Java虚拟机垃圾收集器

背景

如果说收集算法是内存回收的方法论,那么垃圾收集器就是内存回收的具体实现。Java虚拟机规范中对垃圾收集器应该如何实现并没有任何规定,因此不同的厂商、不同版本的虚拟机所提供的垃圾收集器都可能会有很大差别,并且一般都会提供参数供用户根据自己的应用特点和要求组合出各个年代所使用的收集器。这里讨论的收集器基于JDK1.7 Update 14之后的HotSpot虚拟机(在这个版本中正式提供了商用的G1收集器,之前G1仍处于试验状态),这个虚拟机包含的所有收集器如下图所示:
HotSpot虚拟机垃圾收集器

上图展示了7中作用于不同分代的收集器,如果两个收集器之间存在连线,就说明他们可以搭配使用。虚拟机所处的区域,则表示它是属性新生代收集器还是老年代收集器。接下来将逐一介绍这些收集器的特性、基本原理和使用场景,并重点分析CMS和G1这两款相对复杂的收集器,了解它们的部分运作细节。

虽然我们实在对各个收集器进行比较,但并非为了挑选出一个最好的收集器。因为知道现在为止还没有最好的收集器出现,更加没有万能的收集器,所以我们选择的只是对具体应用最合适的收集器。这点不需要多加解释就能证明;如果有一种放之四海皆准、任何场景下都是用的完美收集器存在,那么HotSpot虚拟机就没必要实现那么多不同的收集器了。

HotSpot算法实现

枚举根节点

从可达性分析中GC Roots节点找引用链这个操作为例,可作为GC Roots的节点主要在全局性的引用(例如常量或类静态属性)与执行上下文(例如栈帧中的本地变量表)中,现在很多应用仅仅方法区就有数百兆,如果要逐个检查者里面的引用,那么必然会消耗很多时间。

另外,可达性分析对执行时间的敏感还提现在GC停顿上,因为这项分析工作必须在一个能确保一致性的快照中进行–这里“一致性”的意思是指在整个分析期间整个执行系统看起来就像被冻结在某个时间点上,不可以出现分析过程中对象引用关系还在不断变化的情况,该店不满足的话分析结果准确性就无法得到保证。这点是导致GC进行时必须停顿所有Java执行线程(Sum将这件事情称为“Stop The World”)的其中一个重要原因,即使在号称(几乎)不会发生停顿的CMS收集器中,枚举根节点时也是必须要停顿的。

由于目前的主流Java虚拟机使用的都是准确式GC,当执行系统停顿下来后,并不需要一个不漏地检查完所有执行上下文和全局的引用位置,虚拟机应当是有办法得知那些地方存放着对象引用。在HotSpot的实现中,是使用一组成为OopMap的数据结构来达到这个目的的,在类加载完成的时候,HotSpot就把对象内什么偏移量上什么类型的数据计算出来,在JIT编译过程中,也会在特定的位置记录下栈和寄存器中哪些位置的引用,这样GC在扫描时就可以直接得知这些信息了。

安全点

在OopMap的协助下,HotSpot可以快速且准确的完成GC Roots枚举,但是一个很现实的问题随之而来:可能导致引用关系变化,或者说OopMap内容变化的指令非常多,如果为每一条指令都生成对象的OopMap,那将会需要大量的额外空间,这样GC的空间成本将会变得很高。

实际上,HotSpot也的确没有为每条指令都生产OopMap,前面已经提到,只是在“
特定的位置”记录了这些信息,这些位置成为安全点(Safepoint),即程序执行时并非在所有地方都能停顿下来开始GC,只有在到达安全点才能暂停。Safepoint的选定既不能太少以至于让GC等待时间太长,也不能过滤频繁以至于过分增大运行时的负荷。所以,安全点的选定基本上是以“是否具有让程序长时间执行的特征”为标准进行选定的–因为每条指令执行的时间都非常短暂,程序不太可能因为指令流长度太长这个原因而过长时间运行,“长时间执行”的最明显特征就是指令序列服用,例如方法调用、循环跳转、异常跳转等,所以具有这些功能的指令才会产生Safepoint。

