Stop The World 是何時發(fā)生的？

垃圾回收流程的一些流程

哪些對象是垃圾？

當我們進行垃圾回收的時候，首先需要判斷哪些對象是存活的？

常用的方法有如下兩種

1. 引用計數法
2. 可達性分析法

Python判斷對象存活的算法用的是引用計數法，而Java則使用的是可達性分析法。

「通過GC ROOT可達的對象，不能被回收，不可達的對象則可以被回收，搜索走過的路徑叫做引用鏈」

不可達對象會進行2次標記的過程，通過GC ROOT不可達，會被第一次標記。如果需要執(zhí)行finalize()方法，則這個對象會被放入一個隊列中執(zhí)行finalize()，如果在finalize()方法中成功和引用鏈上的其他對象關聯，則會被移除可回收對象集合（「一般你不建議你使用finalize方法」），否則被回收

「常見的GC ROOT有如下幾種」

1. 虛擬機棧（棧幀中的本地變量表）中引用的對象
2. 方法區(qū)中類靜態(tài)屬性引用的對象
3. 方法區(qū)中常量引用的對象
4. 本地方法棧中JNI（Native方法）引用的對象

「照這樣看，程序中的GC ROOT有很多，每次垃圾回收都要對GC ROOT的引用鏈分析一遍，感覺耗費的時間很長啊，有沒有可能減少每次掃描的GC ROOT？」

分代和跨代引用

其實當前虛擬機大多數都遵循了“分代收集”理論進行設計，它的實現基于2個分代假說之上

1. 絕大多數對象都是朝生夕滅的
2. 熬過多次垃圾收集過程的對象就越難以消亡

因此堆一般被分為新生代和老年代，針對新生代的GC叫MinorGC，針對老年代的GC叫OldGC。但是分代后有一個問題，為了找到新生代的存活對象，不得不遍歷老年代，反過來也一樣當進行MinorGC的時候，如果我們只遍歷新生代，那么可以判定ABCD為存活對象。但是E不會被判斷為存活對象，所以就會有問題。

為了解決這種跨代引用的對象，最笨的辦法就是遍歷老年代的對象，找出這些跨代引用的對象。但這種方式對性能影響較大

這時就不得不提到第三個假說

「跨代引用相對于同代引用來說僅占極少數?！?/strong>

根據這條假說，我們就不需要為了少量的跨代引用去掃描整個老年代。「為了避免遍歷老年代的性能開銷，垃圾回收器會引入一種記憶集的技術，記憶集就是用來記錄跨代引用的表」

如新生代的記憶集就保存了老年代持有新生代的引用關系

所以在進行MinorGC的時候，只需要將包含跨代引用的內存區(qū)域加入GC ROOT一起掃描就行了

卡表

前面我們說到垃圾收集器用記憶集來記錄跨代引用。其實你可以把記憶集理解為接口，卡表理解為實現，類比Map和HashMap。

卡表最簡單的形式可以只是一個字節(jié)數組， 而HotSpot虛擬機確實也是這樣做的。以下這行代碼是HotSpot默認的卡表標記邏輯：

CARD_TABLE [this address >> 9] = 0;

HotSpot用一個數組元素來保存對應的內存地址是有有跨代引用對象（從this address右移9位可以看出每個元素映射了512字節(jié)的內存）

當數組元素值為0時表明對應的內存地址不存在跨代引用對象，否則存在（稱為卡表中這個元素變臟）

如何更新卡表？

「將卡表元素變臟的過程，HotSpot是通過寫屏障來實現的」，即當其他代對象引用當前分代對象的時候，在引用賦值階段更新卡表，具體實現方式類似于AOP

void oop_field_store(oop* field, oop new_value) { 
// 引用字段賦值操作
*field = new_value;
// 寫后屏障，在這里完成卡表狀態(tài)更新 
post_write_barrier(field, new_value);
}

三色標記法

執(zhí)行思路

「如何判斷一個對象可達呢？這就不得不提到三色標記法」

白色：剛開始遍歷的時候所有對象都是白色的 灰色：被垃圾回收器訪問過，但至少還有一個引用未被訪問 黑色：被垃圾回收器訪問過，并且這個對象的所有引用都被訪問過，是安全存活的對象（GC ROOT會被標記為黑色）

以上圖為例，三色標記法的執(zhí)行流程如下

1. 先將GC ROOT引用的對象B和E標記為灰色
2. 接著將B和E引用的對象A，C和F標記為灰色，此時B和E標記為黑色
3. 依次類推，最終被標記為白色的對象需要被回收

