主要垃圾回收算法与Hotspot VM垃圾回收器实现

垃圾回收算法

引用计数法

统计每个存活对象的引用次数，引用次数为0的对象视为待回收的垃圾对象。
引用计数法的弊端是无法回收循环引用的对象。如A引用B，B引用A，同时A和B都没有其他引用，此时A和B应该都是待回收的垃圾对象，但引用计数法无法识别。
因此，引用计数法已几乎不再被现代的编程语言使用。而是以另一种称为“可达性分析”的算法替代，下述的标记-清除、拷贝、标记-压缩算法都属于可达性分析算法。

可达性分析算法：
从GC Roots开始遍历内存池中的所有对象，任何能够从GC Roots直接或间接引用到的对象便被标记为“可达”，待遍历完成后，所有未被标记为“可达”的对象即为待回收的垃圾对象

GC Roots：
垃圾回收器用于进行可达性分析的根对象，GC Roots通常会有多个，以Java为例，一个运行中的JVM，其GC Roots可能包括：
Class - 由系统类加载器(system class loader)加载的对象
Thread - 所有活着的线程
Stack Local - Java方法的local变量或参数
JNI Local - JNI方法的local变量或参数
JNI Global - 全局JNI引用
Monitor Used - 用于同步的监控对象
Held by JVM - 用于JVM特殊目的由GC保留的对象，但实际上这个与JVM的实现是有关的。可能已知的一些类型是：系统类加载器、一些JVM知道的重要的异常类、一些用于处理异常的预分配对象以及一些自定义的类加载器等

标记-清除算法（Mark-Sweep）

也被称为Mark-Clean算法
标记阶段：从GC Roots开始进行可达性分析，将所有可达对象标记出来
清除阶段：将所有未标记可达的对象清理掉
标记-清除算法带来的问题是内存碎片，被清除掉的对象会在内存中留下很多的“洞”，这些“洞”的大小可能不足以容下新创建的对象，随着碎片的增多，内存池中实际可用的内存可能会变得越来越少

拷贝算法

• 将内存划分为两个区域，一次只使用其中一个（暂称为from区）
• 在进行可达性分析的同时，将可达对象复制到另一个空白的内存区域中（暂称为to区）
• 可达性分析完成后，将to区与from区的身份互换，同时将原先的from区（现在的to区）中的对象清除

拷贝算法可以解决内存碎片的问题，因为向to区中复制的对象使用的都是连续的内存空间。同时拷贝算法的效率要比标记-清除算法高很多（尤其是在存活对象少、垃圾对象多的场景下），但代价是占用了冗余的内存空间。

标记-压缩算法（Mark-Sweep-Compact）

也被称为标记-整理算法、Mark-Compact算法、MSC算法
与标记-清除算法类似，区别在于在标记阶段完成后，将所有可达对象移动到内存池的另一端，形成一整块连续的内存空间，然后再将范围外的内存池清空。
标记-压缩算法的好处是不会产生内存碎片，也不会占用冗余的内存空间，但代价是需要付出额外的工作将存活对象移动，效率低于标记-清除算法。

对标准垃圾回收算法的扩展

增量回收（Incremental Collecting）

增量回收与上述的垃圾回收算法不是相互替代的关系，可以将其理解为标准垃圾回收算法的使用方式。
在垃圾回收的过程中，为了避免回收过程中又产生新的对象，通常会将进程至于STW（Stop-The-World）状态，即在垃圾回收时挂起所有线程，暂停除垃圾回收外的一切工作。进程占用的内存空间越大，待回收的垃圾对象越多，STW持续的时间就越长。
增量回收的基本思想是每次只收集一小片区域的内存空间，然后恢复其他线程的工作，依次反复，直到垃圾收集完成。使用这种方式能够避免长时间的STW。但是，因为线程切换和上下文转换的消耗，会使得垃圾回收的总体成本上升，造成系统吞吐量的下降。

分代回收（Generational Collecting）

同样地，分代回收与标准垃圾回收算法也不是互相替代的关系。
不同的垃圾回收算法有不同的优势和代价，简单地选用其中一种无法应对可能出现的各种场景。分代回收的思想是将内存池按特点划分为多个区域，针对每个区域的特点应用不同的垃圾回收算法。
以Hotspot VM为例，将堆内存划分为新生代（Young Generation）和老年代（Old Generation）两个区域。新生代中存储新诞生的对象，老年代中存储长时间存活的对象。这样可以让新生代始终处于存活对象少、垃圾对象多的状态，需要比较频繁的进行垃圾回收，适合使用拷贝算法；而老年代则始终处于存活对象多，垃圾对象少的状态，不需要频繁进行垃圾回收，适合使用标记-压缩算法。