对于Safepoint,另一个需要考虑的问题是如何在GC发生时让所有线程(这里不包括执行JNI调用的线程)都“跑”到最近的安全点上再停顿下来。这里又两种方案可供选择:抢先式中断(Preemptive Suspension)和主动式中断(Voluntary Suspension),其中抢先式中断不需要线程的执行代码主动去配合,在GC发生时,首先把所有线程全部中断,如果发现有线程中断的地方不在安全点上,就恢复线程,让它“跑”到安全点上。现在几乎没有虚拟机实现采用抢先式中断来暂停线程从而响应GC事件。

而主动式中断的实现是当GC需要中断线程的时候,不直接对线程操作,仅仅简单的设置一个标志,各个线程执行时主动去轮询这个标志,发现中断标志为真时就自己中断挂起 。轮询标志的地方和安全点是重合的,另外再加上创建对象需要分配内存的地方。

安全区域

使用Safepoint似乎已经完美地解决了如果进入GC的问题,但实际情况却并不一定。Safepoint机制保证了程序执行时,在不太长的时间内就会遇到可进入GC的Safepoint。但是,程序“不执行”的时候呢?所谓的程序不执行就是没有分配CPU时间,典型的例子就是线程处于Sleep状态或者Blocked状态,这时候线程无法响应JVM的中断请求,“走”到安全的地方去中断挂机,JVM也先让不太可能等待线程重新被分配CPU时间。对于这种情况,就需要安全区域(Safe Region)来解决。

安全区域是指在一段代码片段之中,引用关系不会发生变化。在这个区域中的任意地方开始GC都是安全的。我们也可以把Safe Region看做是被扩展的Safepoint

在线程执行到Safe Region中的代码时,首先标识自己已经进入了Safe Region,那样,挡在这段时间里JVM要发起GC时,就不用管标识自己为Safe Region状态的线程了。在线程要离开Safe Region时,它要检查系统是否已经完成根节点枚举(或者整个GC过程) ,如果完成了,那线程就继续执行,否则它就必须等待知道收到可以安全离开Safe Region的信号为止。

上面简要的介绍了HotSpot虚拟机如何去发起内存回收的问题,但是虚拟机如何具体的进行内存回收动作仍然未涉及,因为内存回收如何进行是虚拟机所采用的的GC收集器决定的,而通常虚拟机中往往不止有一种GC收集器。

垃圾收集器

如果说收集算法是内存回收的方法论,那么垃圾收集器就是内存回收的具体实现。Java虚拟机规范中对垃圾收集器应该如何实现并没有任何规定,因此不同的厂商、不同版本的虚拟机所提供的垃圾收集器都可能会有很大差别,并且一般都会提供参数供用户根据自己的应用特点和要求组合出各个年代所使用的收集器。这里讨论的收集器基于JDK1.7 Update 14之后的HotSpot虚拟机(在这个版本中正式提供了商用的G1收集器,之前G1仍处于试验状态),这个虚拟机包含的所有收集器如下图所示:
HotSpot虚拟机垃圾收集器

上图展示了7中作用于不同分代的收集器,如果两个收集器之间存在连线,就说明他们可以搭配使用。虚拟机所处的区域,则表示它是属性新生代收集器还是老年代收集器。接下来将逐一介绍这些收集器的特性、基本原理和使用场景,并重点分析CMS和G1这两款相对复杂的收集器,了解它们的部分运作细节。

虽然我们实在对各个收集器进行比较,但并非为了挑选出一个最好的收集器。因为知道现在为止还没有最好的收集器出现,更加没有万能的收集器,所以我们选择的只是对具体应用最合适的收集器。这点不需要多加解释就能证明;如果有一种放之四海皆准、任何场景下都是用的完美收集器存在,那么HotSpot虚拟机就没必要实现那么多不同的收集器了。

