【JVM】7、深入理解Java G1垃圾收集器

本文首先简单介绍了垃圾收集的常见方式，然后再分析了g1收集器的收集原理，相比其他垃圾收集器的优势，最后给出了一些调优实践。

一，什么是垃圾回收

首先，在了解g1之前，我们需要清楚的知道，垃圾回收是什么？简单的说垃圾回收就是回收内存中不再使用的对象。

垃圾回收的基本步骤

回收的步骤有2步：

1. 查找内存中不再使用的对象
2. 释放这些对象占用的内存

1,查找内存中不再使用的对象

那么问题来了，如何判断哪些对象不再被使用呢？我们也有2个方法：

1. 引用计数法

引用计数法就是如果一个对象没有被任何引用指向，则可视之为垃圾。这种方法的缺点就是不能检测到环的存在。

2.根搜索算法

根搜索算法的基本思路就是通过一系列名为”gc roots”的对象作为起始点，从这些节点开始向下搜索，搜索所走过的路径称为引用链(reference chain)，当一个对象到gc roots没有任何引用链相连时，则证明此对象是不可用的。

现在我们已经知道如何找出垃圾对象了，如何把这些对象清理掉呢？

2. 释放这些对象占用的内存

常见的方式有复制或者直接清理，但是直接清理会存在内存碎片，于是就会产生了清理再压缩的方式。

总得来说就产生了三种类型的回收算法。

1.标记-复制

它将可用内存容量划分为大小相等的两块，每次只使用其中的一块。当这一块用完之后，就将还存活的对象复制到另外一块上面，然后在把已使用过的内存空间一次理掉。它的优点是实现简单，效率高，不会存在内存碎片。缺点就是需要2倍的内存来管理。

2.标记-清理

标记清除算法分为“标记”和“清除”两个阶段：首先标记出需要回收的对象，标记完成之后统一清除对象。它的优点是效率高，缺点是容易产生内存碎片。

3.标记-整理

标记操作和“标记-清理”算法一致，后续操作不只是直接清理对象，而是在清理无用对象完成后让所有 存活的对象都向一端移动，并更新引用其对象的指针。因为要移动对象，所以它的效率要比“标记-清理”效率低，但是不会产生内存碎片。

基于分代的假设

由于对象的存活时间有长有短，所以对于存活时间长的对象，减少被gc的次数可以避免不必要的开销。这样我们就把内存分成新生代和老年代，新生代存放刚创建的和存活时间比较短的对象，老年代存放存活时间比较长的对象。这样每次仅仅清理年轻代，老年代仅在必要时时再做清理可以极大的提高gc效率，节省gc时间。

java垃圾收集器的历史

第一阶段，serial（串行）收集器

在jdk1.3.1之前，java虚拟机仅仅能使用serial收集器。 serial收集器是一个单线程的收集器，但它的“单线程”的意义并不仅仅是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，更重要的是在它进行垃圾收集时，必须暂停其他所有的工作线程，直到它收集结束。

ps：开启serial收集器的方式

-xx:+useserialgc

第二阶段，parallel（并行）收集器

parallel收集器也称吞吐量收集器，相比serial收集器，parallel最主要的优势在于使用多线程去完成垃圾清理工作，这样可以充分利用多核的特性，大幅降低gc时间。

ps:开启parallel收集器的方式

-xx:+useparallelgc -xx:+useparalleloldgc

第三阶段，cms（并发）收集器

cms收集器在minor gc时会暂停所有的应用线程，并以多线程的方式进行垃圾回收。在full gc时不再暂停应用线程，而是使用若干个后台线程定期的对老年代空间进行扫描，及时回收其中不再使用的对象。

ps:开启cms收集器的方式

-xx:+useparnewgc -xx:+useconcmarksweepgc

第四阶段，g1（并发）收集器

g1收集器（或者垃圾优先收集器）的设计初衷是为了尽量缩短处理超大堆（大于4gb）时产生的停顿。相对于cms的优势而言是内存碎片的产生率大大降低。

ps:开启g1收集器的方式

-xx:+useg1gc

二，了解g1

g1的第一篇paper（附录1）发表于2004年，在2012年才在jdk1.7u4中可用。oracle官方计划在jdk9中将g1变成默认的垃圾收集器，以替代cms。为何oracle要极力推荐g1呢，g1有哪些优点？

