学而不厌，诲人不倦「孔子」

0%

垃圾收集器

发表于 更新于 分类于
本文字数： 7.4k 阅读时长 ≈ 7 分钟

如果说收集算法是内存回收的方法论，那么垃圾收集器就是内存回收的具体实现

Serial收集器

Serial收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器，是一个单线程收集器，但它的”单线程“的意义并不仅仅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，更重要的是它在进行垃圾收集时，必须暂停其他所有的工作线程，直到它收集结束。”Stop The World“这个名字也许听起来很酷，但这项工作实际上是由虚拟机在后台自动发起和自动完成的，在用户不可见的情况下把用户正常工作的线程全部停掉，这对很多应用来说是难以接受的。

优点： 简单而高效（与其他收集器的单线程比），对于限定单个CPU的环境来说，Serial收集器由于没有线程交互的开销，专心做垃圾收集自然可以获得最高的单线程收集效率。

ParNew收集器

ParNew收集器其实就是Serial收集器的多线程版本，除了使用多条线程进行垃圾收集之外，其余行为包括Serial收集器可用的所有控制参数（例如：-XX:SurvivorRatio、-XX:PretenureSizeThreshold、-XX:HandlePromotionFailure等）、收集算法、Stop The World、对象分配规则、回收策略等都与Serial收集器完成一样，在实现上，这两种收集器也共用了想当多的代码。

ParNew收集器除了多线程收集之外，其他与Serial收集器相比并没有太多创新之处，但它却是许多运行在Server模式下的虚拟机中首选的新生代收集器，其中有一个与性能无关但很重要的原因是，除了Serial收集器外，目前只有它能与CMD收集器配合工作。

Parallel Scavenge 收集器

Parallel Scavenge收集器是一个新生代收集器，使用复制算法的收集器，又是并行的多线程收集器

Parallel Scavenge收集器的特点是他的关注点与其他收集器不同，CMS等收集器的关注点是尽可能地缩短垃圾收集时用户现场停顿时间，而Parallel Scavenge收集器的目标则是达到一个可控制的吞吐量（Throughput）。所谓吞吐量就是CPU用于运行用户代码的时间与CPU总消耗时间的比值，即吞吐量=运行用户代码时间/(运行用户代码时间+垃圾收集时间)，虚拟机总共运行了100分钟，其中垃圾收集花掉1分钟，那吞吐量就是99%；

停顿时间越短就越适合与用户交互的程序，良好的相应速度能提升用户体验，而高吞吐量则可以高效率地利用CPU时间，尽快完成程序的运算任务，主要适合在后台运算而不需要太多交互的任务。

Parallel Scavenge收集器提供了两个参数用于精确控制吞吐量，分别是控制最大垃圾收集停顿时间的-XX:MaxGCPauseMills参数以及直接设置吞吐量大小的-XX:GCTimeRatio参数。

MaxGCPauseMillis参数允许的值大于0的毫秒数，收集器尽可能地保证内存回收话费的时间不超过设定值。不过不要认为如果把这个参数设置得稍小一点就能使得系统的垃圾收集速度变得更快，GC停顿时间缩短是以牺牲吞吐量和新生代空间来换取的 系统把新生代调小一些，收集300MB的新生代肯定比收集500MB快吧，这也直接导致垃圾收集发生得更频繁一些。

Serial Old收集器

Serial Old是Serial收集器的老年代版本，它同样是一个单线程收集器，使用”标记-整理“算法。这个收集器的主要意义也是在于给Client模式下的虚拟机使用。如果在Server模式下，那么它主要还有两大用途：一种用途就是作为在JDK1.5以及之前的版本与Parallel Scavenge收集器搭配使用，另一种用途就是作为CMS收集器的后备预案，在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。

