G1回收器:区域化分代式
为什么名字叫做Garbage First （G1）呢？
- G1 GC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），在后台维护一个优先列表，每次根据允许的收集时间，优先回收价值最大的Region。
- 由于这种方式的侧重点在于回收垃圾最大量的区间（Region），所以我们给G1一个名字：垃圾优先（Garbage First） 。
G1垃圾回收器特点优势
与其他GC收集器相比，G1使用了全新的分区算法，其特点如下所示：四个特点：
- ➢并行性： G1在回收期间，可以有多个GC线程同时工作，有效利用多核计算能力。此时用户线程STW
- ➢并发性： G1拥有与应用程序交替执行的能力，部分工作可以和应用程序同时执行，因此，一般来说，不会在整个回收阶段发生完全阻塞应用程序的情况
- ➢从分代上看，G1依然属于分代型垃圾回收器，它会区分年轻代和老年代，年轻代依然有Eden区和Survivor区。但从堆的结构上看，它不要求整个Eden区、年轻代或者老年代都是连续的，也不再坚持固定大小和固定数量。
- ➢将堆空间分为若干个区域（Region） ，这些区域中包含了逻辑上的年轻代和老年代。
- ➢和之前的各类回收器不同，它同时兼顾年轻代和老年代。对比其他回收器，或者工作在年轻代，或者工作在老年代；
- ➢CMS： “标记一清除”算法、内存碎片、若干次Gc后进行一次碎片整理
- ➢G1将内存划分为一个个的region。 内存的回收是以region作为基本单位的。Region之间是复制算法。
- 但整体上实际可看作是标记一压缩（Mark一Compact）算法，两种算法都可以避免内存碎片。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。尤其是当Java堆非常大的时候，G1的优势更加明显。
- 可预测的停顿时间模型（即：软实时soft real一time）： 这是G1相对于CMS的另一大优势，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。
G1缺点
- 相较于CMS，G1还不具备全方位、压倒性优势。比如在用户程序运行过程中，G1无论是为了垃圾收集产生的内存占用（Footprint） 还是程序运行时的额外执行负载（overload） 都要比CMS要高。
- 从经验上来说，在小内存应用上CMS的表现大概率会优于G1，而G1在大内存应用，上则发挥其优势。平衡点在6一8GB之间。
G1参数设置
- -XX：+UseG1GC 手动指定使用G1收集器执行内存回收任务。
- -XX：G1HeapRegionSize 设置每个Region的大小。值是2的幂，范围是1MB 到32MB之间，目标是根据最小的Java堆大小划分出约2048个区域。默认是堆内存的1/2000。
- -XX：MaxGCPauseMillis 设置期望达到的最大Gc停顿时间指标（JVM会尽力实现，但不保证达到）。默认值是200ms
- -xX：ParallelGCThread 设置sTw.工作线程数的值。最多设置为8
- -XX：ConcGCThreads 设置并发标记的线程数。将n设置为并行垃圾回收线程数（ParallelGCThreads）的1/4左右。
- -XX：InitiatingHeapOccupancyPercent 设置触发并发GC周期的Java堆占用率阈值。超过此值，就触发GC。默认值是45。
G1适用场景
- 面向服务端应用，针对具有大内存、多处理器的机器。（在普通大小的堆里表现并不惊喜）
- 最主要的应用是需要低GC延迟，并具有大堆的应用程序提供解决方案；
- 如：在堆大小约6GB或更大时，可预测的暂停时间可以低于0.5秒； （ G1通过每次只清理一部分而不是全部的Region的增量式清理来保证每次GC停顿时间不会过长）。
- 用来替换掉JDK1.5中的CMS收集器； 在下面的情况时，使用G1可能比CMS好：
①超过50%的Java堆被活动数据占用；
②对象分配频率或年代提升频率变化很大；
③GC停顿时间过长（长于0. 5至1秒）。
- HotSpot垃圾收集器里，除了G1以外，其他的垃圾收集器使用内置的JVM线程执行GC（线程优先级低）的多线程操作
- 而G1 GC可以采用应用线程承担后台运行的GC工作，即当JVM的GC线程处理速度慢时，系统会调用应用程序线程帮助加速垃圾回收过程。
G1 中几个重要概念
分区region