首先，g1的设计原则就是简单可行的性能调优

开发人员仅仅需要声明以下参数即可：

-xx:+useg1gc -xmx32g -xx:maxgcpausemillis=200

其中-xx:+useg1gc为开启g1垃圾收集器，-xmx32g 设计堆内存的最大内存为32g，-xx:maxgcpausemillis=200设置gc的最大暂停时间为200ms。如果我们需要调优，在内存大小一定的情况下，我们只需要修改最大暂停时间即可。

其次，g1将新生代，老年代的物理空间划分取消了。

这样我们再也不用单独的空间对每个代进行设置了，不用担心每个代内存是否足够。

取而代之的是，g1算法将堆划分为若干个区域（region），它仍然属于分代收集器。不过，这些区域的一部分包含新生代，新生代的垃圾收集依然采用暂停所有应用线程的方式，将存活对象拷贝到老年代或者survivor空间。老年代也分成很多区域，g1收集器通过将对象从一个区域复制到另外一个区域，完成了清理工作。这就意味着，在正常的处理过程中，g1完成了堆的压缩（至少是部分堆的压缩），这样也就不会有cms内存碎片问题的存在了。

在g1中，还有一种特殊的区域，叫humongous区域。 如果一个对象占用的空间超过了分区容量50%以上，g1收集器就认为这是一个巨型对象。这些巨型对象，默认直接会被分配在年老代，但是如果它是一个短期存在的巨型对象，就会对垃圾收集器造成负面影响。为了解决这个问题，g1划分了一个humongous区，它用来专门存放巨型对象。如果一个h区装不下一个巨型对象，那么g1会寻找连续的h分区来存储。为了能找到连续的h区，有时候不得不启动full gc。

ps：在java 8中，持久代也移动到了普通的堆内存空间中，改为元空间。

对象分配策略

说起大对象的分配，我们不得不谈谈对象的分配策略。它分为3个阶段：

1. tlab(thread local allocation buffer)线程本地分配缓冲区
2. eden区中分配
3. humongous区分配

tlab为线程本地分配缓冲区，它的目的为了使对象尽可能快的分配出来。如果对象在一个共享的空间中分配，我们需要采用一些同步机制来管理这些空间内的空闲空间指针。在eden空间中，每一个线程都有一个固定的分区用于分配对象，即一个tlab。分配对象时，线程之间不再需要进行任何的同步。

对tlab空间中无法分配的对象，jvm会尝试在eden空间中进行分配。如果eden空间无法容纳该对象，就只能在老年代中进行分配空间。

最后，g1提供了两种gc模式，young gc和mixed gc，两种都是stop the world(stw)的。下面我们将分别介绍一下这2种模式。

三，g1 young gc

young gc主要是对eden区进行gc，它在eden空间耗尽时会被触发。在这种情况下，eden空间的数据移动到survivor空间中，如果survivor空间不够，eden空间的部分数据会直接晋升到年老代空间。survivor区的数据移动到新的survivor区中，也有部分数据晋升到老年代空间中。最终eden空间的数据为空，gc停止工作，应用线程继续执行。

这时，我们需要考虑一个问题，如果仅仅gc 新生代对象，我们如何找到所有的根对象呢？ 老年代的所有对象都是根么？那这样扫描下来会耗费大量的时间。于是，g1引进了rset的概念。它的全称是remembered set，作用是跟踪指向某个heap区内的对象引用。

在cms中，也有rset的概念，在老年代中有一块区域用来记录指向新生代的引用。这是一种point-out，在进行young gc时，扫描根时，仅仅需要扫描这一块区域，而不需要扫描整个老年代。

但在g1中，并没有使用point-out，这是由于一个分区太小，分区数量太多，如果是用point-out的话，会造成大量的扫描浪费，有些根本不需要gc的分区引用也扫描了。于是g1中使用point-in来解决。point-in的意思是哪些分区引用了当前分区中的对象。这样，仅仅将这些对象当做根来扫描就避免了无效的扫描。由于新生代有多个，那么我们需要在新生代之间记录引用吗？这是不必要的，原因在于每次gc时，所有新生代都会被扫描，所以只需要记录老年代到新生代之间的引用即可。

需要注意的是，如果引用的对象很多，赋值器需要对每个引用做处理，赋值器开销会很大，为了解决赋值器开销这个问题，在g1 中又引入了另外一个概念，卡表（card table）。一个card table将一个分区在逻辑上划分为固定大小的连续区域，每个区域称之为卡。卡通常较小，介于128到512字节之间。card table通常为字节数组，由card的索引（即数组下标）来标识每个分区的空间地址。默认情况下，每个卡都未被引用。当一个地址空间被引用时，这个地址空间对应的数组索引的值被标记为”0″，即标记为脏被引用，此外rset也将这个数组下标记录下来。一般情况下，这个rset其实是一个hash table，key是别的region的起始地址，value是一个集合，里面的元素是card table的index。

young gc 阶段：

• 阶段1：根扫描
  静态和本地对象被扫描
• 阶段2：更新rs
  处理dirty card队列更新rs
• 阶段3：处理rs
  检测从年轻代指向年老代的对象
• 阶段4：对象拷贝
  拷贝存活的对象到survivor/old区域
• 阶段5：处理引用队列
  软引用，弱引用，虚引用处理