Serial收集器

Serial收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器,曾经(在JDK1.3.1之前)是虚拟机新生代收集的唯一选择。大家看名字就会知道,这个收集器是一个单线程的收集器,但它的“单线程”的意义并不仅仅说明它只会使用一个CPU或一条收集线程去完成垃圾收集工作,更重要的是它在进行垃圾收集时,必须暂停其他所有的工作线程,直到他收集结束。“Stop The World”这个名字也许听起来很酷,但这项工作实际上是虚拟机在后台自动发起和自动完成的,在用户不可见的情况下把用户正常工作的线程全部暂停,这对很多应用来说都是难以接受的。不妨试想一下,要是你的计算机每运行一个小时就会暂停响应5分钟,你会有什么样的心情,下图是Serial/Serial Old收集器的运行过程:
Serial收集器运行示意图

对于“Stop The World”带给用户不良体验,虚拟机的设计者们表示完全理解,但也表示非常委屈:“你妈妈再给你打扫房间的时候,肯定也会让你老老实实地在椅子上或者房间外带着,如果一边打扫,你仪表乱扔纸屑,这房间还能打扫完?”这确实是一个合情合理的矛盾,虽然垃圾收集这项工作听起来和打扫房间属于一个性质的,但实际上肯定还要比打扫房间复制得多!

从JDK1.3开始,一直到现在最新的JDK1.7,HotSpot虚拟机开发团队为消除或者减少工作线程因内存回收而导致停顿的努力一直在进行着,从Serial收集器Parallel收集器,再到Concurrent Mark Sweep(CMS)乃至GC收集器的最前沿成果Garbage First(G1)收集器,我们看到了一个个越来越优秀(也越来越复杂)的收集器的出现,用户线程的停顿时间在不断缩短,但是仍然没有办法完全消去(这里暂不包括RTSJ中的收集器)。寻找更优秀的垃圾收集器的工作仍在继续!

这里把Serial收集器描述成了一个“老而无用、食之无味弃之可惜”的鸡肋了,但实际上到现在为止,它依然是虚拟机运行在Client模式下的默认新生代收集器。它也有着优于其他收集器的地方:简单而高效(与其他收集器的单线程比),对于限定单个CPU的环境来说,Serial收集器有没有线程交互的开销,专心做垃圾收集自然可以获得最高的单线程收集效率。在用户的桌面应用场景中,分配给虚拟机管理的内存一般来说不会很大,收集几十兆甚至一两百兆的新生代,停顿时间完全可以控制在几十毫秒最多一百多毫秒以内,只要是不频繁发生,这点停顿是可以接受的。所以,Serial收集器对于运行在Client模式下的虚拟机来说是一个很好的选择。

ParNew收集器

ParNew收集器其实就是Serial收集器的多线程版本,除了使用多线程进行垃圾收集之外,其余行为包括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收集器完全一样,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下图所示:
ParNew收集器运行示意图

ParNew收集器除了多线程收集之外,其他与Serial收集器相比并没有太多创新之处,但它却是许多运行在Server模式下的虚拟机中首选的新生代收集器,其中一个与性能无关但很重要的原因是,除了Serial收集器外,目前只有它能与CMS收集器配合工作。在JDK1.5时期,HotSpot推出了一款在强交互应用中集合可认为有划时代意义的垃圾收集器——CMS收集器(Concurrent Mark Sweep),这款收集器是HotSpot虚拟机中第一款真正意义上的并发(Concurrent)收集器,它第一次实现了让垃圾收集线程与用户线程(基本上)同时工作,用前面那个例子的话来说,就是做到了在你妈妈打扫房间的时候你还能一边往地上扔纸屑。

不幸的是,CNS作为老年代的收集器,却无法与JDK1.4.0中已经存在的新生代收集器Parallel Scavenge配置工作,所有在JDK1.5中使用收集老年代的时候,新生代只能选择ParNew或者Serial收集器中的一个。ParNew收集器也是使用-XX:UseConcMarkSweepGC选项来强制制定它。

