详解 JVM Garbage First(G1) 垃圾收集器(转载)

前言 
Garbage First(G1)是垃圾收集领域的最新成果,同时也是HotSpot在JVM上力推的垃圾收集器,并赋予取代CMS的使命。如果使用Java 8/9,那么有很大可能希望对G1收集器进行评估。本文详细首先对JVM其他的垃圾收集器进行总结,并与G1进行了简单的对比;然后通过G1的内存模型、G1的活动周期,对G1的工作机制进行了介绍;同时还在介绍过程中,描述了可能需要引起注意的优化点。笔者希望通过本文,让有一定JVM基础的读者能尽快掌握G1的知识点。

第一章 概述

G1(Garbage First)垃圾收集器是当今垃圾回收技术最前沿的成果之一。早在JDK7就已加入JVM的收集器大家庭中,成为HotSpot重点发展的垃圾回收技术。同优秀的CMS垃圾回收器一样,G1也是关注最小时延的垃圾回收器,也同样适合大尺寸堆内存的垃圾收集,官方也推荐使用G1来代替选择CMS。G1最大的特点是引入分区的思路,弱化了分代的概念,合理利用垃圾收集各个周期的资源,解决了其他收集器甚至CMS的众多缺陷。

第二章 JVM GC收集器的回顾与比较

JVM GC收集器成员

从JDK3(1.3)开始,HotSpot团队一直努力朝着高效收集、减少停顿(STW: Stop The World)的方向努力,也贡献了从串行到CMS乃至最新的G1在内的一系列优秀的垃圾收集器。上图展示了JDK的垃圾回收大家庭,以及相互之间的组合关系,下面就几种典型的组合应用进行简单的介绍。

串行收集器

串行收集器组合

串行收集器组合 Serial + Serial Old

开启选项:-XX:+SerialGC

串行收集器是最基本、发展时间最长、久经考验的垃圾收集器,也是client模式下的默认收集器配置。

串行收集器采用单线程stop-the-world的方式进行收集。当内存不足时,串行GC设置停顿标识,待所有线程都进入安全点(Safepoint)时,应用线程暂停,串行GC开始工作,采用单线程方式回收空间并整理内存。单线程也意味着复杂度更低、占用内存更少,但同时也意味着不能有效利用多核优势。事实上,串行收集器特别适合堆内存不高、单核甚至双核CPU的场合。

并行收集器

并行收集器组合

并行收集器组合 Parallel Scavenge + Parallel Old

开启选项:-XX:+UseParallelGC-XX:+UseParallelOldGC(可互相激活)

并行收集器是以关注吞吐量为目标的垃圾收集器,也是server模式下的默认收集器配置,对吞吐量的关注主要体现在年轻代Parallel Scavenge收集器上。

并行收集器与串行收集器工作模式相似,都是stop-the-world方式,只是暂停时并行地进行垃圾收集。年轻代采用复制算法,老年代采用标记-整理,在回收的同时还会对内存进行压缩。关注吞吐量主要指年轻代的Parallel Scavenge收集器,通过两个目标参数-XX:MaxGCPauseMills-XX:GCTimeRatio,调整新生代空间大小,来降低GC触发的频率。并行收集器适合对吞吐量要求远远高于延迟要求的场景,并且在满足最差延时的情况下,并行收集器将提供最佳的吞吐量。

并发标记清除收集器

并发标记清除收集器组合

并发标记清除收集器组合 ParNew + CMS + Serial Old

开启选项:-XX:+UseConcMarkSweepGC

并发标记清除(CMS)是以关注延迟为目标、十分优秀的垃圾回收算法,开启后,年轻代使用STW式的并行收集,老年代回收采用CMS进行垃圾回收,对延迟的关注也主要体现在老年代CMS上。

年轻代ParNew与并行收集器类似,而老年代CMS每个收集周期都要经历:初始标记、并发标记、重新标记、并发清除。其中,初始标记以STW的方式标记所有的根对象;并发标记则同应用线程一起并行,标记出根对象的可达路径;在进行垃圾回收前,CMS再以一个STW进行重新标记,标记那些由mutator线程(指引起数据变化的线程,即应用线程)修改而可能错过的可达对象;最后得到的不可达对象将在并发清除阶段进行回收。值得注意的是,初始标记和重新标记都已优化为多线程执行。CMS非常适合堆内存大、CPU核数多的服务器端应用,也是G1出现之前大型应用的首选收集器。

但是CMS并不完美,它有以下缺点:

  1. 由于并发进行,CMS在收集与应用线程会同时会增加对堆内存的占用,也就是说,CMS必须要在老年代堆内存用尽之前完成垃圾回收,否则CMS回收失败时,将触发担保机制,串行老年代收集器将会以STW的方式进行一次GC,从而造成较大停顿时间;
  2. 标记清除算法无法整理空间碎片,老年代空间会随着应用时长被逐步耗尽,最后将不得不通过担保机制对堆内存进行压缩。CMS也提供了参数-XX:CMSFullGCsBeForeCompaction(默认0,即每次都进行内存整理)来指定多少次CMS收集之后,进行一次压缩的Full GC。

Garbage First

G1收集器

Garbage First (G1)

开启选项:-XX:+UseG1GC

之前介绍的几组垃圾收集器组合,都有几个共同点:

  1. 年轻代、老年代是独立且连续的内存块;
  2. 年轻代收集使用单eden、双survivor进行复制算法;
  3. 老年代收集必须扫描整个老年代区域;
  4. 都是以尽可能少而块地执行GC为设计原则。

G1垃圾收集器也是以关注延迟为目标、服务器端应用的垃圾收集器,被HotSpot团队寄予取代CMS的使命,也是一个非常具有调优潜力的垃圾收集器。虽然G1也有类似CMS的收集动作:初始标记、并发标记、重新标记、清除、转移回收,并且也以一个串行收集器做担保机制,但单纯地以类似前三种的过程描述显得并不是很妥当。事实上,G1收集与以上三组收集器有很大不同:

  1. G1的设计原则是”首先收集尽可能多的垃圾(Garbage First)“。因此,G1并不会等内存耗尽(串行、并行)或者快耗尽(CMS)的时候开始垃圾收集,而是在内部采用了启发式算法,在老年代找出具有高收集收益的分区进行收集。同时G1可以根据用户设置的暂停时间目标自动调整年轻代和总堆大小,暂停目标越短年轻代空间越小、总空间就越大;
  2. G1采用内存分区(Region)的思路,将内存划分为一个个相等大小的内存分区,回收时则以分区为单位进行回收,存活的对象复制到另一个空闲分区中。由于都是以相等大小的分区为单位进行操作,因此G1天然就是一种压缩方案(局部压缩);
  3. G1虽然也是分代收集器,但整个内存分区不存在物理上的年轻代与老年代的区别,也不需要完全独立的survivor(to space)堆做复制准备。G1只有逻辑上的分代概念,或者说每个分区都可能随G1的运行在不同代之间前后切换;
  4. G1的收集都是STW的,但年轻代和老年代的收集界限比较模糊,采用了混合(mixed)收集的方式。即每次收集既可能只收集年轻代分区(年轻代收集),也可能在收集年轻代的同时,包含部分老年代分区(混合收集),这样即使堆内存很大时,也可以限制收集范围,从而降低停顿。

第三章 G1的内存模型

分区概念

G1分区示意图

分区

分区 Region

G1采用了分区(Region)的思路,将整个堆空间分成若干个大小相等的内存区域,每次分配对象空间将逐段地使用内存。因此,在堆的使用上,G1并不要求对象的存储一定是物理上连续的,只要逻辑上连续即可;每个分区也不会确定地为某个代服务,可以按需在年轻代和老年代之间切换。启动时可以通过参数-XX:G1HeapRegionSize=n可指定分区大小(1MB~32MB,且必须是2的幂),默认将整堆划分为2048个分区。

卡片

卡片 Card

在每个分区内部又被分成了若干个大小为512 Byte卡片(Card),标识堆内存最小可用粒度所有分区的卡片将会记录在全局卡片表(Global Card Table)中,分配的对象会占用物理上连续的若干个卡片,当查找对分区内对象的引用时便可通过记录卡片来查找该引用对象(见RSet)。每次对内存的回收,都是对指定分区的卡片进行处理。

堆 Heap

G1同样可以通过-Xms/-Xmx来指定堆空间大小。当发生年轻代收集或混合收集时,通过计算GC与应用的耗费时间比,自动调整堆空间大小。如果GC频率太高,则通过增加堆尺寸,来减少GC频率,相应地GC占用的时间也随之降低;目标参数-XX:GCTimeRatio即为GC与应用的耗费时间比,G1默认为9,而CMS默认为99,因为CMS的设计原则是耗费在GC上的时间尽可能的少。另外,当空间不足,如对象空间分配或转移失败时,G1会首先尝试增加堆空间,如果扩容失败,则发起担保的Full GC。Full GC后,堆尺寸计算结果也会调整堆空间。