使用G1收集器时，它将整个Java堆划分成约2048个大小相同的独立Region块，每个Region块大小根据堆空间的实际大小而定，整体被控制在1MB到32MB之间，且为2的N次幂，即1MB， 2MB， 4MB， 8MB， 1 6MB， 32MB。
可以通过一 XX：G1HeapRegionSize设定。所有的Region大小相同，且在JVM生命周期内不会被改变。
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。通过Region的动态分配方式实现逻辑_上的连续。
- 一个region 有可能属于Eden， Survivor 或者Old/Tenured 内存区域。但是一个region只可能属于一个角色。图中的E表示该region属于Eden内存区域，s表示属于Survivor内存区域，O表示属于Old内存区域。图中空白的表示未使用的内存空间。
- G1垃圾收集器还增加了一种新的内存区域，叫做Humongous内存区域，如图中的H块。主要用于存储大对象，如果超过1. 5个region，就放到H。
- 设置H的原因：对于堆中的大对象，默认直接会被分配到老年代，但是如果它是一个短期存在的大对象，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，它用来专门存放大对象。如果一个H区装不下一个大对象，那么G1会寻找连续的H区来存储。为了能找到连续的H区，有时候不得不启动Full GC。G1的大多数行为都把H区作为老年代的一部分来看待。
三色标记法
- 白：对象没有被标记到，标记阶段结束后，会被当做垃圾回收掉。
- 灰：对象被标记了，但是它的field还没有被标记或标记完。
- 黑：对象被标记了，且它的所有field也被标记完了。
漏标问题
漏标只有同时满足以下两个条件时才会发生：
条件一：灰色对象 断开了 白色对象的引用（直接或间接的引用）；即灰色对象 原来成员变量的引用 发生了变化。
条件二：黑色对象 重新引用了 该白色对象；即黑色对象 成员变量增加了 新的引用。
三步
var G = objE.fieldG; // 1.读 objE.fieldG = null; // 2.写 objD.fieldG = G; // 3.写
写屏障+SATB
G1通过写屏障+SATB解决漏标问题
写屏障相当于一个AOP
- 每次Reference类型数据写操作时，都会产生一个Write Barrier（写屏障）暂时中断操作；然后检查将要写入的引用指向的对象是否和该Reference类型数据在不同的Region （其他收集器：检查老年代对象是否引用了新生代对象）。如果不同，通过CardTable把相关引用信息记录到引用指向对象的所在Region对应的Remembered Set中；
- 当进行垃圾收集时，在GC根节点的枚举范围加入Remembered Set；就可以保证不进行全局扫描，也不会有遗漏。
当灰对象E的成员变量的引用发生变化时（objE.fieldG = null;），我们可以利用写屏障，将E原来成员变量的引用对象G记录下来：
void pre_write_barrier(oop* field) { oop old_value = *field; // 获取旧值 remark_set.add(old_value); // 记录 原来的引用对象 }
【当原来成员变量的引用发生变化之前，记录下原来的引用对象】
这种做法的思路是：尝试保留开始时的对象图，即SATB，当某个时刻 的GC Roots确定后，当时的对象图就已经确定了。
比如 当时 D是引用着G的，那后续的标记也应该是按照这个时刻的对象图走（D引用着G）。如果期间发生变化，则可以记录起来，保证标记依然按照原本的视图来。
值得一提的是，扫描所有GC Roots 这个操作（即初始标记）通常是需要STW的，否则有可能永远都扫不完，因为并发期间可能增加新的GC Roots。
SATB破坏了条件一：【灰色对象 断开了 白色对象的引用】，从而保证了不会漏标。
写屏障+增量更新
CMS通过增量更新解决漏标问题
当黑对象D的成员变量的引用发生变化时（objD.fieldG = G;），我们可以利用写屏障，将D新的成员变量引用对象G记录下来：
void post_write_barrier(oop* field, oop new_value) { if($gc_phase == GC_CONCURRENT_MARK && !isMarkd(field)) { remark_set.add(new_value); // 记录新引用的对象 } }