Parallel Old收集器

Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本，使用多线程和”标记-整理“算法。这个收集器是JDK1.6中才开始提供的，在此之前，新生代的Parallel Scavenge收集器一直处于比较尴尬的状态。原因是，如果新生代选择了Parallel Scavenge收集器，老年代除了Serial Old（PS MarkSweep）收集器外别无选择。由于老年代Serial Old收集器在服务端应用性能上的”拖累“，使用Parallel Scavenge收集器也未必能在整体应用上获得吞吐量最大化的效果，由于单线程的老年代收集中无法充分利用服务器多CPU的处理能力，在老年代很大而且硬件比较高级的环境中，这种组合的吞吐量甚至还不一定有 ParNew 加 CMS的组合”给力“

CMS收集器（Concurrent Mark Sweep）

CMS收集器是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。目前很大一部分Java应用集中在互联网站或者B/S系统的服务端上。这类应用尤其总是服务的响应速度，希望系统停顿时间最短，以给用户带来较好的体验。CMS收集器就非常符合这类应用的需求。

CMS收集器是基于”标记-清楚“算法是限定，分为4个步骤

  • 初始标记（CMS initial mark）
  • 并发标记（CMS concurrent mark）
  • 重新标记（CMS remark）
  • 并发清除（CMS concurrent sweep）

其中，初始标记、重新标记这两个步骤依然需要”Stop The World“。初始标记仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联到的对象，速度很快，并发标记阶段进行GC Roots Tracing的过程，而重新标记阶段则是为了修正并发标记期间因用户程序继续运行而导致标记产生变动的那一部分对象的标记记录，这个阶段的停顿时间一般会比初始化标记阶段稍长一些，但远比并发标记的时间短。

由于整个过程中耗时最长的并发标记和并发清除过程收集器线程都可以与用户线程一起工作，所以，从总体上来说，CMS收集器的内存回收过程是与用户线程一起并发执行的。

CMS是一款优秀的收集器，它的主要优点在名字上已经体现出来了：并发收集低、低停顿，也称之为并发低停顿收集器（Concurrent Low Pause Collection）

缺点：

  • CMS收集器对CPU资源非常敏感。在并发阶段，它虽然不会导致用户线程停顿，但是会因为占用了一部分线程（或者说CPU资源）而导致应用程序变慢，总吞吐量会降低。CMS默认启动的回收线程数是(CPU数量+3)/4，也就是当CPU在4个以上时，并发回收垃圾收集线程不少于25%的CPU资源，并且随着CPU数量的增加而下降。但是当CPU不足4个（如2个）时，CMS对用户程序的影响就可能变得很大，如果本来CPU负载就比较大，还分出一半的运算能力去执行收集器线程，就可能导致用户程序的执行速度忽然降低了50%。为了应付这种情况，虚拟机提供了一种称为”增量式并发收集器“（Incremental Concurrent Mark Sweep/i-CMS）的CMS收集器变种，所做的事情和单CPU年代PC机操作系统使用抢占来模拟多任务机制的思想一样，就是在并发标记、清理的时候让GC现场、用户线程交替运行，尽量减少GC线程的独占资源的时间，这样整个垃圾收集的过程会更长，但对用户程序的影响就会显得少一些。
  • CMS收集器无法处理浮动垃圾（Floating Garbage），可能出现”Concurrent Mode Failure“失败而导致另一次Full Gc的产生。由于CMS并发清除阶段用户线程还在运行着，伴随程序运行自然还会有新的垃圾不断产生，这一部分垃圾出现在标记过程之后，CMS无法在档次收集中处理掉它们，只好留待下一次GC时再清理掉。
  • CMS是基于”标记-清除“算法实现的收集器，意味着收集结束时会有大量空间碎片产生。为了解决这个问题，CMS收集器提供了一个-XX:+UseCMSCompactATFullCollection开挂参数（默认开启），用于在CMS收集器顶不住要进行FullGC时开启内存碎片的合并整理过程，内存整理的过程是无法并发的，空间碎片问题没有了，但停顿时间不得不变长。虚拟机设计者还提供了另外一个参数-XX:CMSFullGCsBeforeCompaction，这个参数是用于设置执行多少次不压缩的Full GC后，跟着来一次带压缩的（默认值为0，表示每次进入Full GC时都进行碎片整理）