Hotspot VM垃圾回收器

Serial

使用拷贝算法的垃圾回收器，适用于新生代。Serial回收器使用单线程进行垃圾回收。

SerialOld

使用标记-压缩算法的垃圾回收器，适用于老年代。使用单线程进行垃圾回收。

Serial+SerialOld回收器的组合，只使用单CPU，STW时间较长，适用于处理能力不强的主机和对STW时长要求不高的软件，JVM如以client模式启动，则默认使用Serial+SerialOld回收器。
在启动参数中指定-XX:+UseSerialGC，也会使用Serial+SerialOld组合

ParNew

Serial回收器的多线程版本，使用拷贝算法，多线程并行工作。在多CPU主机上的性能高于Serial，单CPU主机上的性能低于Serial。

在启动参数中指定-XX:+UseParNewGC，会使用ParNew+SerialOld的回收器组合

Parallel Scavenge

与ParNew一样，都是用于新生代的并行拷贝算法回收器。区别在于Parallel Scavenge回收器可以控制新生代垃圾回收的STW时间。
可以通过参数-XX:MaxGCPauseMillis设置最大的STW时间，这样Parallel Scavenge回收器就会通过增加或减少回收次数的方式把每次STW时长尽可能控制在指定的范围内。还可以通过-XX:GCTimeRatio参数指定用于垃圾回收的时间最大占比。
在使用Parallel Scavenge回收器时，最好通过参数-XX:+UseAdaptiveSizePolicy开启回收器的自适应策略，开启后JVM可以根据实际的情况动态调整新生代中Eden、S0、S1三个分区的大小比例，以及晋升老年代对象的年龄等参数，以满足指定的最大STW市场和最大垃圾回收时间占比要求。

在启动参数中指定-XX:+UseParallelGC，会使用Parallel Scavenge+SerialOld的回收器组合。（Hotspot VM中，此时老年代的回收器被称为PS MarkSweep，其实本质上就是SerialOld，具体可见R大对此的说明：http://hllvm.group.iteye.com/group/topic/27629）

Parallel Old

Parallel Scavenge的老年代版本，于JDK1.6中面世。在Parallel Old诞生之前，Parallel Scavenge处于一个比较尴尬的境地，由于没有对应的老年代回收器与其配合，仅在新生代使用Parallel算法很难达到对整体垃圾回收时长和STW时长的控制目的。
而现在，我们可以使用Parallel Scavenge+Parallel Old这一组合来解决这一问题

在启动参数中指定-XX:+UseParallelOldGC，会开启Parallel Scavenge+Parallel Old的回收器组合

Concurrent Mark Sweep（CMS）

CMS是标记-清除的改进算法，用于老年代，能够有效减少STW时长。
CMS是一种比较复杂的垃圾回收算法，此处尽可能进行简明扼要的介绍：
CMS将标记-清除细分为6个阶段：

• 初始标记
• 并发标记
• 并发预清理
• 重新标记
• 并发清理
• 并发重置

详细过程：

1. 初始标记阶段中，CMS回收器标记出被GC Roots直接引用的对象，这一过程需要STW，但由于只进行深度为1的遍历，耗时很短。
2. 并发标记阶段中，CMS回收器以初始标记阶段标记出的存活对象为根进行可达性遍历。在这一阶段中，不需要STW，其他线程可正常运行。
3. 并发预清理阶段中，CMS回收器对并发标记阶段中老年代新增的对象重新进行标记。这一阶段存在的目的是尽可能减少下一阶段“重新标记”的STW时长。
4. 重新标记阶段会进入STW，然后进行一次完整的可达性分析，由于前面三个阶段已经完成了绝大部分的工作，所以这一阶段的STW会很短。
5. 并发清理阶段不需要STW，垃圾回收线程清理标记出的垃圾对象，同时其他线程可以正常工作。
6. 并发重置阶段中，重置CMS回收器的数据结构，等待下一次垃圾回收。

可以看出来，CMS回收器的思路是把标记-清除算法的工作拆分成多个步骤，其中可以并行的尽可能并行，以达到STW时长最小化的目标。
同样地，CMS回收器也存在着弊端：