四，g1 mix gc

mix gc不仅进行正常的新生代垃圾收集，同时也回收部分后台扫描线程标记的老年代分区。

它的gc步骤分2步：

1. 全局并发标记（global concurrent marking）
2. 拷贝存活对象（evacuation）

在进行mix gc之前，会先进行global concurrent marking（全局并发标记）。 global concurrent marking的执行过程是怎样的呢？

在g1 gc中，它主要是为mixed gc提供标记服务的，并不是一次gc过程的一个必须环节。global concurrent marking的执行过程分为五个步骤：

• 初始标记（initial mark，stw）
  在此阶段，g1 gc 对根进行标记。该阶段与常规的 (stw) 年轻代垃圾回收密切相关。
• 根区域扫描（root region scan）
  g1 gc 在初始标记的存活区扫描对老年代的引用，并标记被引用的对象。该阶段与应用程序（非 stw）同时运行，并且只有完成该阶段后，才能开始下一次 stw 年轻代垃圾回收。
• 并发标记（concurrent marking）
  g1 gc 在整个堆中查找可访问的（存活的）对象。该阶段与应用程序同时运行，可以被 stw 年轻代垃圾回收中断
• 最终标记（remark，stw）
  该阶段是 stw 回收，帮助完成标记周期。g1 gc 清空 satb 缓冲区，跟踪未被访问的存活对象，并执行引用处理。
• 清除垃圾（cleanup，stw）
  在这个最后阶段，g1 gc 执行统计和 rset 净化的 stw 操作。在统计期间，g1 gc 会识别完全空闲的区域和可供进行混合垃圾回收的区域。清理阶段在将空白区域重置并返回到空闲列表时为部分并发。

三色标记算法

提到并发标记，我们不得不了解并发标记的三色标记算法。它是描述追踪式回收器的一种有用的方法，利用它可以推演回收器的正确性。 首先，我们将对象分成三种类型的。

• 黑色:根对象，或者该对象与它的子对象都被扫描
• 灰色:对象本身被扫描,但还没扫描完该对象中的子对象
• 白色:未被扫描对象，扫描完成所有对象之后，最终为白色的为不可达对象，即垃圾对象

当gc开始扫描对象时，按照如下图步骤进行对象的扫描：

根对象被置为黑色，子对象被置为灰色。

继续由灰色遍历,将已扫描了子对象的对象置为黑色。

遍历了所有可达的对象后，所有可达的对象都变成了黑色。不可达的对象即为白色，需要被清理。

这看起来很美好，但是如果在标记过程中，应用程序也在运行，那么对象的指针就有可能改变。这样的话，我们就会遇到一个问题：对象丢失问题

我们看下面一种情况，当垃圾收集器扫描到下面情况时：

这时候应用程序执行了以下操作：

a.c=c

b.c=null

这样，对象的状态图变成如下情形：

这时候垃圾收集器再标记扫描的时候就会下图成这样：

很显然，此时c是白色，被认为是垃圾需要清理掉，显然这是不合理的。那么我们如何保证应用程序在运行的时候，gc标记的对象不丢失呢？有如下2中可行的方式：

1. 在插入的时候记录对象
2. 在删除的时候记录对象

刚好这对应cms和g1的2种不同实现方式：

在cms采用的是增量更新（incremental update），只要在写屏障（write barrier）里发现要有一个白对象的引用被赋值到一个黑对象 的字段里，那就把这个白对象变成灰色的。即插入的时候记录下来。

在g1中，使用的是stab（snapshot-at-the-beginning）的方式，删除的时候记录所有的对象，它有3个步骤：

1，在开始标记的时候生成一个快照图标记存活对象

2，在并发标记的时候所有被改变的对象入队（在write barrier里把所有旧的引用所指向的对象都变成非白的）

3，可能存在游离的垃圾，将在下次被收集

这样，g1到现在可以知道哪些老的分区可回收垃圾最多。 当全局并发标记完成后，在某个时刻，就开始了mix gc。这些垃圾回收被称作“混合式”是因为他们不仅仅进行正常的新生代垃圾收集，同时也回收部分后台扫描线程标记的分区。混合式垃圾收集如下图：