ParNew收集器在单CPU的环境中绝对不会有比Serial收集器更好的效果,甚至由于存在线程交互的开销,该收集器在通过超线程技术实现的两个CPU的环境中都不能百分之百地保证可以超越Serial收集器,当然,随着可以使用的CPU的数量的增加,它对于GC时系统资源的有效利用还是很有好处的。它默认开启的收集线程数与CPU的数量相同,在CPU非常多(比如32个)的环境下,可以使用-XX:ParallelGCThreads参数来限定垃圾收集的线程数。

注意从ParNew收集器开始,后面还会接触到几款并发和并行的收集器。在大家可能产生疑惑之前,有必要先解释两个名词:并发和并行。这两个名词都是并发编程中的概念,在谈论垃圾收集器的上下文语境中,它们可以解释为如下:
1、并行(Parallel):指多条垃圾收集线程并行工作,但此时用户线程仍然处于等待状态。
2、并发(Concurrent):指用户线程与垃圾收集器线程同时执行(但不一定是并行的,可能会交替执行),用户程序在继续运行,而垃圾收集程序运行于另一个CPU上。

Parallel Scavenge收集器

Parallel Scavenge收集器是一个新生代收集器,它也是使用复制算法的收集器,又是并行的多线程收集器…看上去和ParNew都一样,那它有什么特别之处呢?

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。

MaxGCPauseMillis参数允许的值是一个大于0的毫秒数,收集器将竟可能保证内存回收的时间不超过设定值。不过大家不要认为如果把这个参数的值设置得稍小一点就能使得系统的垃圾收集速度变得更快,GC停顿时间缩短是以牺牲吞吐里那个和新生代空间来换取的:系统把新生代调小一些,收集300MB新生代肯定比收集500MB快把,这直接导致垃圾收集发生得更频发一些,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。

GCTimeRatio参数的值应当是一个大于0且小于100的整数,那就是垃圾收集时间占总时间的比率,相当于是吞吐量的倒数。如果把此参数设置为19,那允许的最大GC时间就占总时间的5%(即1/(1+19)),默认值为99,就是允许最大1%(即1/(1+99))的垃圾收集时间。

由于与吞吐量关系密切,Parallel Scavenge收集器也经常成为“吞吐量优先”收集器。除了上述两个参数之外,Parallel Scavenge收集器还有一个参数-XX:UseAdaptiveSizePolicy值得关注。这是一个开关参数,当这个参数打开之后,就不需要手工指定新生代的大小(-Xmn)、Eden与Survivor区的比例(-XX:SurvivorRatio)、晋升老年代对象年龄(-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,动态调整这些参数已提供最适合的停顿时间或者最大的吞吐量,这种调节方式称为GC自适应的调节策略(GC Ergonomics)。如果读者对于收集器运作原来不太了解,手工优化存在困难的时候,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将是一个不错的选择。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MaxGCPauseMillis参数(更关注最大停顿时间)或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有虚拟机完成了。自适应调节策略也是Parallel Scavenge收集器与ParNew收集器的一个重要区别。

Serial Old收集器

Serial Old是Serial收集器的老年代版本,他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在于给Client模式下的虚拟机使用。如果在Server模式下,那么它主要还有两大用途:一种用途是在JDK1.5以及之前的版本中与Parallel Scavenge收集器搭配使用,另一种用途就是作为CMS收集器的后备预案,在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。这两点都将在后面的内容中详细讲解。Serial Old收集器的工作过程如下图所示:
Serial Old收集器运行示意图

Parallel Scavenge收集器架构中本身有PS MarkSweep收集器来进行老年代收集,并非直接使用了Serial Old收集器,但是这个PS MarkSweep收集器与Serial Old的实现非常接近,所有在官方的许多资料中都是直接以Serial Old代替Ps MarkSweep进行讲解。

Parallel Old收集器

Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本,使用多线程和“标记-整理”算法。这个收集器是在JDK1.6中才开始提供的,在此之前,新生代选择了Parallel Scavenge收集器一直处于比较尴尬的状态。原因是,如果新生代选择了Parallel Scavenge收集器,老年代除了Serial Old(PS MarkSweep)收集器外别无选择。由于老年代Serial Old收集器在服务端应用性能上“拖累”,使用了Parallel Scavenge收集器也未必能在整体应用上获得吞吐量最大化的效果,由于单线程的老年代收集中无法充分利用服务器多CPU的处理能力,在老年代很大而且硬件比较高级的环境中,这种组合的吞吐量甚至还不一定有ParNew加CMS的组合“给力”。

