫屏障(write barrier)。寫屏障是一種記錄下引用發(fā)生變更的手段，效果類似AOP，但是其實(shí)現(xiàn)遠(yuǎn)比我們使用的AOP更加底層，可以認(rèn)為是在JVM代碼層面的一段代碼。每當(dāng)任意的引用變更時(shí)，就會(huì)觸發(fā)這段代碼，并記錄下發(fā)生變更的引用。

新產(chǎn)生的對(duì)象被漏標(biāo)

新產(chǎn)生的對(duì)象被漏標(biāo)的解決方式則簡(jiǎn)單一些，在增量更新模式下，這個(gè)問題天生就被解決了。在SATB模式下，其實(shí)是在檢查一開始就確定了一個(gè)檢查范圍，所以可以將新產(chǎn)生的對(duì)象放在檢查范圍之外，默認(rèn)新產(chǎn)生的對(duì)象是存活的。當(dāng)然這個(gè)過程得實(shí)際結(jié)合卡表來講解才會(huì)更加具體形象。接下來在Mixed GC的過程里再細(xì)說。

SATB

Snapshot At The Beginning，G1在分配對(duì)象時(shí)，會(huì)在region中有2個(gè)top-at-mark-start（TAMS）指針，分別表示prevTAMS和nextTAMS。對(duì)應(yīng)著卡表上即指向表示卡表范圍的的兩個(gè)編號(hào)，GC是分配在nextTAMS位置以上的對(duì)象都視為活著的，這是一種隱式的標(biāo)記（這涉及到G1 MixedGC垃圾回收階段的細(xì)節(jié)，很復(fù)雜，接下來會(huì)詳細(xì)討論）。這種解決漏標(biāo)的方式是有缺陷的，它會(huì)造成真正應(yīng)該被回收的白對(duì)象躲過這次GC生存到下一次GC，這就是float garbage(浮動(dòng)垃圾)。因?yàn)镾ATB的做法精度比較低，所以造成float garbage的情況也會(huì)比較多。

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為什么G1采用SATB而不用incremental update？

SATB算法：是一種基于快照的算法，它可以避免在垃圾回收時(shí)出現(xiàn)對(duì)象漏標(biāo)或者重復(fù)標(biāo)記的問題，從而提高垃圾回收的準(zhǔn)確性和效率，在垃圾回收開始時(shí)，對(duì)堆中的對(duì)象引用進(jìn)行快照，然后在并發(fā)標(biāo)記階段中記錄下所有被修改過對(duì)象引用，保存到satb_mark_queue中，最后在重新標(biāo)記階段重新掃描這些對(duì)象，標(biāo)記所有被修改的對(duì)象，保證了準(zhǔn)確性和效率。

因?yàn)椴捎胕ncremental update把黑色重新標(biāo)記為灰色后，之前掃描過的還要再掃描一遍，效率太低。G1有RSet與SATB相配合。Card Table里記錄了RSet，RSet里記錄了其他對(duì)象指向自己的引用，這樣就不需要再掃描其他區(qū)域，只要掃描RSet就可以了。

也就是說 灰色–>白色 引用消失時(shí)，如果沒有 黑色–>白色，引用會(huì)被push到堆棧，下次掃描時(shí)拿到這個(gè)引用，由于有RSet的存在，不需要掃描整個(gè)堆去查找指向白色的引用，效率比較高。SATB配合RSet渾然天成

Mixed GC 流程

Mixed GC從步驟上可以分為兩個(gè)大步驟，全局并發(fā)標(biāo)記（global concurrent marking），拷貝存活對(duì)象（evacuation）。全局并發(fā)表的過程涉及到SATB的標(biāo)記過程，我們將詳細(xì)講解。

全局并發(fā)標(biāo)記（global concurrent marking）

G1收集器垃圾收集器的全局并發(fā)標(biāo)記（global concurrent marking）分為多個(gè)階段

• 初始標(biāo)記（initial marking）： 這個(gè)階段會(huì)STW，標(biāo)記從GC Root開始直接可達(dá)的對(duì)象，這一步伴隨著young gc。之所以要young gc是為了處理跨代引用，老年代獨(dú)享也可能被年輕代跨代引用，但是老年代不能使用RSet來解決跨代引用。還有就是young gc也會(huì)stw，在第一步y(tǒng)oung gc可以共用stw的時(shí)間，盡量減少stw時(shí)間。這一步還初始化了一些參數(shù)，將bottom指針賦值給prevTAMS指針，top指針賦值給nextTAMS指針，同時(shí)清空nextBitMap指針。因?yàn)橹蟮牟l(fā)標(biāo)記需要使用到這三個(gè)變量。

top，prevTAMS，nextTAMS，top都是指向卡表的指針，他們的存在是為了標(biāo)識(shí)哪些對(duì)象是可以被回收的，哪些是存活的，這就是SATB機(jī)制。而nextBitMap則是記錄下卡表中哪些對(duì)象是存活的一個(gè)數(shù)組，當(dāng)然現(xiàn)在還沒開始檢查，nextBitMap里的記錄都是空。

