垃圾收集器

标签：标记对象收集器回收 GC 垃圾 ZGC

JVM 的垃圾收集器主要分为两大类：分代收集器和分区收集器，分代收集器的代表是 CMS，分区收集器的代表是 G1 和 ZGC

分代收集器

CMS

以获取最短回收停顿时间为目标，采用“标记-清除”算法，分 4 大步进行垃圾收集，其中初始标记和重新标记会 STW，JDK 1.5 时引入，JDK9 被标记弃用，JDK14 被移除
CMS（Concurrent Mark Sweep）垃圾收集器是第一个关注 GC 停顿时间（STW 的时间）的垃圾收集器。
CMS 垃圾收集器通过三色标记算法，实现了垃圾回收线程与用户线程的并发执行，从而极大地降低了系统响应时间，提高了强交互应用程序的体验。它的运行过程分为 4 个步骤，包括：
- 初始标记：指的是寻找所有被 GCRoots 引用的对象，该阶段需要「Stop the World」。这个步骤仅仅只是标记一下 GC Roots 能直接关联到的对象，并不需要做整个引用的扫描，因此速度很快。
- 并发标记：指的是对「初始标记阶段」标记的对象进行整个引用链的扫描，该阶段不需要「Stop the World」。对整个引用链做扫描需要花费非常多的时间，因此通过垃圾回收线程与用户线程并发执行，可以降低垃圾回收的时间。这也是 CMS 能极大降低 GC 停顿时间的核心原因，但这也带来了一些问题，即：并发标记的时候，引用可能发生变化，因此可能发生漏标（本应该回收的垃圾没有被回收）和多标（本不应该回收的垃圾被回收）了。
- 重新标记：指的是对「并发标记」阶段出现的问题进行校正，该阶段需要「Stop the World」。正如并发标记阶段说到的，由于垃圾回收算法和用户线程并发执行，虽然能降低响应时间，但是会发生漏标和多标的问题。所以对于 CMS 来说，它需要在这个阶段做一些校验，解决并发标记阶段发生的问题。
- 并发清除：指的是将标记为垃圾的对象进行清除，该阶段不需要「Stop the World」。在这个阶段，垃圾回收线程与用户线程可以并发执行，因此并不影响用户的响应时间。
CMS 的优点是：并发收集、低停顿。但缺点也很明显：
- 对 CPU 资源非常敏感，因此在 CPU 资源紧张的情况下，CMS 的性能会大打折扣。默认情况下，CMS 启用的垃圾回收线程数是（CPU数量 + 3)/4，当 CPU 数量很大时，启用的垃圾回收线程数占比就越小。但如果 CPU 数量很小，例如只有 2 个 CPU，垃圾回收线程占用就达到了 50%，这极大地降低系统的吞吐量，无法接受。
- CMS 采用的是「标记-清除」算法，会产生大量的内存碎片，导致空间不连续，当出现大对象无法找到连续的内存空间时，就会触发一次 Full GC，这会导致系统的停顿时间变长。
- CMS 无法处理浮动垃圾，当 CMS 在进行垃圾回收的时候，应用程序还在不断地产生垃圾，这些垃圾会在 CMS 垃圾回收结束之后产生，这些垃圾就是浮动垃圾，CMS 无法处理这些浮动垃圾，只能在下一次 GC 时清理掉。

分区收集器

G1

G1（Garbage-First Garbage Collector）在 JDK 1.7 时引入，在 JDK 9 时取代 CMS 成为了默认的垃圾收集器。G1 有五个属性：分代、增量、并行、标记整理、STW。

分代

将堆内存分为多个大小相等的区域（Region），每个区域都可以是 Eden 区、Survivor 区或者 Old 区。可以通过 -XX:G1HeapRegionSize=n 来设置 Region 的大小，可以设定为 1M、2M、4M、8M、16M、32M（不能超过）。

G1 有专门分配大对象的 Region 叫 Humongous 区，而不是让大对象直接进入老年代的 Region 中。在 G1 中，大对象的判定规则就是一个大对象超过了一个 Region 大小的 50%，比如每个 Region 是 2M，只要一个对象超过了 1M，就会被放入 Humongous 中，而且一个大对象如果太大，可能会横跨多个 Region 来存放。
G1 会根据各个区域的垃圾回收情况来决定下一次垃圾回收的区域，这样就避免了对整个堆内存进行垃圾回收，从而降低了垃圾回收的时间。

增量

G1 可以以增量方式执行垃圾回收，这意味着它不需要一次性回收整个堆空间，而是可以逐步、增量地清理。有助于控制停顿时间，尤其是在处理大型堆时。

并行

G1 垃圾回收器可以并行回收垃圾，这意味着它可以利用多个 CPU 来加速垃圾回收的速度，这一特性在年轻代的垃圾回收（Minor GC）中特别明显，因为年轻代的回收通常涉及较多的对象和较高的回收速率。