直到Parallel Old收集器出现后,“吞吐量优先”收集器终于有了比较名副其实的应用组合,在注重吞吐量以及CPU资源敏感的场合,都可以优先考虑Parallel Scavenge加Parallel Old收集器。Parallel Old收集器的工作过程如下图所示:
Parallel Old收集器运行示意图

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。目前很大一部分的Java应用集中在互联网战或者B/S系统的服务端上,这类应用尤其重视服务的响应速度,希望系统停顿时间最短,以给用户带来较好的体验。CMS收集器就非常符合这类应用的需求。

从名字(包含“Mark Sweep”)上就可以看出,CMS收集器是基于“标记-清楚”算法实现的,它的运作过程相对于前面集中收集器来说更复杂一些,整个过程分为4个步骤,包括:
1、初始标记(BMS initial mark)
2、并发标记(CMS concurrent mark)
3、重新标记(CMS remark)
4、并发清除(CMS concurrent sweep)
其中,初始标记、重新标记这两步骤仍然需要“Stop The World”。初始标记仅仅只是标记一下GC Toots能直接关联到的对象,速度很快,并发标记阶段就是进行GC RootsTracing的过程,而重新标记阶段则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产生变动的那一部分对象的标记记录,这个阶段的停顿时间一般会比初始标记阶段稍长一些,但远比并发标记的时间短。

由于整个过程中耗时最长的并发标记和并发清除过程收集器线程都可以与用户线程一起工作,所以,从总体上来说,CMS收集器的内存回收过程是与用户线程一起并发执行的。CMS收集器的工作过程如下图所示:
Serial收集器运行示意图

CMS是一款优秀的收集器,它的主要优点在名字上已经体现出来了:并发收集、低停顿,Sun公司的一些官方文档中也称之为并发低停顿收集器(Concurrent low Pause Collector)。但是CMS还远达不到完美的成都,
它有以下3个明显的缺点:
1、CMS收集器对CPU资源非常敏感。
其实,面向并发设计的成功程序都对CPU资源比较敏感。在并发阶段,它虽然不会导致用户线程停顿,但是会占用一部分线程(或者说CPU资源)而导致应用程序变慢,总吞吐量会降低。CMS默认启动的回收线程是(CPU数量+3)/4,也就是当CPU在4个以上时并发回收时垃圾收集线程不少于25%的CPU资源,并且随着CPU数据量的增加而下降。但是当CPU不足4个(碧如2个)时,CMS对用户程序的影响就可能变得很大,如果本来CPU负载就比较大,还分出一半的运算能力去执行收集器线程,就可能导致用户程序的执行速度忽然降低了50%,其实也让人无法接受。为了应付这种情况,虚拟机提供了一种成为“增量式并发收集器”(Incremental Concurrent Mark Sweep/i-CMS)的CMS收集器变种,所做的事情和单CPU年代PC机操作系统使用抢占事来模拟多任务机制的思想一样,就是在并发标记、清理的时候让GC线程、用户线程交替运行,尽量减少GC线程的独占资源的时间,这样整个垃圾收集的过程会更长,但对用户吃呢工序的影响就会显得少一些,也就是速度下降没那么明显。实践证明,增量时的CMS收集器效果很一般,在目前版本中,i-CMS已经被声明为“deprecated”,即不再提倡用户使用。