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• 根分區(qū)掃描（root region scan）: 這個(gè)階段在stw之后，會(huì)掃描survivor區(qū)域（survivor分區(qū)就是根分區(qū)），將所有被survivor區(qū)域?qū)ο笠玫睦夏甏鷮?duì)象標(biāo)記。這也是上一步需要young gc的原因，處理跨代引用時(shí)需要知道哪些old區(qū)對(duì)象被S區(qū)對(duì)象引用。這個(gè)過程因?yàn)樾枰獟呙鑣urvivor分區(qū)，所以不能發(fā)生young gc，如果掃描過程中新生代被耗盡，那么必須等待掃描結(jié)束才可以開始young gc。這一步耗時(shí)很短。
• 并發(fā)標(biāo)記（Concurrent Marking） 從GC Roots開始對(duì)堆中對(duì)象進(jìn)行可達(dá)性分析，找出各個(gè)region的存活對(duì)象信息，耗時(shí)較長(zhǎng)。粗略過程是這樣的，但實(shí)際這一步的過程很復(fù)雜。因?yàn)橐紤]在SATB機(jī)制之下，各個(gè)指針的變化。 假設(shè)在根分區(qū)掃描后沒有引用的改變，那么一個(gè)region的分區(qū)狀態(tài)和第一步init marking初始化完一致。此時(shí)如果再繼續(xù)分配對(duì)象，那么對(duì)象會(huì)分配在nextTAMS之后，隨著對(duì)象的分配，TOP指針會(huì)向后移動(dòng)。

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因?yàn)檫@一步是和mutator(用戶線程)并發(fā)運(yùn)行的，所以從根節(jié)點(diǎn)掃描的時(shí)候其實(shí)是掃描的一個(gè)快照snapshot，快照位置就是prevTAMS到nextTAMS（注意快照位置是不變的，但是prevTAMS到nextTAMS之間的對(duì)象在掃描過程中會(huì)改變)。 當(dāng)region中分配新對(duì)象時(shí)，新對(duì)象都會(huì)分配在nextTAMS之后，這導(dǎo)致top指向的位置也往后移動(dòng)，nextTAMS和top之間選哪個(gè)都是被認(rèn)為隱式存活。 還有這期間也有可能應(yīng)該被掃描的位置prevTAMS和nextTAMS之間的位置引用發(fā)生了變化，比如白色對(duì)象被黑色對(duì)象持有了，這就是三色標(biāo)記算法的缺陷，需要更改白色對(duì)象的狀態(tài)。這里會(huì)將引用被更改的對(duì)象放入satb_mark_queue。satb_mark_queue是一個(gè)隊(duì)列，里面記錄所有被改變引用關(guān)系的白色對(duì)象。這里指的satb_mark_queue指的全局的queue。除了全局的queue，每個(gè)線程也有自己的satb mark queue，全局的queue的引用是由所有其他線程的satb mark queue合并得來的，線程的satb mark queu滿了會(huì)被轉(zhuǎn)移到全局satb mark queue。且并發(fā)標(biāo)記階段會(huì)定期檢查全局satb mark queue的容量，超過某個(gè)容量就concurrent marker線程就會(huì)將全局satb mark que和線程satb mark que的對(duì)象都取出來全部標(biāo)記上，當(dāng)然也會(huì)將這些對(duì)象的子field全部壓棧（marking stack)等待接下來被標(biāo)記到，這個(gè)處理類似于全局dirty card quene。這里注意。

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隨著并發(fā)標(biāo)記結(jié)束nextBitMap里也標(biāo)記了哪些對(duì)象是可以回收的，但注意，不一定每個(gè)線程里satb mark queue都被轉(zhuǎn)移到了全局的satb mark queue，因?yàn)楹喜⑦@個(gè)過程也是并發(fā)的。所以需要下一步

• 最終標(biāo)記（remark）: 標(biāo)記那些并發(fā)標(biāo)記階段發(fā)生變化的對(duì)象，就是將線程satb mark queue中引用發(fā)生更改的對(duì)象找出來，放入satb mark queue。這個(gè)階段為了保證標(biāo)記正確必須STW。
• 清點(diǎn)垃圾（cleanup）: 對(duì)各個(gè)region的回收價(jià)值和成本進(jìn)行排序，根據(jù)用戶期待的GC停頓時(shí)間指定回收計(jì)劃，選中部分old region，和全部的young region，這些被選中的分區(qū)稱為Collection Set（Cset），還會(huì)把沒有任何對(duì)象的region加入到可用來分配對(duì)象的region集合中。注意這一步不是清除，是清點(diǎn)出哪些region值得回收，不會(huì)復(fù)制任何對(duì)象。清點(diǎn)執(zhí)行完，一個(gè)全局并發(fā)標(biāo)記周期基本就執(zhí)行完了。這時(shí)還會(huì)將nextTAMS指針賦值給prevTAMS，且nextBitMap賦值給prevBitMap。

這里是不是很奇怪為什么要記錄本輪標(biāo)記的結(jié)果到prevBitMap，難道下次再來檢查本region時(shí)還可以再復(fù)用這個(gè)標(biāo)記結(jié)果嗎。 我們知道G1是可以根據(jù)內(nèi)存的變化自己調(diào)整內(nèi)存中E區(qū)，O區(qū)的容量的，如果其中某些分區(qū)容量增長(zhǎng)比較快，說明這個(gè)分區(qū)的內(nèi)存訪問更頻繁，在未來也可能更快地達(dá)到region的容量限制，那么下次復(fù)制轉(zhuǎn)移時(shí)就會(huì)優(yōu)先將這塊region中的對(duì)象轉(zhuǎn)移到更大的region中去。