标记整理

在进行老年代的垃圾回收时，G1 使用标记-整理算法。这个过程分为两个阶段：标记存活的对象和整理（压缩）堆空间。通过整理，G1 能够避免内存碎片化，提高内存利用率。

年轻代的垃圾回收（Minor GC）使用复制算法，因为年轻代的对象通常是朝生夕死的。

STW

G1 也是基于「标记-清除」算法，因此在进行垃圾回收的时候，仍然需要「Stop the World」。不过，G1 在停顿时间上添加了预测机制，用户可以指定期望停顿时间。
G1 中存在三种 GC 模式，分别是 Young GC、Mixed GC 和 Full GC。Young GC 和 Mixed GC 均采用的是复制算法。

Young GC：当 Eden 区的内存空间无法支持新对象的内存分配时，G1 会触发 Young GC。
Mixed GC：当需要分配对象到 Humongous 区域或者堆内存的空间占比超过 -XX:G1HeapWastePercent 设置的 InitiatingHeapOccupancyPercent 值时，G1 会触发一次 concurrent marking，它的作用就是计算老年代中有多少空间需要被回收，当发现垃圾的占比达到 -XX:G1HeapWastePercent 中所设置的 G1HeapWastePercent 比例时，在下次 Young GC 后会触发一次 Mixed GC。
- Mixed GC 是指回收年轻代的 Region 以及一部分老年代中的 Region。Mixed GC 和 Young GC 一样，采用的也是复制算法。
Full GC：在 Mixed GC 过程中，如果发现老年代空间还是不足，此时如果 G1HeapWastePercent 设定过低，可能引发 Full GC。-XX:G1HeapWastePercent 默认是 5，意味着只有 5% 的堆是“浪费”的。如果浪费的堆的百分比大于 G1HeapWastePercent，则运行 Full GC。
在以 Region 为最小管理单元以及所采用的 GC 模式的基础上，G1 建立了停顿预测模型，即 Pause Prediction Model 。这也是 G1 非常被人所称道的特性。我们可以借助 -XX:MaxGCPauseMillis 来设置期望的停顿时间（默认 200ms），G1 会根据这个值来计算出一个合理的 Young GC 的回收时间，然后根据这个时间来制定 Young GC 的回收计划。

ZGC

ZGC（The Z Garbage Collector）是 JDK11 推出的一款低延迟垃圾收集器，适用于大内存低延迟服务的内存管理和回收，SPEC jbb 2015 基准测试，在 128G 的大堆下，最大停顿时间才 1.68 ms，停顿时间远胜于 G1 和 CMS。

复制算法

标记阶段：从 GC Roots 开始，分析对象可达性，标记出活跃对象。

对象转移阶段：把活跃对象复制到新的内存地址上。
重定位阶段：，因为转移导致对象地址发生了变化，在重定位阶段，所有指向对象旧地址的引用都要调整到对象新的地址上。

标记阶段因为只标记 GC Roots，耗时较短。但转移阶段和重定位阶段需要处理所有存活的对象，耗时较长，并且转移阶段是 STW 的，因此，G1 的性能瓶颈就主要卡在转移阶段。
与 G1 和 CMS 类似，ZGC 也采用了复制算法，只不过做了重大优化，ZGC 在标记、转移和重定位阶段几乎都是并发的，这是 ZGC 实现停顿时间小于 10ms 的关键所在。

ZGC 是怎么做到的呢？

指针染色（Colored Pointer）：一种用于标记对象状态的技术。
读屏障（Load Barrier）：一种在程序运行时插入到对象访问操作中的特殊检查，用于确保对象访问的正确性。

这两种技术可以让所有线程在并发的条件下就指针的颜色 (状态) 达成一致，而不是对象地址。因此，ZGC 可以并发的复制对象，这大大的降低了 GC 的停顿时间。

指针染色

在一个指针中，除了存储对象的实际地址外，还有额外的位被用来存储关于该对象的元数据信息。这些信息可能包括：

对象是否被移动了（即它是否在回收过程中被移动到了新的位置）。
对象的存活状态。
对象是否被锁定或有其他特殊状态。

通过在指针中嵌入这些信息，ZGC 在标记和转移阶段会更快，因为通过指针上的颜色就能区分出对象状态，不用额外做内存访问。

ZGC仅支持64位系统，它把64位虚拟地址空间划分为多个子空间，如下图所示：

其中，0-4TB 对应 Java 堆，4TB-8TB 被称为 M0 地址空间，8TB-12TB 被称为 M1 地址空间，12TB-16TB 预留未使用，16TB-20TB 被称为 Remapped 空间。