分代模型

G1的分代模型

分代

分代 Generation

分代垃圾收集可以将关注点集中在最近被分配的对象上,而无需整堆扫描,避免长命对象的拷贝,同时独立收集有助于降低响应时间。虽然分区使得内存分配不再要求紧凑的内存空间,但G1依然使用了分代的思想。与其他垃圾收集器类似,G1将内存在逻辑上划分为年轻代和老年代,其中年轻代又划分为Eden空间和Survivor空间。但年轻代空间并不是固定不变的,当现有年轻代分区占满时,JVM会分配新的空闲分区加入到年轻代空间。

整个年轻代内存会在初始空间-XX:G1NewSizePercent(默认整堆5%)与最大空间-XX:G1MaxNewSizePercent(默认60%)之间动态变化,且由参数目标暂停时间-XX:MaxGCPauseMillis(默认200ms)、需要扩缩容的大小以及分区的已记忆集合(RSet)计算得到。当然,G1依然可以设置固定的年轻代大小(参数-XX:NewRatio-Xmn),但同时暂停目标将失去意义。

本地分配缓冲

本地分配缓冲 Local allocation buffer (Lab)

值得注意的是,由于分区的思想,每个线程均可以”认领”某个分区用于线程本地的内存分配,而不需要顾及分区是否连续。因此,每个应用线程和GC线程都会独立的使用分区,进而减少同步时间,提升GC效率,这个分区称为本地分配缓冲区(Lab)。

其中,应用线程可以独占一个本地缓冲区(TLAB)来创建的对象,而大部分都会落入Eden区域(巨型对象或分配失败除外),因此TLAB的分区属于Eden空间;而每次垃圾收集时,每个GC线程同样可以独占一个本地缓冲区(GCLAB)用来转移对象,每次回收会将对象复制到Suvivor空间或老年代空间;对于从Eden/Survivor空间晋升(Promotion)到Survivor/老年代空间的对象,同样有GC独占的本地缓冲区进行操作,该部分称为晋升本地缓冲区(PLAB)。

分区模型

G1的分区模型

G1对内存的使用以分区(Region)为单位,而对对象的分配则以卡片(Card)为单位。

巨型对象

巨型对象 Humongous Region

一个大小达到甚至超过分区大小一半的对象称为巨型对象(Humongous Object)。当线程为巨型分配空间时,不能简单在TLAB进行分配,因为巨型对象的移动成本很高,而且有可能一个分区不能容纳巨型对象。因此,巨型对象会直接在老年代分配,所占用的连续空间称为巨型分区(Humongous Region)。G1内部做了一个优化,一旦发现没有引用指向巨型对象,则可直接在年轻代收集周期中被回收。

巨型对象会独占一个、或多个连续分区,其中第一个分区被标记为开始巨型(StartsHumongous),相邻连续分区被标记为连续巨型(ContinuesHumongous)。由于无法享受Lab带来的优化,并且确定一片连续的内存空间需要扫描整堆,因此确定巨型对象开始位置的成本非常高,如果可以,应用程序应避免生成巨型对象。

已记忆集合

已记忆集合 Remember Set (RSet)

在串行和并行收集器中,GC通过整堆扫描,来确定对象是否处于可达路径中。然而G1为了避免STW式的整堆扫描,在每个分区记录了一个已记忆集合(RSet),内部类似一个反向指针,记录引用分区内对象的卡片索引。当要回收该分区时,通过扫描分区的RSet,来确定引用本分区内的对象是否存活,进而确定本分区内的对象存活情况。

事实上,并非所有的引用都需要记录在RSet中,如果一个分区确定需要扫描,那么无需RSet也可以无遗漏的得到引用关系。那么引用源自本分区的对象,当然不用落入RSet中;同时,G1 GC每次都会对年轻代进行整体收集,因此引用源自年轻代的对象,也不需要在RSet中记录。最后只有老年代的分区可能会有RSet记录,这些分区称为拥有RSet分区(an RSet’s owning region)。

Per Region Table

Per Region Table (PRT)

RSet在内部使用Per Region Table(PRT)记录分区的引用情况。由于RSet的记录要占用分区的空间,如果一个分区非常”受欢迎”,那么RSet占用的空间会上升,从而降低分区的可用空间。G1应对这个问题采用了改变RSet的密度的方式,在PRT中将会以三种模式记录引用:

  • 稀少:直接记录引用对象的卡片索引
  • 细粒度:记录引用对象的分区索引
  • 粗粒度:只记录引用情况,每个分区对应一个比特位

由上可知,粗粒度的PRT只是记录了引用数量,需要通过整堆扫描才能找出所有引用,因此扫描速度也是最慢的。

收集集合 (CSet)

CSet收集示意图

收集集合 CSet

收集集合(CSet)代表每次GC暂停时回收的一系列目标分区。在任意一次收集暂停中,CSet所有分区都会被释放,内部存活的对象都会被转移到分配的空闲分区中。因此无论是年轻代收集,还是混合收集,工作的机制都是一致的。年轻代收集CSet只容纳年轻代分区,而混合收集会通过启发式算法,在老年代候选回收分区中,筛选出回收收益最高的分区添加到CSet中。

候选老年代分区的CSet准入条件,可以通过活跃度阈值-XX:G1MixedGCLiveThresholdPercent(默认85%)进行设置,从而拦截那些回收开销巨大的对象;同时,每次混合收集可以包含候选老年代分区,可根据CSet对堆的总大小占比-XX:G1OldCSetRegionThresholdPercent(默认10%)设置数量上限。

由上述可知,G1的收集都是根据CSet进行操作的,年轻代收集与混合收集没有明显的不同,最大的区别在于两种收集的触发条件。

年轻代收集集合

年轻代收集集合 CSet of Young Collection

应用线程不断活动后,年轻代空间会被逐渐填满。当JVM分配对象到Eden区域失败(Eden区已满)时,便会触发一次STW式的年轻代收集。在年轻代收集中,Eden分区存活的对象将被拷贝到Survivor分区;原有Survivor分区存活的对象,将根据任期阈值(tenuring threshold)分别晋升到PLAB中,新的survivor分区和老年代分区。而原有的年轻代分区将被整体回收掉。

同时,年轻代收集还负责维护对象的年龄(存活次数),辅助判断老化(tenuring)对象晋升的时候是到Survivor分区还是到老年代分区。年轻代收集首先先将晋升对象尺寸总和、对象年龄信息维护到年龄表中,再根据年龄表、Survivor尺寸、Survivor填充容量-XX:TargetSurvivorRatio(默认50%)、最大任期阈值-XX:MaxTenuringThreshold(默认15),计算出一个恰当的任期阈值,凡是超过任期阈值的对象都会被晋升到老年代。

混合收集集合

混合收集集合 CSet of Mixed Collection

年轻代收集不断活动后,老年代的空间也会被逐渐填充。当老年代占用空间超过整堆比IHOP阈值-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent(默认45%)时,G1就会启动一次混合垃圾收集周期。为了满足暂停目标,G1可能不能一口气将所有的候选分区收集掉,因此G1可能会产生连续多次的混合收集与应用线程交替执行,每次STW的混合收集与年轻代收集过程相类似。

为了确定包含到年轻代收集集合CSet的老年代分区,JVM通过参数混合周期的最大总次数-XX:G1MixedGCCountTarget(默认8)、堆废物百分比-XX:G1HeapWastePercent(默认5%)。通过候选老年代分区总数与混合周期最大总次数,确定每次包含到CSet的最小分区数量;根据堆废物百分比,当收集达到参数时,不再启动新的混合收集。而每次添加到CSet的分区,则通过计算得到的GC效率进行安排。

第四章 G1的活动周期

G1垃圾收集活动汇总

G1垃圾收集活动周期图

祭出一张总图

RSet的维护

由于不能整堆扫描,又需要计算分区确切的活跃度,因此,G1需要一个增量式的完全标记并发算法,通过维护RSet,得到准确的分区引用信息。在G1中,RSet的维护主要来源两个方面:写栅栏(Write Barrier)和并发优化线程(Concurrence Refinement Threads)

栅栏

栅栏代码示意

栅栏 Barrier

我们首先介绍一下栅栏(Barrier)的概念。栅栏是指在原生代码片段中,当某些语句被执行时,栅栏代码也会被执行。而G1主要在赋值语句中,使用写前栅栏(Pre-Write Barrrier)和写后栅栏(Post-Write Barrrier)。事实上,写栅栏的指令序列开销非常昂贵,应用吞吐量也会根据栅栏复杂度而降低。