拷貝存活對(duì)象evacuation

標(biāo)記結(jié)束剩下的就是轉(zhuǎn)移evacuation，拷貝存活對(duì)象。就是將活著的對(duì)象拷貝到空的region,再回收掉部分region。這一步是采用多線程復(fù)制清除，整個(gè)過程會(huì)STW。這也是G1的優(yōu)勢(shì)之一，只要還有一塊空閑的region，就可以完成垃圾回收。而不用像CMS那樣必須預(yù)留太多的內(nèi)存。

G1 的活動(dòng)周期

G1垃圾收集活動(dòng)匯總

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RSet的維護(hù)

由于不能整堆掃描，又需要計(jì)算分區(qū)確切的活躍度，因此，G1需要一個(gè)增量式的完全標(biāo)記并發(fā)算法，通過維護(hù)RSet，得到準(zhǔn)確的分區(qū)引用信息。在G1中，RSet的維護(hù)主要來源兩個(gè)方面：寫柵欄(Write Barrier)和并發(fā)優(yōu)化線程(Concurrence Refinement Threads)

柵欄Barrier

柵欄代碼示意

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柵欄是指在原生代碼片段中，當(dāng)某些語句被執(zhí)行時(shí)，柵欄代碼也會(huì)被執(zhí)行。而G1主要在賦值語句中，使用寫前柵欄(Pre-Write Barrrier)和寫后柵欄(Post-Write Barrrier)。事實(shí)上，寫柵欄的指令序列開銷非常昂貴，應(yīng)用吞吐量也會(huì)根據(jù)柵欄復(fù)雜度而降低。

寫前柵欄 Pre-Write Barrrier

即將執(zhí)行一段賦值語句時(shí)，等式左側(cè)對(duì)象將修改引用到另一個(gè)對(duì)象，那么等式左側(cè)對(duì)象原先引用的對(duì)象所在分區(qū)將因此喪失一個(gè)引用，那么JVM就需要在賦值語句生效之前，記錄喪失引用的對(duì)象。JVM并不會(huì)立即維護(hù)RSet，而是通過批量處理，在將來RSet更新(見SATB)。

寫后柵欄 Post-Write Barrrier

當(dāng)執(zhí)行一段賦值語句后，等式右側(cè)對(duì)象獲取了左側(cè)對(duì)象的引用，那么等式右側(cè)對(duì)象所在分區(qū)的RSet也應(yīng)該得到更新。同樣為了降低開銷，寫后柵欄發(fā)生后，RSet也不會(huì)立即更新，同樣只是記錄此次更新日志，在將來批量處理(見Concurrence Refinement Threads)。

起始快照算法Snapshot at the beginning (SATB)

Taiichi Tuasa貢獻(xiàn)的增量式完全并發(fā)標(biāo)記算法起始快照算法(SATB)，主要針對(duì)標(biāo)記-清除垃圾收集器的并發(fā)標(biāo)記階段，非常適合G1的分區(qū)塊的堆結(jié)構(gòu)，同時(shí)解決了CMS的主要煩惱：重新標(biāo)記暫停時(shí)間長(zhǎng)帶來的潛在風(fēng)險(xiǎn)。

SATB會(huì)創(chuàng)建一個(gè)對(duì)象圖，相當(dāng)于堆的邏輯快照，從而確保并發(fā)標(biāo)記階段所有的垃圾對(duì)象都能通過快照被鑒別出來。當(dāng)賦值語句發(fā)生時(shí)，應(yīng)用將會(huì)改變了它的對(duì)象圖，那么JVM需要記錄被覆蓋的對(duì)象。因此寫前柵欄會(huì)在引用變更前，將值記錄在SATB日志或緩沖區(qū)中。每個(gè)線程都會(huì)獨(dú)占一個(gè)SATB緩沖區(qū)，初始有256條記錄空間。當(dāng)空間用盡時(shí)，線程會(huì)分配新的SATB緩沖區(qū)繼續(xù)使用，而原有的緩沖去則加入全局列表中。最終在并發(fā)標(biāo)記階段，并發(fā)標(biāo)記線程(Concurrent Marking Threads)在標(biāo)記的同時(shí)，還會(huì)定期檢查和處理全局緩沖區(qū)列表的記錄，然后根據(jù)標(biāo)記位圖分片的標(biāo)記位，掃描引用字段來更新RSet。此過程又稱為并發(fā)標(biāo)記/SATB寫前柵欄。

并發(fā)優(yōu)化線程Concurrence Refinement Threads

G1中使用基于Urs H?lzle的快速寫柵欄，將柵欄開銷縮減到2個(gè)額外的指令。柵欄將會(huì)更新一個(gè)card table type的結(jié)構(gòu)來跟蹤代間引用。

當(dāng)賦值語句發(fā)生后，寫后柵欄會(huì)先通過G1的過濾技術(shù)判斷是否是跨分區(qū)的引用更新，并將跨分區(qū)更新對(duì)象的卡片加入緩沖區(qū)序列，即更新日志緩沖區(qū)或臟卡片隊(duì)列。與SATB類似，一旦日志緩沖區(qū)用盡，則分配一個(gè)新的日志緩沖區(qū)，并將原來的緩沖區(qū)加入全局列表中。