G1收集器

G1(Garbage-First)收集器是当今收集器技术发展的最前沿成果之一。

G1是一款面向服务端应用的垃圾收集器。与其他GC收集器相比，G1具备如下特点：

  • 并行与并发：G1能充分利用多CPU、多核环境下的硬件优势，使用多个CPU（CPU或者CPU核心）来缩短Stop-The-World停顿的时间，部分其他收集器原本需要停顿Java线程执行到GC动作，G1收集器仍然可以通过并发的方式让Java程序继续执行
  • 分代收集：与其他收集器一样，分代概念在G1中依然得以保留。虽然G1可以不需要其他收集器配合就能独立管理整个GC堆，但它能够采用不同的方式去处理新创建的对象和已经存活了一段时间、熬过多次GC的旧对象以获取更好的收集效果
  • 空间整合：与CMS的”标记-清理“算法不同，G1从整体来看是基于”标记-整理“算法实现的收集器，从局部（两个Region之间）上来看是基于”复制“算法实现的，但无论如何，这两种算法都意味着G1运作期间不会产生内存空间碎片，收集后能提供规整的可用内存。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。
  • 可预测的停顿：这是G1相对CMS的另一大优势，降低停顿时间是G1和CMS共同的关注点，但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，这几乎已经是实时Java（RTSJ）的垃圾收集器的特征了。

G1收集器的运行大致可划分为以下几个步骤：

  • 初始标记（Initial Marking）
  • 并发标记（Concurrent Marking）
  • 最终标记（Final Marking）
  • 筛选回收（Live Data Counting and Evacuation）

理解GC日志

阅读GC日志是处理Java虚拟机内存问题的基础技能，它只是一些人为确定的规则，没有太多技术含量。

JVM的GC日志的主要参数包括如下几个：

  • -XX:+PrintGC 输出GC日志
  • -XX:+PrintGCDetails 输出GC的详细日志
  • -XX:+PrintGCTimeStamps 输出GC的时间戳（以基准时间的形式）
  • -XX:+PrintGCDateStamps 输出GC的时间戳（以日期的形式，如 2013-05-04T21:53:59.234+0800）
  • -XX:+PrintHeapAtGC 在进行GC的前后打印出堆的信息
  • -Xloggc:../logs/gc.log 日志文件的输出路径

每一种收集器的日志形式都是由它们自身的实现所决定的，换而言之，每个收集器的日志格式都可以不一样。但虚拟机设置者为了方便用户阅读，将各个收集器的日志都维持一定的共性，例如以下两段典型的GC日志：

1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
Java HotSpot(TM) 64-Bit Server VM (25.91-b14) for windows-amd64 JRE (1.8.0_91-b14), built on Apr  1 2016 00:58:32 by "java_re" with MS VC++ 10.0 (VS2010)
Memory: 4k page, physical 4080628k(616944k free), swap 8159380k(3974088k free)
CommandLine flags: -XX:InitialHeapSize=15728640 -XX:MaxHeapSize=15728640 -XX:MaxNewSize=10485760 -XX:NewSize=10485760 -XX:+PrintGC -XX:+PrintGCDetails -XX:+PrintGCTimeStamps -XX:SurvivorRatio=8 -XX:+UseCompressedClassPointers -XX:+UseCompressedOops -XX:-UseLargePagesIndividualAllocation -XX:+UseParallelGC 
0.106: [GC (Allocation Failure) --[PSYoungGen: 5591K->5591K(9216K)] 9687K->9751K(15360K), 0.0015296 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00, real=0.00 secs] 
0.108: [Full GC (Ergonomics) [PSYoungGen: 5591K->0K(9216K)] [ParOldGen: 4160K->5133K(6144K)] 9751K->5133K(15360K), [Metaspace: 2632K->2632K(1056768K)], 0.0045365 secs] [Times: user=0.06 sys=0.00, real=0.00 secs] 
Heap
 PSYoungGen      total 9216K, used 4178K [0x00000000ff600000, 0x0000000100000000, 0x0000000100000000)
  eden space 8192K, 51% used [0x00000000ff600000,0x00000000ffa14930,0x00000000ffe00000)
  from space 1024K, 0% used [0x00000000fff00000,0x00000000fff00000,0x0000000100000000)
  to   space 1024K, 0% used [0x00000000ffe00000,0x00000000ffe00000,0x00000000fff00000)
 ParOldGen       total 6144K, used 5133K [0x00000000ff000000, 0x00000000ff600000, 0x00000000ff600000)
  object space 6144K, 83% used [0x00000000ff000000,0x00000000ff5035b8,0x00000000ff600000)
 Metaspace       used 2639K, capacity 4486K, committed 4864K, reserved 1056768K
  class space    used 285K, capacity 386K, committed 512K, reserved 1048576K