【当有新引用插入进来时，记录下新的引用对象】
这种做法的思路是：不要求保留原始快照，而是针对新增的引用，将其记录下来等待遍历，即增量更新（Incremental Update）。
增量更新破坏了条件二：【黑色对象 重新引用了 该白色对象】，从而保证了不会漏标。
读屏障
ZGC通过读屏障解决漏标问题
读屏障是直接针对第一步：var G = objE.fieldG;，当读取成员变量时，一律记录下来：
void pre_load_barrier(oop* field, oop old_value) { if($gc_phase == GC_CONCURRENT_MARK && !isMarkd(field)) { oop old_value = *field; remark_set.add(old_value); // 记录读取到的对象 } }
这种做法是保守的，但也是安全的。因为条件二中【黑色对象 重新引用了 该白色对象】，重新引用的前提是：得获取到该白色对象，此时已经读屏障就发挥作用了。
RSet、CardTable、CSet
Remembered Set（RSet）， 逻辑上说每个Region都有一个RSet，RSet记录了其他Region中的对象引用本Region中对象的关系，属于points-into结构（谁引用了我的对象）。G1的RSet是在Card Table的基础上实现的：每个Region会记录下别的Region有指向自己的指针，并标记这些指针分别在哪些Card的范围内。 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。
Card Table则是一种points-out（我引用了谁的对象）的结构，每个Card 覆盖一定范围的Heap（一般为512Bytes）。根据记录的精度分为
- 字长精度，每条记录精确到机器字长。
- 对象精度，每条记录精确到对象。
- 卡精度，每条记录精确到一块内存区域（最常见）。
Collection Set（CSet），它记录了GC要收集的Region集合，集合里的Region可以是任意年代的。
下图表示了RSet、Card和Region的关系：
Remembered Sets
上图中有三个Region，每个Region被分成了多个Card，在不同Region中的Card会相互引用，Region1中的Card中的对象引用了Region2中的Card中的对象，蓝色实线表示的就是points-out的关系，而在Region2的RSet中，记录了Region1的Card，即红色虚线表示的关系，这就是points-into。 而维系RSet中的引用关系靠post-write barrier和Concurrent refinement threads来维护
G1回收器垃圾回收过程
G1 GC的垃圾回收过程主要包括如下三个环节：
- 年轻代GC （Young GC ）
- 老年代并发标记过程（ Concurrent Marking）
- 混合回收（Mixed GC ）
- （如果需要，单线程、独占式、高强度的Full GC还是继续存在的。它针对GC的评估失败提供了一种失败保护机制，即强力回收。）
顺时针， young gc 一> young gc + concurrent mark 一> Mixed GC顺序，进行垃圾回收。
1.应用程序分配内存，当年轻代的Eden区用尽时开始年轻代回收过程； G1的年轻代收集阶段是一个并行的（多个回收线程）独占式(STW)收集器。在年轻代回收期，G1 GC暂停所有应用程序线程，启动多线程执行年轻代回收。然后从年轻代区间移动存活对象到Survivor区间或者老年区间，也有可能是两个区间都会涉及。
2.当堆内存使用达到一定值（默认45%）时，开始老年代并发标记过程。
3.标记完成马上开始混合回收过程。对于一个混合回收期，G1 GC从老年区间移动存活对象到空闲区间，这些空闲区间也就成为了老年代的一部分。和年轻代不同，老年代的G1回收器和其他GC不同，G1的老年代回收器不需要整个老年代被回收，一次只需要扫描/回收一小部分老年代的Region就可以了。同时，这个老年代Region是和年轻代一起 被回收的。
G1回收过程详解
过程1年轻代GC
- JVM启动时，G1 先准备好Eden区，程序在运行过程中不断创建对象到Eden区，当Eden空间耗尽时，G1会启动一次年轻代垃圾回收过程。