并發(fā)優(yōu)化線程(Concurrence Refinement Threads)，只專注掃描日志緩沖區(qū)記錄的卡片來維護(hù)更新RSet，線程最大數(shù)目可通過-XX:G1ConcRefinementThreads(默認(rèn)等于-XX:ParellelGCThreads)設(shè)置。并發(fā)優(yōu)化線程永遠(yuǎn)是活躍的，一旦發(fā)現(xiàn)全局列表有記錄存在，就開始并發(fā)處理。如果記錄增長(zhǎng)很快或者來不及處理，那么通過閾值-X:G1ConcRefinementGreenZone/-XX:G1ConcRefinementYellowZone/-XX:G1ConcRefinementRedZone，G1會(huì)用分層的方式調(diào)度，使更多的線程處理全局列表。如果并發(fā)優(yōu)化線程也不能跟上緩沖區(qū)數(shù)量，則Mutator線程(Java應(yīng)用線程)會(huì)掛起應(yīng)用并被加進(jìn)來幫助處理，直到全部處理完。因此，必須避免此類場(chǎng)景出現(xiàn)。

并發(fā)標(biāo)記周期 Concurrent Marking Cycle

并發(fā)標(biāo)記周期是G1中非常重要的階段，這個(gè)階段將會(huì)為混合收集周期識(shí)別垃圾最多的老年代分區(qū)。整個(gè)周期完成根標(biāo)記、識(shí)別所有(可能)存活對(duì)象，并計(jì)算每個(gè)分區(qū)的活躍度，從而確定GC效率等級(jí)。

當(dāng)達(dá)到IHOP閾值-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent(老年代占整堆比，默認(rèn)45%)時(shí)，便會(huì)觸發(fā)并發(fā)標(biāo)記周期。整個(gè)并發(fā)標(biāo)記周期將由初始標(biāo)記(Initial Mark)、根分區(qū)掃描(Root Region Scanning)、并發(fā)標(biāo)記(Concurrent Marking)、重新標(biāo)記(Remark)、清除(Cleanup)幾個(gè)階段組成。其中，初始標(biāo)記(隨年輕代收集一起活動(dòng))、重新標(biāo)記、清除是STW的，而并發(fā)標(biāo)記如果來不及標(biāo)記存活對(duì)象，則可能在并發(fā)標(biāo)記過程中，G1又觸發(fā)了幾次年輕代收集。

并發(fā)標(biāo)記線程 Concurrent Marking Threads

并發(fā)標(biāo)記位圖過程

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要標(biāo)記存活的對(duì)象，每個(gè)分區(qū)都需要?jiǎng)?chuàng)建位圖(Bitmap)信息來存儲(chǔ)標(biāo)記數(shù)據(jù)，來確定標(biāo)記周期內(nèi)被分配的對(duì)象。G1采用了兩個(gè)位圖Previous Bitmap、Next Bitmap，來存儲(chǔ)標(biāo)記數(shù)據(jù)，Previous位圖存儲(chǔ)上次的標(biāo)記數(shù)據(jù)，Next位圖在標(biāo)記周期內(nèi)不斷變化更新，同時(shí)Previous位圖的標(biāo)記數(shù)據(jù)也越來越過時(shí)，當(dāng)標(biāo)記周期結(jié)束后Next位圖便替換Previous位圖，成為上次標(biāo)記的位圖。同時(shí)，每個(gè)分區(qū)通過頂部開始標(biāo)記(TAMS)，來記錄已標(biāo)記過的內(nèi)存范圍。同樣的，G1使用了兩個(gè)頂部開始標(biāo)記Previous TAMS(PTAMS)、Next TAMS(NTAMS)，記錄已標(biāo)記的范圍。

在并發(fā)標(biāo)記階段，G1會(huì)根據(jù)參數(shù)-XX:ConcGCThreads(默認(rèn)GC線程數(shù)的1/4，即-XX:ParallelGCThreads/4)，分配并發(fā)標(biāo)記線程(Concurrent Marking Threads)，進(jìn)行標(biāo)記活動(dòng)。每個(gè)并發(fā)線程一次只掃描一個(gè)分區(qū)，并通過"手指"指針的方式優(yōu)化獲取分區(qū)。并發(fā)標(biāo)記線程是爆發(fā)式的，在給定的時(shí)間段拼命干活，然后休息一段時(shí)間，再拼命干活。

每個(gè)并發(fā)標(biāo)記周期，在初始標(biāo)記STW的最后，G1會(huì)分配一個(gè)空的Next位圖和一個(gè)指向分區(qū)頂部(Top)的NTAMS標(biāo)記。Previous位圖記錄的上次標(biāo)記數(shù)據(jù)，上次的標(biāo)記位置，即PTAMS，在PTAMS與分區(qū)底部(Bottom)的范圍內(nèi)，所有的存活對(duì)象都已被標(biāo)記。那么，在PTAMS與Top之間的對(duì)象都將是隱式存活(Implicitly Live)對(duì)象。在并發(fā)標(biāo)記階段，Next位圖吸收了Previous位圖的標(biāo)記數(shù)據(jù)，同時(shí)每個(gè)分區(qū)都會(huì)有新的對(duì)象分配，則Top與NTAMS分離，前往更高的地址空間。在并發(fā)標(biāo)記的一次標(biāo)記中，并發(fā)標(biāo)記線程將找出NTAMS與PTAMS之間的所有存活對(duì)象，將標(biāo)記數(shù)據(jù)存儲(chǔ)在Next位圖中。同時(shí)，在NTAMS與Top之間的對(duì)象即成為已標(biāo)記對(duì)象。如此不斷地更新Next位圖信息，并在清除階段與Previous位圖交換角色。