如果前面有数字 则代表了GC发生的时间，这个数字的含义是从Java虚拟机启动以来经过的秒数。

GC日志开头的 “[GC” 和 “[Full GC” 说明这次垃圾收集的停顿类型，而不是用来区分新生代GC还是老年代GC的，如果有“Full”，说明这次GC是发生了Stop-The-World的

0.106: [GC (Allocation Failure) –[PSYoungGen: 5591K->5591K(9216K)] 9687K->9751K(15360K), 0.0015296 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00, real=0.00 secs]

0.108: [Full GC (Ergonomics) [PSYoungGen: 5591K->0K(9216K)] [ParOldGen: 4160K->5133K(6144K)] 9751K->5133K(15360K), [Metaspace: 2632K->2632K(1056768K)], 0.0045365 secs] [Times: user=0.06 sys=0.00, real=0.00 secs]

1、”0.106”和”0.108”这两个数字代表了GC发生的时间，这个数字是从Java虚拟机启动以来经过的秒数。

2、GC日志开头的“[GC”和“[FULL GC”说明了这次垃圾收集的停顿类型，而不是用来区分老年代GC还是新生代GC的。如果有FULL，说明这次GC是发生了Stop-The-World的。新生代收集器ParNew也会出现”[Full GC”（这一般是因为分配担保失败之类的问题，所以才导致STW）。如果是调用System.gc()方法所触发的收集，那么在这里将显示”FULL GC(System)”。

3、接下来的”[DefNew”、”[Tenured”、”[Perm”表示GC发生的区域，这里显示的区域名称与使用的GC收集器都是密切相关的。

例如：使用ParNew收集器中的新生代名为“Default New Generation”，所以显示的是“[DefNew”。如果是ParNew收集器，新生代名称就会变为”[ParNew”，意为”Parallel New Generation”。如果采用Parallel Scavenge收集器，那它配套的新生代称为”PSYoungGen”，老年代和永久代同理，名称也是由收集器决定的。

4、后面方括号内部的“5591K->0K(9216K)”，含义是“GC前该内存区域已使用容量->GC后该内存区域已使用容量（该内存区域总容量）”

5、而在方括号之外的“9751K->5133K(15360K)”表示“GC前Java堆已使用容量->GC后Java堆已使用容量（Java堆总容量）”

6、再往后“0.0015296 secs”表示该内存区域GC所占用的时间，单位是秒。有的收集器会给出更具体的数据 [Times: user=0.00 sys=0.00, real=0.00 secs]。这里的user、sys和real与Linux的time命令所输出的时间含义一致，分别代表用户态消耗的CPU时间、内核态消耗的CPU时间和操作从开始到结束所经过的墙钟时间（Wall Clock Time）。墙钟时间包括各种各种非运算的等待耗时，例如等待磁盘I/O等，而CPU时间不包括这些耗时。