- 年轻代垃圾回收只会回收Eden区（主动）和Survivor区（被动）。
- YGC时，首先G1停止应用程序的执行（Stop一The一World），G1创建回收集（Collection Set），回收集是指需要被回收的内存分段的集合，年轻代回收过程的回收集包含年轻代Eden区和Survivor区所有的内存分段。
- 复制算法（S、E-->空闲区相当于To区）（S-->寻找新的空闲区作为老年代）
然后开始如下回收过程：
- 根是：指static变量指向的对象（类生命周期，方法区引用的对象），正在执行的方法调用链条上的局部变量等（方法生命周期，虚拟机栈引用的对象）。根引用连同RSet记录的外部引用作为扫描存活对象的入口。
处理dirty card queue（ 见备注）中的card，更新RSet。 此阶段完成后，RSet可以准确的反映老年代对所在的内存分段中对象的引用（指的新生代）。
- dirty card queue: 对于应用程序的引用赋值语句object.field=object，JVM会在之前和之后执行特殊的操作以在dirty card queue中入队一个保存了对象引用信息的card。
- 在年轻代回收的时候， G1会对Dirty Card Queue中所有的card进行处理，以更新RSet，保证RSet实时准确的反映引用关系。
- 那为什么不在引用赋值语句处直接更新RSet呢？这是为了性能的需要，RSet的处理需要线程同步，开销会很大，使用队列性能会好
- 很多。
识别被老年代对象指向的Eden中的对象，这些被指向的Eden中的对象被认为是存活的对象。
此阶段，对象树被遍历，Eden区 内存段中存活的对象会被复制到Survivor区中空的内存分段，Survivor区内存段中存活的对象如果年龄未达阈值，年龄会加1，达到阀值会被会被复制到Old区中空的内存分段。如果Survivor空间不够，Eden空间的 部分数据会直接晋升到老年代空间。
处理Soft，Weak， Phantom， Final， JNI Weak等引用。最终Eden空间的数据为空，GC停止工作，而目标内存中的对象都是连续存储的，没有碎片，所以复制过程可以达到内存整理的效果，减少碎片。
过程2年轻代GC+并发标记过程
- 初始标记阶段：标记从根节点直接可达的对象。这个阶段是STW的，并且会触发一.次年轻代GC。
- 根区域扫描（Root Region Scanning） ： G1 GC扫描Survivor区直接可达的老年代区域对象，并标记被引用的对象。这一过程必须在young GC之前完成。
- 并发标记（Concurrent Marking）： 在整个堆中进行并发标记（和应用程序并发执行），此过程可能被young GC中断。在并发标记阶段，若发现区域对象中的所有对象都是垃圾，那这个区域会被立即回收。同时，并发标记过程中，会计算每个区域的对象活性（区域中存活对象的比例）。
- 再次标记（Remark）： 由于应用程序持续进行，需要修正上一次的标记结果。是STW的。G1中采用了比CMS更快的初始快照算法：snapshot一at一the一beginning （SATB）。
- 独占清理（cleanup，STW）：计算各个区域的存活对象和GC回收比例，并进行排序，识别可以混合回收的区域。为下阶段做铺垫。是STW的。
过程3混合回收
当越来越多的对象晋升到老年代Oldregion时，为了避免堆内存被耗尽，虚拟机会触发一个混合的垃圾收集器，即Mixed GC， 该算法并不是一个OldGC，除了回收整个Young Region，还会回收一部分的OldRegion。这里需要注意：是一部分老年代， 而不是全部老年代。可以选择哪些OldRegion进行收集，从而可以对垃圾回收的耗时时间进行控制。也要注意的是Mixed GC并不是Full GC。
- 并发标记结束以后，老年代中百分百为垃圾的内存分段被回收了，部分为垃圾的内存分段被计算了出来。默认情况下，这些老年代的内存分段会分8次（可以通过一XX： G1MixedGCCountTarget设置）被回收。
- 混合回收的回收集（Collection Set） 包括八分之一的老年代内存分段，Eden区内存分段，Survivor区内存分段。混合回收的算法和年轻代回收的算法完全一样，只是回收集多了老年代的内存分段。具体过程请参考上面的年轻代回收过程。