初始標(biāo)記 Initial Mark

初始標(biāo)記(Initial Mark)負(fù)責(zé)標(biāo)記所有能被直接可達(dá)的根對(duì)象(原生棧對(duì)象、全局對(duì)象、JNI對(duì)象)，根是對(duì)象圖的起點(diǎn)，因此初始標(biāo)記需要將Mutator線程(Java應(yīng)用線程)暫停掉，也就是需要一個(gè)STW的時(shí)間段。事實(shí)上，當(dāng)達(dá)到IHOP閾值時(shí)，G1并不會(huì)立即發(fā)起并發(fā)標(biāo)記周期，而是等待下一次年輕代收集，利用年輕代收集的STW時(shí)間段，完成初始標(biāo)記，這種方式稱為借道(Piggybacking)。在初始標(biāo)記暫停中，分區(qū)的NTAMS都被設(shè)置到分區(qū)頂部Top，初始標(biāo)記是并發(fā)執(zhí)行，直到所有的分區(qū)處理完。

根分區(qū)掃描 Root Region Scanning

在初始標(biāo)記暫停結(jié)束后，年輕代收集也完成的對(duì)象復(fù)制到Survivor的工作，應(yīng)用線程開始活躍起來。此時(shí)為了保證標(biāo)記算法的正確性，所有新復(fù)制到Survivor分區(qū)的對(duì)象，都需要被掃描并標(biāo)記成根，這個(gè)過程稱為根分區(qū)掃描(Root Region Scanning)，同時(shí)掃描的Suvivor分區(qū)也被稱為根分區(qū)(Root Region)。根分區(qū)掃描必須在下一次年輕代垃圾收集啟動(dòng)前完成(并發(fā)標(biāo)記的過程中，可能會(huì)被若干次年輕代垃圾收集打斷)，因?yàn)槊看蜧C會(huì)產(chǎn)生新的存活對(duì)象集合。

并發(fā)標(biāo)記 Concurrent Marking

和應(yīng)用線程并發(fā)執(zhí)行，并發(fā)標(biāo)記線程在并發(fā)標(biāo)記階段啟動(dòng)，由參數(shù)-XX:ConcGCThreads(默認(rèn)GC線程數(shù)的1/4，即-XX:ParallelGCThreads/4)控制啟動(dòng)數(shù)量，每個(gè)線程每次只掃描一個(gè)分區(qū)，從而標(biāo)記出存活對(duì)象圖。在這一階段會(huì)處理Previous/Next標(biāo)記位圖，掃描標(biāo)記對(duì)象的引用字段。同時(shí)，并發(fā)標(biāo)記線程還會(huì)定期檢查和處理STAB全局緩沖區(qū)列表的記錄，更新對(duì)象引用信息。參數(shù)-XX:+ClassUnloadingWithConcurrentMark會(huì)開啟一個(gè)優(yōu)化，如果一個(gè)類不可達(dá)(不是對(duì)象不可達(dá))，則在重新標(biāo)記階段，這個(gè)類就會(huì)被直接卸載。所有的標(biāo)記任務(wù)必須在堆滿前就完成掃描，如果并發(fā)標(biāo)記耗時(shí)很長(zhǎng)，那么有可能在并發(fā)標(biāo)記過程中，又經(jīng)歷了幾次年輕代收集。如果堆滿前沒有完成標(biāo)記任務(wù)，則會(huì)觸發(fā)擔(dān)保機(jī)制，經(jīng)歷一次長(zhǎng)時(shí)間的串行Full GC。

存活數(shù)據(jù)計(jì)算 Live Data Accounting

存活數(shù)據(jù)計(jì)算(Live Data Accounting)是標(biāo)記操作的附加產(chǎn)物，只要一個(gè)對(duì)象被標(biāo)記，同時(shí)會(huì)被計(jì)算字節(jié)數(shù)，并計(jì)入分區(qū)空間。只有NTAMS以下的對(duì)象會(huì)被標(biāo)記和計(jì)算，在標(biāo)記周期的最后，Next位圖將被清空，等待下次標(biāo)記周期。

重新標(biāo)記 Remark

重新標(biāo)記(Remark)是最后一個(gè)標(biāo)記階段。在該階段中，G1需要一個(gè)暫停的時(shí)間，去處理剩下的SATB日志緩沖區(qū)和所有更新，找出所有未被訪問的存活對(duì)象，同時(shí)安全完成存活數(shù)據(jù)計(jì)算。這個(gè)階段也是并行執(zhí)行的，通過參數(shù)-XX:ParallelGCThread可設(shè)置GC暫停時(shí)可用的GC線程數(shù)。同時(shí)，引用處理也是重新標(biāo)記階段的一部分，所有重度使用引用對(duì)象(弱引用、軟引用、虛引用、最終引用)的應(yīng)用都會(huì)在引用處理上產(chǎn)生開銷。

清除 Cleanup

緊挨著重新標(biāo)記階段的清除(Clean)階段也是STW的。Previous/Next標(biāo)記位圖、以及PTAMS/NTAMS，都會(huì)在清除階段交換角色。清除階段主要執(zhí)行以下操作：