2、CMS收集器无法处理浮动垃圾(Floating Garbage)
可能出现“Concurrent Mode Failure”失败而导致另一次Full GC的产生。由于CMS并发清理阶段用户线程还在运行着,伴随程序运行自然还会有新的垃圾不断产生,这一部分垃圾出现在标记过程之后,CMS无法在当次收集中处理掉它们,只好留待下一次GC时再清理掉。这一部分垃圾就称为“浮动垃圾”。也是由于在垃圾收集阶段用户线程还需要运行,那也就还需要预留有足够的内存空间给用户线程使用,因此CMS收集器不能像其他收集器那样等着老年代几乎完全被填满了再进行收集,需要预留一部分空间提供并发收集时的程序运作使用。在JDK1.5的默认设置下,CMS收集器当老年代使用了68%的空间后就会被激活,这是一个偏保守的设置,如果在应用中老年代增长不是太快,可以适当调高参数-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction的值来提高触发比例,以便降低内存回收次数从而获取更好的性能,在JDK1.6中,CMS收集器的启动阀值已经提升至92%。要是CMS运行期间预留的内存无法满足程序的需要,就会出现一次“Concurrent Mode Failure”失败,这时虚拟机将启动后备预案:临时启动Serial Old收集器来重新进行老年代垃圾收集,这样停顿时间就很长了。所以说参数-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction设置得太高很容易导致大量“Concurrent Mode Failure”失败,性能反而降低。

3、CMS是一款基于“标记-清除”算法实现的收集器
“标记-清除”算法在手机结束时会有大量空间碎片产生。空间碎片过多时,将会给大对象分配带来很大麻烦,往往会出现老年代还有很大空间剩余,但是无法找到足够大的连续空间来分配当前对象,不得不提前触发一次Full GC。为了解决这个文件,CMS收集器提供了一个-XX:UseCMSCompactAtFullCollection开关参数(默认就是开启的),用于在CMS收集器顶不住要进行FUllGC时开启内存碎片的合并整理过程,内存整理的过程是无法并发的,空间碎片问题没有了,但是停顿时间不得不变长。虚拟机设计者还提供了另外一个参数-XX:CMSFullGCsBeforeCompaction,这个参数是用于设置执行多少次不压缩的Full GC后,跟着来一次带压缩的(默认值为0,表示每次进入Full GC时都进行碎片整理)。

G1收集器

G1(Garbage-First)收集器是当今收集器技术发展的最前沿成果之一,早在JDK1.7刚刚确立项目目标,Sun公司给出的JDK1.7 RoadMap里面,它就被视为JDK1.7中HotSpot虚拟机的一个重要进化特征。从JDK 6u14中开始就有Early Access版本的G1收集器供开发人员测试、试用,由此开始G1收集器的“Experimental”状态持续了数年时间,直至JDK 7u4,Sun公司才认为它达到足够成熟的商用成都,移除了“Experimental”的标识。

G1是一款面向服务端应用的垃圾收集器。HotSpot开发团队赋予它的使命是(在比较长期的)未来可以替换掉JDK1.5中发布的CMS收集器。与其他GC收集器相比,G1具有如下特点。

并行与并发:
G1能充分利用多CPU、多核环境下的硬件优势,使用多个CPU(CPU或者CPU核心)来缩短Stop-The-World停顿时间,部分其他收集器原本需要停顿Java线程执行的GC动作,G1收集器仍然可以通过并发的方式让Java程序继续运行。

分代收集:
与其他收集器一样,分代概念在G1中依然得以保留。虽然G1可以不需要其他收集器配合就能独立管理整个GC堆,但它能够采用不同的方式去处理新创建的对象和已经存活了一段时间、熬过多次GC的旧对象以获取更好的收集效果。

空间整合
与CMS的“标记-清理”算法不同,G1从整体来看是基于“标记-整理”算法实现的收集器,从局部(两个Region之间)上来看是基于“复制”算法实现的,但无论如何,这两种算法都意味着G1运作期间不会产生内存空间碎片,收集后能提供规整的可用内存。这种特性有利于程序长时间运行,分配大对象时不会因为无法找到连续内存空间而提前触发下一次GC。

可预测的停顿
这时G1相对于CMS的另一大优势,降低停顿时间是G1和CMS共同的关注点,但G1除了追求低停顿外,还能建立可预测的停顿时间模型,能让使用者明确指定在一个长度为M毫秒的时间片段内,消耗在垃圾收集上的时间不得超过N毫秒,这几乎已经是实时Java(RTSJ)的垃圾收集器的特征了。