- 由于老年代中的内存分段默认分8次回收，G1会优先回收垃圾多的内存分段。垃圾占内存分段比例越高的，越会被先回收。并且有一个阈值会决定内存分段是否被回收，一xX： G1MixedGCLiveThresholdPercent，默认为65%，意思是垃圾占内存分段比例要达到65%才会被回收。如果垃圾占比太低，意味着存活的对象占比高，在复制的时候会花费更多的时间。
- 混合回收并不一定要进行8次。有一个阈值一Xx： G1HeapWastePercent，默认值为10%，意思是允许整个堆内存中有10%的空间被浪费，意味着如果发现可以回收的垃圾占堆内存的比例低于10%，则不再进行混合回收。因为GC会花费很多的时间但是回收到的内存却很少。
过程4Full GC
G1的初衷就是要避免Full GC的出现。但是如果上述方式不能正常工作，G1会停止应用程序的执行（Stop一 The一World），使用单线程的内存回收算法进行垃圾回收，性能会非常差，应用程序停顿时间会很长。
要避免Full GC的发生，一旦发生需要进行调整。什么时候会发生Full GC呢？比如堆内存太小，当G1在复制存活对象的时候没有空的内存分段可用，则会回退到full gc， 这种情况可以通过增大内存解决。
导致G1Full GC的原因可能有两个：
- 1.Evacuation的时候没有足够的to一 space来存放晋升的对象；
- 2.并发处理过程完成之前空间耗尽。
补充：
从Oracle官方透露出来的信息可获知，回收阶段（Evacuation）其实.本也有想过设计成与用户程序一起并发执行，但这件事情做起来比较复杂，考虑到G1只是回收一部分Region， 停顿时间是用户可控制的，所以并不迫切去实现，而选择把这个特性放到了G1之后出现的低延迟垃圾收集器（即ZGC）中。另外，还考虑到G1不是仅仅面向低延迟，停顿用户线程能够最大幅度提高垃圾收集效率，为了保证吞吐量所以才选择了完全暂停用户线程的实现方案。
G1回收器优化建议
- ➢避免使用一Xmn或一XX：NewRatio等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
- G1 GC的吞吐量目标是90%的应用程序时间和10%的垃圾回收时间
- 评估G1 GC的吞吐量时，暂停时间目标不要太严苛。目标太过严苛表 示你愿意承受更多的垃圾回收开销，而这些会直接影响到吞吐量。
7种经典的垃圾回收器总结
截止JDK 1.8，一共有7款不同的垃圾收集器。每一款不同的垃圾收集器都有不同的特点，在具体使用的时候，需要根据具体的情况选用不同的垃圾收集器。
不同厂商、不同版本的虚拟机实现差别很大。HotSpot 虚拟机在JDK7/8后所有收集器及组合（连线），如下图：
- 1.两个收集器间有连线，表明它们可以搭配使用： Serial/Serial 0ld、Serial /CMS、ParNew/Serial 0ld、ParNew/CMS、 Parallel Scavenge/Serial 01d、Parallel Scavenge/Parallel 0ld、G1；
- 2.其中Serial 0ld作 为CMS出现"Concurrent Mode Failure"失败 的后备预案。
- 3.（红色虚线）由于维护和兼容性测试的成本，在JDK 8时将Serial+CMS、 ParNew+Serial 0ld这两个组合声明为Deprecated （JEP 173），并在JDK 9中完全取消了这些组合的支持（JEP214），即：移除。
- 4.（绿色虚线）JDK 14中：弃用ParallelScavenge 和Serial0ld GC组合 （JEP 366）
- 5.（青色虚线）JDK 14中：删除CMS垃圾回收器 （JEP 363 ） GC发展阶段： Serial => Parallel （并行） => CMS （并发） => G1 => ZGC
怎么选择垃圾回收器
- Java垃圾收集器的配置对于JVM优化来说是一个很重要的选择，选择合适的垃圾收集器可以让JVM的性能有一个很大的提升。
- 怎么选择垃圾收集器？
- 1.优先调整堆的大小让JVM自适应完成。
- 2.如果内存小于100M，使用串行收集器
- 3.如果是单核、单机程序，并且没有停顿时间的要求，串行收集器
- 4.如果是多CPU、需要高吞吐量、允许停顿时间超过1秒，选择并行或者JVM自己选择
- 5.如果是多CPU、追求低停顿时间，需快速响应（比如延迟不能超过1秒，如互联网应用），使用并发收集器
- 官方推荐G1，性能高。现在互联网的项目，基本都是使用G1。
- 1.没有最好的收集器，更没有万能的收集；
- 2.调优永远是针对特定场景、特定需求，不存在一劳永逸的收集器