当创建对象时，首先在堆空间申请一个虚拟地址，该虚拟地址并不会映射到真正的物理地址。同时，ZGC 会在 M0、M1、Remapped 空间中为该对象分别申请一个虚拟地址，且三个虚拟地址都映射到同一个物理地址。

下图是虚拟地址的空间划分：

不过，三个空间在同一时间只有一个空间有效。ZGC 之所以设置这三个虚拟地址，是因为 ZGC 采用的是“空间换时间”的思想，去降低 GC 的停顿时间。

与上述地址空间划分相对应，ZGC实际仅使用64位地址空间的第0-41位，而第42-45位存储元数据，第47-63位固定为0。

由于仅用了第 0~43 位存储对象地址，所以 ZGC 最大支持 16TB 的堆。

至于对象的存活信息，则存储在42-45位中，这与传统的垃圾回收并将对象存活信息放在对象头中完全不同。

读屏障

当程序尝试读取一个对象时，读屏障会触发以下操作：

检查指针染色：读屏障首先检查指向对象的指针的颜色信息。
处理移动的对象：如果指针表示对象已经被移动（例如，在垃圾回收过程中），读屏障将确保返回对象的新位置。
确保一致性：通过这种方式，ZGC 能够在并发移动对象时保持内存访问的一致性，从而减少对应用程序停顿的需要。

ZGC读屏障如何实现呢？

来看下面这段伪代码，涉及 JVM 的底层 C++ 代码：

// 伪代码示例，展示读屏障的概念性实现
Object* read_barrier(Object* ref) {
    if (is_forwarded(ref)) {
        return get_forwarded_address(ref); // 获取对象的新地址
    }
    return ref; // 对象未移动，返回原始引用
}

read_barrier 代表读屏障。
如果对象已被移动（is_forwarded(ref)），方法返回对象的新地址（get_forwarded_address(ref)）。
如果对象未被移动，方法返回原始的对象引用。

读屏障可能被GC线程和业务线程触发，并且只会在访问堆内对象时触发，访问的对象位于GC Roots时不会触发，这也是扫描GC Roots时需要STW的原因。

下面是一个简化的示例代码，展示了读屏障的触发时机。

Object o = obj.FieldA   // 从堆中读取引用，需要加入屏障
<Load barrier>
Object p = o  // 无需加入屏障，因为不是从堆中读取引用
o.dosomething() // 无需加入屏障，因为不是从堆中读取引用
int i =  obj.FieldB  //无需加入屏障，因为不是对象引用

ZGC 的工作过程

ZGC 周期由三个 STW 暂停和四个并发阶段组成：标记/重新映射( M/R )、并发引用处理( RP )、并发转移准备( EC ) 和并发转移( RE )。

Stop-The-World 暂停阶段

标记开始（Mark Start）STW 暂停：这是 ZGC 的开始，进行 GC Roots 的初始标记。在这个短暂的停顿期间，ZGC 标记所有从 GC Root 直接可达的对象。
重新映射开始（Relocation Start）STW 暂停：在并发阶段之后，这个 STW 暂停是为了准备对象的重定位。在这个阶段，ZGC 选择将要清理的内存区域，并建立必要的数据结构以进行对象移动。
暂停结束（Pause End）STW 暂停：ZGC 结束。在这个短暂的停顿中，完成所有与该 GC 周期相关的最终清理工作。

并发阶段

并发标记/重新映射 (M/R) ：这个阶段包括并发标记和并发重新映射。在并发标记中，ZGC 遍历对象图，标记所有可达的对象。然后，在并发重新映射中，ZGC 更新指向移动对象的所有引用。
并发引用处理 (RP) ：在这个阶段，ZGC 处理各种引用类型（如软引用、弱引用、虚引用和幽灵引用）。这些引用的处理通常需要特殊的考虑，因为它们与对象的可达性和生命周期密切相关。
并发转移准备 (EC) ：这是为对象转移做准备的阶段。ZGC 确定哪些内存区域将被清理，并准备相关的数据结构。
并发转移 (RE) ：在这个阶段，ZGC 将存活的对象从旧位置移动到新位置。由于这一过程是并发执行的，因此应用程序可以在大多数垃圾回收工作进行时继续运行。

ZGC 的两个关键技术：指针染色和读屏障，不仅应用在并发转移阶段，还应用在并发标记阶段：将对象设置为已标记，传统的垃圾回收器需要进行一次内存访问，并将对象存活信息放在对象头中；而在ZGC中，只需要设置指针地址的第42-45位即可，并且因为是寄存器访问，所以速度比访问内存更快。

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From： https://www.cnblogs.com/sprinining/p/18307267