混合式gc也是采用的复制的清理策略，当gc完成后，会重新释放空间。

至此，混合式gc告一段落了。下一小节我们讲进入调优实践。

五，调优实践

maxgcpausemillis调优

前面介绍过使用gc的最基本的参数：

-xx:+useg1gc -xmx32g -xx:maxgcpausemillis=200

前面2个参数都好理解，后面这个maxgcpausemillis参数该怎么配置呢？这个参数从字面的意思上看，就是允许的gc最大的暂停时间。g1尽量确保每次gc暂停的时间都在设置的maxgcpausemillis范围内。 那g1是如何做到最大暂停时间的呢？这涉及到另一个概念，cset(collection set)。它的意思是在一次垃圾收集器中被收集的区域集合。

• young gc：选定所有新生代里的region。通过控制新生代的region个数来控制young gc的开销。
• mixed gc：选定所有新生代里的region，外加根据global concurrent marking统计得出收集收益高的若干老年代region。在用户指定的开销目标范围内尽可能选择收益高的老年代region。

在理解了这些后，我们再设置最大暂停时间就好办了。 首先，我们能容忍的最大暂停时间是有一个限度的，我们需要在这个限度范围内设置。但是应该设置的值是多少呢？我们需要在吞吐量跟maxgcpausemillis之间做一个平衡。如果maxgcpausemillis设置的过小，那么gc就会频繁，吞吐量就会下降。如果maxgcpausemillis设置的过大，应用程序暂停时间就会变长。g1的默认暂停时间是200毫秒，我们可以从这里入手，调整合适的时间。

其他调优参数

-xx:g1heapregionsize=n

设置的 g1 区域的大小。值是 2 的幂，范围是 1 mb 到 32 mb 之间。目标是根据最小的 java 堆大小划分出约 2048 个区域。

-xx:parallelgcthreads=n

设置 stw 工作线程数的值。将 n 的值设置为逻辑处理器的数量。n 的值与逻辑处理器的数量相同，最多为 8。

如果逻辑处理器不止八个，则将 n 的值设置为逻辑处理器数的 5/8 左右。这适用于大多数情况，除非是较大的 sparc 系统，其中 n 的值可以是逻辑处理器数的 5/16 左右。

-xx:concgcthreads=n

设置并行标记的线程数。将 n 设置为并行垃圾回收线程数 (parallelgcthreads) 的 1/4 左右。

-xx:initiatingheapoccupancypercent=45

设置触发标记周期的 java 堆占用率阈值。默认占用率是整个 java 堆的 45%。

避免使用以下参数：

避免使用 -xmn 选项或 -xx:newratio 等其他相关选项显式设置年轻代大小。固定年轻代的大小会覆盖暂停时间目标。

触发full gc

在某些情况下，g1触发了full gc，这时g1会退化使用serial收集器来完成垃圾的清理工作，它仅仅使用单线程来完成gc工作，gc暂停时间将达到秒级别的。整个应用处于假死状态，不能处理任何请求，我们的程序当然不希望看到这些。那么发生full gc的情况有哪些呢？

• 并发模式失败

g1启动标记周期，但在mix gc之前，老年代就被填满，这时候g1会放弃标记周期。这种情形下，需要增加堆大小，或者调整周期（例如增加线程数-xx:concgcthreads等）。

• 晋升失败或者疏散失败

g1在进行gc的时候没有足够的内存供存活对象或晋升对象使用，由此触发了full gc。可以在日志中看到(to-space exhausted)或者（to-space overflow）。解决这种问题的方式是：

a,增加 -xx:g1reservepercent 选项的值（并相应增加总的堆大小），为“目标空间”增加预留内存量。

b,通过减少 -xx:initiatingheapoccupancypercent 提前启动标记周期。

c,也可以通过增加 -xx:concgcthreads 选项的值来增加并行标记线程的数目。

• 巨型对象分配失败

当巨型对象找不到合适的空间进行分配时，就会启动full gc，来释放空间。这种情况下，应该避免分配大量的巨型对象，增加内存或者增大-xx:g1heapregionsize，使巨型对象不再是巨型对象。

由于篇幅有限，g1还有很多调优实践，在此就不一一列出了，大家在平常的实践中可以慢慢探索。最后，期待java 9能正式发布，默认使用g1为垃圾收集器的java性能会不会又提高呢？

出处：https://www.cnblogs.com/aspnet2008/p/6496481.html