• RSet梳理，啟發(fā)式算法會(huì)根據(jù)活躍度和RSet尺寸對(duì)分區(qū)定義不同等級(jí)，同時(shí)RSet數(shù)理也有助于發(fā)現(xiàn)無用的引用。參數(shù)-XX:+PrintAdaptiveSizePolicy可以開啟打印啟發(fā)式算法決策細(xì)節(jié)；
• 整理堆分區(qū)，為混合收集周期識(shí)別回收收益高(基于釋放空間和暫停目標(biāo))的老年代分區(qū)集合；
• 識(shí)別所有空閑分區(qū)，即發(fā)現(xiàn)無存活對(duì)象的分區(qū)。該分區(qū)可在清除階段直接回收，無需等待下次收集周期。

年輕代收集/混合收集周期

年輕代收集和混合收集周期，是G1回收空間的主要活動(dòng)。當(dāng)應(yīng)用運(yùn)行開始時(shí)，堆內(nèi)存可用空間還比較大，只會(huì)在年輕代滿時(shí)，觸發(fā)年輕代收集；隨著老年代內(nèi)存增長(zhǎng)，當(dāng)?shù)竭_(dá)IHOP閾值-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent(老年代占整堆比，默認(rèn)45%)時(shí)，G1開始著手準(zhǔn)備收集老年代空間。首先經(jīng)歷并發(fā)標(biāo)記周期，識(shí)別出高收益的老年代分區(qū)，前文已述。但隨后G1并不會(huì)馬上開始一次混合收集，而是讓應(yīng)用線程先運(yùn)行一段時(shí)間，等待觸發(fā)一次年輕代收集。在這次STW中，G1將保準(zhǔn)整理混合收集周期。接著再次讓應(yīng)用線程運(yùn)行，當(dāng)接下來的幾次年輕代收集時(shí)，將會(huì)有老年代分區(qū)加入到CSet中，即觸發(fā)混合收集，這些連續(xù)多次的混合收集稱為混合收集周期(Mixed Collection Cycle)。

GC工作線程數(shù)

GC工作線程數(shù) -XX:ParallelGCThreads

JVM可以通過參數(shù)-XX:ParallelGCThreads進(jìn)行指定GC工作的線程數(shù)量。參數(shù)-XX:ParallelGCThreads默認(rèn)值并不是固定的，而是根據(jù)當(dāng)前的CPU資源進(jìn)行計(jì)算。如果用戶沒有指定，且CPU小于等于8，則默認(rèn)與CPU核數(shù)相等；若CPU大于8，則默認(rèn)JVM會(huì)經(jīng)過計(jì)算得到一個(gè)小于CPU核數(shù)的線程數(shù)；當(dāng)然也可以人工指定與CPU核數(shù)相等。

年輕代收集 Young Collection

每次收集過程中，既有并行執(zhí)行的活動(dòng)，也有串行執(zhí)行的活動(dòng)，但都可以是多線程的。在并行執(zhí)行的任務(wù)中，如果某個(gè)任務(wù)過重，會(huì)導(dǎo)致其他線程在等待某項(xiàng)任務(wù)的處理，需要對(duì)這些地方進(jìn)行優(yōu)化。

并行活動(dòng)