• 对CPU要求高，由于部分标记和清除阶段是免STW并且多线程并行的，这就给CPU增加了很大的线程切换压力，核数少的CPU使用CMS回收器的效果并不好，多核多CPU的高性能主机更加适合使用
• 垃圾回收的同时老年代中仍然在产生新的对象，这是CMS的并行机制导致的。所以CMS回收器不能在老年代满时才开始工作，Hotspot VM 6/7中，CMS回收器在老年代使用率92%时便开始工作。如果在CMS垃圾回收的过程中，新增的对象占满了剩余的8%空间，便会导致CMS回收失败，自动降级至SerialOld重新进行垃圾回收。（CMS垃圾回收触发的时机可以使用-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction参数进行设置）
• CMS使用的是标记-清除算法，而不是标记-压缩算法，这就导致会出现大量的内存碎片。随着内存碎片的增多，最终势必会出现垃圾回收的并发阶段中内存不足的情况，如上所说，此时CMS回收器会自动降级为SerialOld回收器，以标记-压缩算法进行垃圾回收，同时也就会整理好内存碎片。

综上所述可以看出，CMS回收器的机制比前述的任何一种都要精细和复杂，同时对CPU资源的要求也要高出很多，以牺牲性能的代价换取最少的STW时长。

在启动参数中指定-XX:+UseConcMarkSweepGC，会开启ParNew+CMS的回收器组合。

Garbage-First（G1）

G1回收器诞生于Hotspot VM的7update4版本，这一最新型的垃圾回收器旨在解决CMS回收器的各类弊端，同时提供更短更可控的STW时长。

G1的机制比CMS更加复杂，此处同样尽可能简明的进行介绍：

与其他回收器不同，G1是一个全代回收器，同时负责新生代和老年代的垃圾回收工作。
G1回收器打破了Hotspot VM以往的分代概念，新生代的Eden、S0、S1，以及老年代不再是物理分隔，而变成了灵活的逻辑分隔。G1将堆内存划分为2000个左右相等的内存块，每个内存块的大小为1-32Mb。每个内存块可以作为Eden、S0、S1或老年代使用，也就是说这些块的身份是不固定的。随着每次垃圾回收的完成，有些块的内存会被完全释放掉，成为空白块，而这些空白块在接下来可能成为任何一种角色。

G1在进行Young GC（对新生代进行的垃圾回收）时，会触发STW，并行地将所有Eden块和Survivor From块中的存活对象拷贝至一或多个Survivor To块中，然后将Eden块和Survivor From块清除成为空白块。接下来，G1会根据各种信息动态地计算并重新分配接下来Eden区和Survivor区应占的内存空间大小。

G1在进行Old GC（对老年代进行的垃圾回收）时，会采用类似于CMS回收器的多个阶段进行：

1. 初始标记：标记出对老年代对象有引用的内存块，需要STW
2. 并行标记：针对初始标记出的内存块进行可达性分析，并计算每个内存块的活跃度（可以理解为该块中的可达对象占比）。如果在这一环节中发现某个内存块中所有的对象都不可达，则将该块标记出来。
3. 重新标记：将并行标记阶段中发现的整体不可达内存块彻底清除，同时进行一次完整的可达性分析和活跃度分析，需要STW（由于1、2环节的工作，这一STW过程会很短）
4. 拷贝/清除：这一阶段中，G1会选取活跃度较低的内存块，对其进行并行的垃圾回收，具体的垃圾回收算法和G1的Young GC一样，即将待清理的内存块中的存活对象拷贝至一或多个内存块。需要STW

值得注意的是，G1的垃圾回收并非每次都将所有不可达对象完全清除，G1倾向于优先清除活跃度低的内存块，因为这些块中的存活对象少（或者压根没有存活对象），清理速度更快。对于那些活跃度高的内存块，G1会放置不管，直至某个时间点该块的活跃度足够低时再进行回收。
正因为如此，G1进行垃圾回收的时机更早，默认在堆内存使用率达到45%时就会开始垃圾回收。这体现了G1（Garbage-First/垃圾回收优先）这一名字的含义。
至于活跃度多低才会进行回收，则是由G1决定的，G1会调整自己的回收策略来尽可能满足用户设置的最大STW时长。
同时，由于使用拷贝算法，G1回收器不会产生内存碎片，这也是相较CMS的巨大优势之一。

G1适合运行在配有强大CPU的主机上的，且占用较大堆内存空间的应用程序中。使用G1回收器能够有效减少较大堆内存引发的过长回收STW时间。

通过参数-XX:+UseG1GC 来启用G1回收器，并使用-XX:MaxGCPauseMillis=n来设置最大的STW时长，-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent=n来设置触发垃圾回收的堆内存占用比