三色標記法問題

可達性分析算法根節(jié)點枚舉這一步必須要在一個能保障一致性的快照中分析，所以要暫停用戶線程（Stop The World ，STW），在各種優(yōu)化技巧的加持下，停頓時間已經非常短了。

在從根節(jié)點掃描的過程則不需要STW，但是也會發(fā)生一些問題。由于此時垃圾回收線程和用戶線程一直運行，所以引用關系會發(fā)生變化

1. 應該被回收的對象被標記為不被回收
2. 不應該被回收的對象標記為應該回收

第一種情況影響不大，大不了后續(xù)回收即可。但是第二種情況則會造成致命錯誤

所以經過研究表明，只有同時滿足兩個條件才會發(fā)生第二種情況

1. 插入了一條或者多條黑色到白色對象的引用
2. 刪除了全部從灰色到白色對象的引用

為了解決這個問題，我們破壞2個條件中任意一個不就行了，由此產生了2中解決方案，「增量更新」和「原始快照」。CMS使用的是增量更新，G1使用的是原始快照

「增量更新要破壞的是第一個條件」， 當黑色對象插入新的指向白色對象的引用關系時， 就將這個新插入的引用記錄下來， 等并發(fā)掃描結束之后， 再將這些記錄過的引用關系中的黑色對象為根， 重新掃描一次。這可以簡化理解為， 黑色對象一旦新插入了指向白色對象的引用之后， 它就變回灰色對象了

「原始快照要破壞的是第二個條件」， 當灰色對象要刪除指向白色對象的引用關系時， 就將這個要刪除的引用記錄下來， 在并發(fā)掃描結束之后， 再將這些記錄過的引用關系中的灰色對象為根， 重新掃描一次。這也可以簡化理解為， 無論引用關系刪除與否， 都會按照剛剛開始掃描那一刻的對象圖快照來進行搜索。

參考自《深入理解Java虛擬機》

垃圾收集器

圖中展示了七種作用于不同分代的收集器，如果兩個收集器之間存在連線，就說明它們可以搭配使用。在JDK8時將Serial+CMS，ParNew+Serial Old這兩個組合聲明為廢棄，并在JDK9中完全取消了這些組合的支持

并行和并發(fā)都是并發(fā)編程中的專業(yè)名詞，在談論垃圾收集器的上下文語境中， 它們可以理解為

「并行（Parallel）」：指多條垃圾收集線程并行工作，但此時用戶線程仍然處于等待狀態(tài)

「并發(fā)（Concurrent」）：指用戶線程與垃圾收集線程同時執(zhí)行

Serial收集器

「新生代，標記-復制算法，單線程。進行垃圾收集時，必須暫停其他所有工作線程，直到它收集結束」

ParNew收集器

「ParNew本質上是Serial收集器的多線程并行版本」

Parallel Scavenge收集器

「新生代，標記復制算法，多線程，主要關注吞吐量」

吞吐量=運行用戶代碼時間/(運行用戶代碼時間+運行垃圾收集時間)

Serial Old收集器

「老年代，標記-整理算法，單線程，是Serial收集器的老年代版本」

用處有如下2個

1. 在JDK5以及之前的版本中與Parallel Scavenge收集器搭配使用
2. 作為CMS收集器發(fā)生失敗時的后備預案，在并發(fā)收集發(fā)生Concurrent Mode Failure時使用

Parallel Old收集器

「老年代，標記-整理算法，多線程，是Parallel Scavenge收集器的老年代版本」

在注重吞吐量或者處理器資源較為稀缺的場合，都可以優(yōu)先考慮Parallel Scavenge加Parallel Old收集器這個組合

CMS收集器

「老年代，標記-清除算法，多線程，主要關注延遲」

運作過程分為4個步驟

1. 初始標記（CMS initial mark）
2. 并發(fā)標記（CMS concurrent mark）
3. 重新標記（CMS remark）
4. 并發(fā)清除（CMS concurrent sweep）

1. 初始標記：標記一下GC Roots能直接關聯到的對象，速度很快（這一步會發(fā)生STW）
2. 并發(fā)標記：從GC Roots的直接關聯對象開始遍歷整個對象圖的過程，這個過程耗時較長但是不需要停頓用戶線程，可以與垃圾收集一起并發(fā)運行
3. 重新標記：為了修正并發(fā)標記期間，因用戶程序繼續(xù)運作而導致標記產生變動的那一部分對象的標記記錄（「就是三色標記法中的增量更新」，這一步也會發(fā)生STW）
4. 并發(fā)清除：清理刪除掉標記階段判斷的已經死亡的對象，由于不需要移動存活對象，所以看這個階段也是可以與用戶線程同時并發(fā)的

總結