• 外部根分區(qū)掃描 Ext Root Scanning：此活動(dòng)對(duì)堆外的根(JVM系統(tǒng)目錄、VM數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)、JNI線程句柄、硬件寄存器、全局變量、線程對(duì)棧根)進(jìn)行掃描，發(fā)現(xiàn)那些沒有加入到暫停收集集合CSet中的對(duì)象。如果系統(tǒng)目錄(單根)擁有大量加載的類，最終可能其他并行活動(dòng)結(jié)束后，該活動(dòng)依然沒有結(jié)束而帶來的等待時(shí)間。
• 更新已記憶集合 Update RS：并發(fā)優(yōu)化線程會(huì)對(duì)臟卡片的分區(qū)進(jìn)行掃描更新日志緩沖區(qū)來更新RSet，但只會(huì)處理全局緩沖列表。作為補(bǔ)充，所有被記錄但是還沒有被優(yōu)化線程處理的剩余緩沖區(qū)，會(huì)在該階段處理，變成已處理緩沖區(qū)(Processed Buffers)。為了限制花在更新RSet的時(shí)間，可以設(shè)置暫停占用百分比-XX:G1RSetUpdatingPauseTimePercent(默認(rèn)10%，即-XX:MaxGCPauseMills/10)。值得注意的是，如果更新日志緩沖區(qū)更新的任務(wù)不降低，單純地減少RSet的更新時(shí)間，會(huì)導(dǎo)致暫停中被處理的緩沖區(qū)減少，將日志緩沖區(qū)更新工作推到并發(fā)優(yōu)化線程上，從而增加對(duì)Java應(yīng)用線程資源的爭(zhēng)奪。
• RSet掃描 Scan RS：在收集當(dāng)前CSet之前，考慮到分區(qū)外的引用，必須掃描CSet分區(qū)的RSet。如果RSet發(fā)生粗化，則會(huì)增加RSet的掃描時(shí)間。開啟診斷模式-XX:UnlockDiagnosticVMOptions后，通過參數(shù)-XX:+G1SummarizeRSetStats可以確定并發(fā)優(yōu)化線程是否能夠及時(shí)處理更新日志緩沖區(qū)，并提供更多的信息，來幫助為RSet粗化總數(shù)提供窗口。參數(shù)-XX：G1SummarizeRSetStatsPeriod=n可設(shè)置RSet的統(tǒng)計(jì)周期，即經(jīng)歷多少此GC后進(jìn)行一次統(tǒng)計(jì)
• 代碼根掃描 Code Root Scanning：對(duì)代碼根集合進(jìn)行掃描，掃描JVM編譯后代碼Native Method的引用信息(nmethod掃描)，進(jìn)行RSet掃描。事實(shí)上，只有CSet分區(qū)中的RSet有強(qiáng)代碼根時(shí)，才會(huì)做nmethod掃描，查找對(duì)CSet的引用。
• 轉(zhuǎn)移和回收 Object Copy：通過選定的CSet以及CSet分區(qū)完整的引用集，將執(zhí)行暫停時(shí)間的主要部分：CSet分區(qū)存活對(duì)象的轉(zhuǎn)移、CSet分區(qū)空間的回收。通過工作竊取機(jī)制來負(fù)載均衡地選定復(fù)制對(duì)象的線程，并且復(fù)制和掃描對(duì)象被轉(zhuǎn)移的存活對(duì)象將拷貝到每個(gè)GC線程分配緩沖區(qū)GCLAB。G1會(huì)通過計(jì)算，預(yù)測(cè)分區(qū)復(fù)制所花費(fèi)的時(shí)間，從而調(diào)整年輕代的尺寸。
• 終止 Termination：完成上述任務(wù)后，如果任務(wù)隊(duì)列已空，則工作線程會(huì)發(fā)起終止要求。如果還有其他線程繼續(xù)工作，空閑的線程會(huì)通過工作竊取機(jī)制嘗試幫助其他線程處理。而單獨(dú)執(zhí)行根分區(qū)掃描的線程，如果任務(wù)過重，最終會(huì)晚于終止。
• GC外部的并行活動(dòng) GC Worker Other：該部分并非GC的活動(dòng)，而是JVM的活動(dòng)導(dǎo)致占用了GC暫停時(shí)間(例如JNI編譯)。

串行活動(dòng)

• 代碼根更新 Code Root Fixup：根據(jù)轉(zhuǎn)移對(duì)象更新代碼根。
• 代碼根清理 Code Root Purge：清理代碼根集合表。
• 清除全局卡片標(biāo)記 Clear CT：在任意收集周期會(huì)掃描CSet與RSet記錄的PRT，掃描時(shí)會(huì)在全局卡片表中進(jìn)行標(biāo)記，防止重復(fù)掃描。在收集周期的最后將會(huì)清除全局卡片表中的已掃描標(biāo)志。
• 選擇下次收集集合 Choose CSet：該部分主要用于并發(fā)標(biāo)記周期后的年輕代收集、以及混合收集中，在這些收集過程中，由于有老年代候選分區(qū)的加入，往往需要對(duì)下次收集的范圍做出界定；但單純的年輕代收集中，所有收集的分區(qū)都會(huì)被收集，不存在選擇。
• 引用處理 Ref Proc：主要針對(duì)軟引用、弱引用、虛引用、final引用、JNI引用。當(dāng)Ref Proc占用時(shí)間過多時(shí)，可選擇使用參數(shù)-XX:ParallelRefProcEnabled激活多線程引用處理。G1希望應(yīng)用能小心使用軟引用，因?yàn)檐浺脮?huì)一直占據(jù)內(nèi)存空間直到空間耗盡時(shí)被Full GC回收掉；即使未發(fā)生Full GC，軟引用對(duì)內(nèi)存的占用，也會(huì)導(dǎo)致GC次數(shù)的增加。
• 引用排隊(duì) Ref Enq：此項(xiàng)活動(dòng)可能會(huì)導(dǎo)致RSet的更新，此時(shí)會(huì)通過記錄日志，將關(guān)聯(lián)的卡片標(biāo)記為臟卡片。
• 卡片重新臟化 Redirty Cards：重新臟化卡片。
• 回收空閑巨型分區(qū) Humongous Reclaim：G1做了一個(gè)優(yōu)化：通過查看所有根對(duì)象以及年輕代分區(qū)的RSet，如果確定RSet中巨型對(duì)象沒有任何引用，則說明G1發(fā)現(xiàn)了一個(gè)不可達(dá)的巨型對(duì)象，該對(duì)象分區(qū)會(huì)被回收。
• 釋放分區(qū) Free CSet：回收CSet分區(qū)的所有空間，并加入到空閑分區(qū)中。
• 其他活動(dòng) Other：GC中可能還會(huì)經(jīng)歷其他耗時(shí)很小的活動(dòng)，如修復(fù)JNI句柄等。

并發(fā)標(biāo)記周期后的年輕代收集 Young Collection Following Concurrent Marking Cycle

當(dāng)G1發(fā)起并發(fā)標(biāo)記周期之后，并不會(huì)馬上開始混合收集。G1會(huì)先等待下一次年輕代收集，然后在該收集階段中，確定下次混合收集的CSet(Choose CSet)。

