CMS概述

CMS垃圾收集器，在各版本JDK都不是默认的垃圾收集器，但是它开创了并发垃圾收集的新纪元；但其实支撑其发展的理论很久之前就提出了，到实际应用实现经过了数10年之久；这是一个很酷的行为，就像陈奕迅的新歌《孤勇者》；G1也在此基础上承前启后，开启了GC1的新篇章。

CMS垃圾收集器的理念还是分代收集思想，它自己本身是老年代的垃圾收集器，它通过跟新生代的垃圾收集器Serial（jdk9不在支持与CMS一起），ParNew配合来一起工作，实现对整个堆空间的管理。

CMS垃圾收集器是基于标记-清除算法实现的；它的工作工作主要划分为：初始标记（STW），并发标记，重新标记（STW），并发清除四个阶段。其中初始标记和重新标记这两个还是有Stop The World的。

它有以下缺点：

  • 基于标记清除算法，可能造成内存碎片化；

  • 并发阶段时GC线程与工作线程一起工作，可能产生浮动垃圾；

  • 假如并发模式失败，随之兜底的是SerialOld ，那么整个GC的过程将会特别慢。

三色标记算法

很多同学可能会有疑问，为什么CMS可以做到GC线程与工作线程一起并发工作呢？它是如何实现的呢？

其实它的实现主要是依赖于三色标记算法；将对象标记为三种颜色，分别是黑色，灰色和白色。

黑色：表示对象本身及其所有的引用都被扫描过。

灰色：表示对象本身被扫描过，其引用没有被完全扫描。

白色：表示对象本身以及其引用都没有被扫描

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标记的过程大致如下：

1.刚开始，所有的对象都是白色，没有被访问。

2.将GC Roots直接关联的对象置为灰色。

3.遍历灰色对象的所有引用，灰色对象本身置为黑色，引用置为灰色。

4.重复步骤3，直到没有灰色对象为止。

5.结束时，黑色对象存活，白色对象回收。

但是，并发标记阶段，工作线程跟GC线程同时工作，可能造成引用关系的改变；例如：

  • 黑色指向灰色对象的引用关系不存在了；例如：情况1

  • 灰色指向白色对象的引用关系不存在了，黑色建立了指向白色的引用；例如：情况2

情况1：
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情况2：
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针对情况1：
但是由于B已经变为灰色，它仍会被当做存活对象，继续遍历下去。

最终的结果就是本轮GC不会回收B、D、E，留到下次GC时回收，也算是浮动垃圾的一部分，下次GC可以正常处理（浮点垃圾）。

针对情况2：
B到D的引用被切断，且A到D的引用被建立。

此时GC线程继续工作，由于B不再引用D了，尽管A又引用了D，但是因为A已经标记为黑色，GC不会再遍历A了，所以D会被标记为白色，最后被当做垃圾回收。

所以情况2的问题更为严重，D不应该被回收，而被错误的当成垃圾；我们梳理一下，情况2只会发生在灰色到白色的引用关系断开，黑色又建立了针对该白色的引用关系这两个条件同时满足的情况下。

所以针对情况2的问题，有两种不同的解决方案：

1.Incremental Update 称为增量更新；（CMS使用）

2.Snapshot At The begining ，简称SATB；（G1使用）

增量更新：打破的是当黑色对的的引用指向白色对象时，把引用关系记录下来，等扫描结束；再以黑色对象为根，再扫描一次；扫描范围大。

SATB：G1使用的是SATB(Snapshot-At-The-Beginning)的方式，删除的时候记录所有的对象

1、在开始标记的时候生成一个快照图，标记存活对象。

2、在并发标记的时候，把所有旧的引用所指向的对象都变成非白的。

①：对于从gray对象移除的目标引用对象标记为gray，将所有既将被删除的引用关系的旧引用记录下来，最后以这些旧引用为根重新扫描一遍。
②：对于black引用的新产生的对象标记为blcak，将所有新增的引用关系，然
后根据这些引用关系为根重新扫描一遍。

3、可能存在浮动垃圾，将在下次被收集。

G1概述

G1垃圾收集器是继CMS之后，被期盼依旧的明星产品，在JDK9中G1成为默认的垃圾收集器，而CMS被标记为Deprecate，也意味着CMS会逐步退出舞台；G1它仅在逻辑上存在分代的概念，在物理上已经不分代了；对于G1来说，在它整个内存空间不足的时候，也是会发生Full GC的；主要分为Yong GC，Mixed GC，Full GC；

它的工作流程主要也是分为四个阶段：初始标记（STW）， 并发标记，最终标记（STW），筛选回收（STW）；

Collection Set （CSet）：一组可被回收的分区的集合

在Cset中存活的数据会在GC过程中被移动到另一个可用分区Cset的分区可以来自Eden空间，Survivor空间、或者Old空间Cset占用不到整个堆空间1%大小；

Remember Set （RSet）：记录了其他Region中的对象到本Region的引用

这样使得垃圾回收器不需要扫描整个堆，来找到谁引用了当前分区中的对象，只需要扫描Rset即可。

但是在每次给对象赋引用时，都需要在Rset做一些额外得记录（做的额外的这些记录，在GC中称为写屏障。注意和jvm中的内存屏障不是一个概念！

G1希望建立在一个“停顿时间模型”的垃圾收集器，基于Region的堆内存布局是它能够实现这个目标的关键；每个Region都可以需要根据需要，扮演不通的分区Eden区、Survivor区、Old区、Hunmongous区（大对象区，超过单个region的50%就是Hunmongous,并且可以占用连续的多个内存）。

G1仍然保留新生代和老年代的概念，但新生代和老年代不再是固定的了，它是将Region作为单次回收的最小单元，即每次收集到的内存空间都是Region大小的整数倍，这样可以有计划地避免在整个Java堆中进行全区域的垃圾收集。

G1收集器可以根据Region里面的垃圾堆积的“价值”大小，价值即回所收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级列表，每次根据用户设定允许的收集停顿时间，优先处理回收价值收益最大的Region。

G1也会有Full GC，但优化G1的核心就是消除Full GC，或者说减少Full GC。

Card Table

在新生代GC时，如果老年代引用指向新生代对象时，新生代需要扫描全部老年代的引用吗？

答案是不用扫描老年代，而是通过Card Table（卡表）的数据结构来解决该问题；卡表是用来记录老年代引用新生代对象；这样新生代在GC时，可以不用花大量的时间扫描所有年老代对象，来确定每一个对象的引用关系，而可以先扫描卡表，只有卡表的标记位为1时，才需要扫描给定区域的年老代对象。而卡表位为0的所在区域的年老代对象，一定不包含有对新生代的引用。

使用这种方式，可以大大加快新生代的回收速度。原理类似于位图的原理。