在G1之前的其他收集器进行收集的方位都是整个新生代或者老年代,而G1不再是这样。
使用G1收集器时,Java堆的内存布局就与其他收集器有很大差别,它将整个Java堆划分为多个大小相等的独立区域(Region),虽然还保留有新生代和老年代的概念,但新生代和老年代不再是物理隔离的了,它们都是一部分Region(不需要连续)的集合。

G1收集器之所以能建立可预测的停顿时间模型,是因为它可以有计划地避免在整个Java堆中进行全区域的垃圾收集。G1跟踪各个Region里面的垃圾堆积的价值大小(回收所获得的空间大小以及回收所需时间的经验值),在和泰维护一个优先列表,每次根据运行的时间,优先回收价值最大的Region(这也就是Garbage-First名称的来由)。这种使用Region划分内存空间以及有优先级区域回收方式,保证了G1收集器在有限的时间内可以获得尽可能高的收集效率。

G1把内存“化整为零”的思路,理解起来似乎很容易,但其中的实现细节却远远没有想象中那样简单,否则也不会从2004年直到14年将近10年的时间才开发除G1的商用版。

把Java堆分为多个Region后,垃圾收集是否就真的能以Region为单位进行了?听起来顺理成章,再仔细想想就很容易发现问题所在:Region不可能是孤立的。一个对象分配在某个Region中,它并非只能被本Region中的其他对象引用,而是可以与整个Java堆任意的对象发生引用关系。那么做可达性判定确定对象是否存活的时候,岂不是还得扫描整个Java堆才能保证准确性?这个问题其实并非在G1中才用,只是在G1中更加突出而已。在以前的分代收集中,新生代的规模一般都比老年代要小许多,新生代的收集也比老年代要频繁许多,那回收新生代中的对象也面临相同的问题,如果回收新生代时也不得不同时扫描老年代的话,那么Minor GC的效率可能下降不少。

在G1收集器中,Region之间的对象引用以及其他收集器中的新生代与老年代之间的对象引用,虚拟机都是使用Remembered Set来避免全堆扫描的。G1中每个Region都有一个与之对应引用,虚拟机都是使用Remembered Set,虚拟机发现程序在对Reference类型的数据进行写操作时,会产生一个Write Barrier暂时中断写操作,检查Reference引用的对象是否处于不同的Region中(在分代的例子中就是检查是否老年代中的对象引用了新生代中的对象),如果是,便通过CardTable把相关引用信息记录到被引用对象所属的Region的Remembered Set之中。当进行内存回收时,在GC根节点的枚举范围中加入Remembered Set即可保证不对全堆扫描也不会有遗漏。

如果不计算维护Remembered Set的操作,G1收集器的运行打大致可划分为以下几个步骤:
1、初始标记(Initial Marking)
2、并发标记(Concurrent Marking)
3、最终标记(Final Marking)
4、筛选回收(Live Data Counting and Evacuation)

初始标记
阶段仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联到的对象,并且修改TAMS(Next Top at Mark Start)的值,让下一阶段用户程序并发运行时,能在正确可用的Region中创建新对象,这阶段需要停顿线程,但耗时很短。

并发标记
阶段是从GC Root开始对堆中对象进行可达性分析,找出存活的对象,这个阶段耗时较长,但可与用户程序并发执行。

最终标记
最终标记需要把Remembered Set Logs的数据合并到Remembered Set中,这阶段需要停顿线程,但是可并行执行。

筛选回收
最后在筛选回收阶段首先对各个Region的回收价值和成本进行排序,根据用户所期望的GC停顿时间来制定回收计划,从Sun公司透露出来的信息来看,这个阶段其实也可以做到和用户程序一起并发执行,但是因为只回收一部分的Region,时间是用户可控制的,而且停顿用户线程将大幅提高收集效率。通过下图来看G1收集器的运作步骤和需要停顿的阶段:
Garbage-First(G1)收集器运行示意图

下面截图一些测试结果:

Sun官方测试
Sun官方测试

telco测试
telco测试

在更大规模的生产环境下,笔者引用一段在StackOverflow.com上看到的经验与读者分享:“我在一个真实的、较大规模的应用程序中使用过G1:大约分配有60~70GB内存,存活对象大约在20~50之间。服务器运行Linux操作系统,JDK版本为6u22。G1与PS/PS Old相比,最大的好处是停顿时间更加可控、可预测,如果我在PS中设置一个很低的最大允许GC时间,譬如期望50毫秒内完成GC(-XX:MaxGCPauseMillis=50),但在65GB的Java堆下有可能得到的直接结果是一次长达30秒至2分钟的漫长的Stop-The-World过程;而G1与CMS相比,虽然它们都立足于低停顿时间,CMS仍然是我现在的选择,但是随着Oracle对G1的持续改进,我相信G1会是最终的胜利者。如果你现在采用的收集器没有出现问题,那就没有任何理由现在去选择G1,如果你的应用追求低停顿,那G1现在已经可以作为一个可尝试的选择,如果你的应用追求吞吐量,那G1并不会为你带来什么特别的好处”。

总结

以上文字,纯手工记录(《深入理解java虚拟机第二版》),下面本人做出这次学习的总结;

Serial收集器
这个收集器是一个单线程的收集器,但它的“单线程”的意义并不仅仅说明它只会使用一个CPU或一条收集线程去完成垃圾收集工作,更重要的是它在进行垃圾收集时,必须暂停其他所有的工作线程,直到他收集结束。

ParNew收集器
ParNew收集器其实就是Serial收集器的多线程版本,除了使用多线程进行垃圾收集之外,其余行为包括Serial收集器可用的所有控制参数。

Parallel Scavenge收集器
Parallel Scavenge收集器是一个新生代收集器,它也是使用复制算法的收集器,又是并行的多线程收集器,
可以通过参数配置,虚拟机根据当前系统的运行情况收集性能监控信息,动态调整这些参数已提供最适合的停顿时间或者最大的吞吐量,这种调节方式称为GC自适应的调节策略(GC Ergonomics)。

Serial Old收集器
Serial Old是Serial收集器的老年代版本,他同样是一个单线程收集器,使用“标记-整理”算法。它主要还有两大用途:一种用途是在JDK1.5以及之前的版本中与Parallel Scavenge收集器搭配使用,另一种用途就是作为CMS收集器的后备预案,在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。

Parallel Old收集器
Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本,使用多线程和“标记-整理”算法。

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。目前很大一部分的Java应用集中在互联网战或者B/S系统的服务端上,这类应用尤其重视服务的响应速度,希望系统停顿时间最短,以给用户带来较好的体验。CMS收集器就非常符合这类应用的需求。

Garbage-First(G1)收集器
G1是一款面向服务端应用的垃圾收集器。HotSpot开发团队赋予它的使命是(在比较长期的)未来可以替换掉JDK1.5中发布的CMS收集器。与其他GC收集器相比。

本文主要讨论CMS垃圾收集器与G1收集器的一些细节方面的优缺点:
1、CMS收集器无法处理浮动垃圾(Floating Garbage),采用“标记-清除”算法,会导致内存碎片,虚拟机设计者提供参数-XX:CMSFullGCsBeforeCompaction,这个参数是用于设置执行多少次不压缩的Full GC后,跟着来一次带压缩的(默认值为0,表示每次进入Full GC时都进行碎片整理),每次Full GC时都进行碎片整理时需要代价的

2、G1收集器与CMS的“标记-清理”算法不同,G1从整体来看是基于“标记-整理”算法实现的收集器,从局部(两个Region之间)上来看是基于“复制”算法实现的,但无论如何,这两种算法都意味着G1运作期间不会产生内存空间碎片,收集后能提供规整的可用内存。这种特性有利于程序长时间运行,分配大对象时不会因为无法找到连续内存空间而提前触发下一次GC。

总体来看,G1必然是趋势,Java已经走过了21个念头了,现如今Oracle在Java研发上投入越来越少,以导致JDK1.9迟迟未发布,想想JDK1.9应该是最后的1、2个版本了。

本人学习画的图:
jvm图

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