混合收集周期 Mixed Collection Cycle

單次的混合收集與年輕代收集并無二致。根據(jù)暫停目標(biāo)，老年代的分區(qū)可能不能一次暫停收集中被處理完，G1會(huì)發(fā)起連續(xù)多次的混合收集，稱為混合收集周期(Mixed Collection Cycle)。G1會(huì)計(jì)算每次加入到CSet中的分區(qū)數(shù)量、混合收集進(jìn)行次數(shù)，并且在上次的年輕代收集、以及接下來的混合收集中，G1會(huì)確定下次加入CSet的分區(qū)集(Choose CSet)，并且確定是否結(jié)束混合收集周期。

轉(zhuǎn)移失敗的擔(dān)保機(jī)制 Full GC

轉(zhuǎn)移失敗(Evacuation Failure)是指當(dāng)G1無法在堆空間中申請(qǐng)新的分區(qū)時(shí)，G1便會(huì)觸發(fā)擔(dān)保機(jī)制，執(zhí)行一次STW式的、單線程的Full GC。Full GC會(huì)對(duì)整堆做標(biāo)記清除和壓縮，最后將只包含純粹的存活對(duì)象。參數(shù)-XX:G1ReservePercent(默認(rèn)10%)可以保留空間，來應(yīng)對(duì)晉升模式下的異常情況，最大占用整堆50%，更大也無意義。

G1在以下場(chǎng)景中會(huì)觸發(fā)Full GC，同時(shí)會(huì)在日志中記錄to-space-exhausted以及Evacuation Failure：

• 從年輕代分區(qū)拷貝存活對(duì)象時(shí)，無法找到可用的空閑分區(qū)
• 從老年代分區(qū)轉(zhuǎn)移存活對(duì)象時(shí)，無法找到可用的空閑分區(qū)
• 分配巨型對(duì)象時(shí)在老年代無法找到足夠的連續(xù)分區(qū)

由于G1的應(yīng)用場(chǎng)合往往堆內(nèi)存都比較大，所以Full GC的收集代價(jià)非常昂貴，應(yīng)該避免Full GC的發(fā)生

使用場(chǎng)景及優(yōu)缺點(diǎn)

根據(jù)經(jīng)驗(yàn)，在大部分的大型內(nèi)存(6G以上)服務(wù)器上，無論是吞吐量還是STW時(shí)間，G1的性能都是要優(yōu)于CMS。

優(yōu)點(diǎn)：并行與并發(fā)收集，分代分區(qū)收集，優(yōu)先垃圾收集，空間整合，可控或者可預(yù)測(cè)停頓時(shí)間。

缺點(diǎn)：

• 收集中產(chǎn)生內(nèi)存，G1的每個(gè)region都需要有一份記憶集和卡表記錄跨代指針，這導(dǎo)致記憶集可能占用堆空間10-20%甚至更多空間。
• 執(zhí)行過程中額外負(fù)載開銷加大，寫屏障進(jìn)行維護(hù)卡表操作外，還需要原始快照能夠減少并發(fā)標(biāo)記和重新標(biāo)記階段的消耗，避免最終標(biāo)記階段停頓過長(zhǎng)，運(yùn)行過程中會(huì)產(chǎn)生由跟蹤引用變化帶來的額外開銷負(fù)擔(dān)，比CMS增量算法消耗更多，CMS的寫屏障實(shí)現(xiàn)直接是同步操作， 而G1是把寫屏障和寫后屏障中要做的事情放到隊(duì)列里異步處理。
• G1對(duì)于Full GC是沒有處理流程， 一旦發(fā)生Full GC G1的回收?qǐng)?zhí)行的是單線程的Serial回收器進(jìn)行回收。

注意點(diǎn)

G1一定不會(huì)產(chǎn)生內(nèi)存碎片嗎

堆內(nèi)存的動(dòng)態(tài)變化、分配模式以及回收行為等因素影響下，仍然可能出現(xiàn)一些碎片問題。當(dāng)某些Region中存在多個(gè)不連續(xù)的小塊空閑內(nèi)存，無法完全滿足某些大對(duì)象的內(nèi)存需求時(shí)，仍然可以稱之為碎片問題。

1. 分配模式不規(guī)律： 如果應(yīng)用程序的內(nèi)存分配模式不規(guī)律，頻繁地分配和釋放不同大小的對(duì)象，可能會(huì)導(dǎo)致一些小的空閑內(nèi)存碎片在堆中產(chǎn)生。
2. 大對(duì)象分配： G1回收器的區(qū)域被劃分為不同大小的Region，當(dāng)一個(gè)大對(duì)象無法在單個(gè)Region中分配時(shí)，G1可能會(huì)在多個(gè)Region中分配這個(gè)大對(duì)象，這可能導(dǎo)致跨多個(gè)Region的碎片。
3. 并發(fā)情況下的內(nèi)存變化： G1回收器會(huì)在后臺(tái)進(jìn)行并發(fā)的垃圾回收，如果在回收過程中發(fā)生了內(nèi)存變化，如某個(gè)區(qū)域中的對(duì)象被回收，留下一些零散的空閑空間，也有可能會(huì)導(dǎo)致內(nèi)存碎片。
4. 頻繁的Full GC： 盡管G1垃圾回收器的設(shè)計(jì)可以減少Full GC（全局垃圾回收）的頻率，但如果頻繁發(fā)生Full GC，可能會(huì)導(dǎo)致內(nèi)存布局的重組，產(chǎn)生一些碎片。