写前栅栏 Pre-Write Barrrier

即将执行一段赋值语句时,等式左侧对象将修改引用到另一个对象,那么等式左侧对象原先引用的对象所在分区将因此丧失一个引用,那么JVM就需要在赋值语句生效之前,记录丧失引用的对象。JVM并不会立即维护RSet,而是通过批量处理,在将来RSet更新(见SATB)。

写后栅栏 Post-Write Barrrier

当执行一段赋值语句后,等式右侧对象获取了左侧对象的引用,那么等式右侧对象所在分区的RSet也应该得到更新。同样为了降低开销,写后栅栏发生后,RSet也不会立即更新,同样只是记录此次更新日志,在将来批量处理(见Concurrence Refinement Threads)。

起始快照算法

起始快照算法 Snapshot at the beginning (SATB)

Taiichi Tuasa贡献的增量式完全并发标记算法起始快照算法(SATB),主要针对标记-清除垃圾收集器的并发标记阶段,非常适合G1的分区块的堆结构,同时解决了CMS的主要烦恼:重新标记暂停时间长带来的潜在风险。

SATB会创建一个对象图,相当于堆的逻辑快照,从而确保并发标记阶段所有的垃圾对象都能通过快照被鉴别出来。当赋值语句发生时,应用将会改变了它的对象图,那么JVM需要记录被覆盖的对象。因此写前栅栏会在引用变更前,将值记录在SATB日志或缓冲区中。每个线程都会独占一个SATB缓冲区,初始有256条记录空间。当空间用尽时,线程会分配新的SATB缓冲区继续使用,而原有的缓冲去则加入全局列表中。最终在并发标记阶段,并发标记线程(Concurrent Marking Threads)在标记的同时,还会定期检查和处理全局缓冲区列表的记录,然后根据标记位图分片的标记位,扫描引用字段来更新RSet。此过程又称为并发标记/SATB写前栅栏。

并发优化线程

并发优化线程 Concurrence Refinement Threads

G1中使用基于Urs Hölzle的快速写栅栏,将栅栏开销缩减到2个额外的指令。栅栏将会更新一个card table type的结构来跟踪代间引用。

当赋值语句发生后,写后栅栏会先通过G1的过滤技术判断是否是跨分区的引用更新,并将跨分区更新对象的卡片加入缓冲区序列,即更新日志缓冲区或脏卡片队列。与SATB类似,一旦日志缓冲区用尽,则分配一个新的日志缓冲区,并将原来的缓冲区加入全局列表中。

并发优化线程(Concurrence Refinement Threads),只专注扫描日志缓冲区记录的卡片来维护更新RSet,线程最大数目可通过-XX:G1ConcRefinementThreads(默认等于-XX:ParellelGCThreads)设置。并发优化线程永远是活跃的,一旦发现全局列表有记录存在,就开始并发处理。如果记录增长很快或者来不及处理,那么通过阈值-X:G1ConcRefinementGreenZone/-XX:G1ConcRefinementYellowZone/-XX:G1ConcRefinementRedZone,G1会用分层的方式调度,使更多的线程处理全局列表。如果并发优化线程也不能跟上缓冲区数量,则Mutator线程(Java应用线程)会挂起应用并被加进来帮助处理,直到全部处理完。因此,必须避免此类场景出现。

并发标记周期

并发标记周期 Concurrent Marking Cycle

并发标记周期是G1中非常重要的阶段,这个阶段将会为混合收集周期识别垃圾最多的老年代分区。整个周期完成根标记、识别所有(可能)存活对象,并计算每个分区的活跃度,从而确定GC效率等级。

当达到IHOP阈值-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent(老年代占整堆比,默认45%)时,便会触发并发标记周期。整个并发标记周期将由初始标记(Initial Mark)、根分区扫描(Root Region Scanning)、并发标记(Concurrent Marking)、重新标记(Remark)、清除(Cleanup)几个阶段组成。其中,初始标记(随年轻代收集一起活动)、重新标记、清除是STW的,而并发标记如果来不及标记存活对象,则可能在并发标记过程中,G1又触发了几次年轻代收集。

并发标记线程

并发标记线程 Concurrent Marking Threads

并发标记位图过程

要标记存活的对象,每个分区都需要创建位图(Bitmap)信息来存储标记数据,来确定标记周期内被分配的对象。G1采用了两个位图Previous Bitmap、Next Bitmap,来存储标记数据,Previous位图存储上次的标记数据,Next位图在标记周期内不断变化更新,同时Previous位图的标记数据也越来越过时,当标记周期结束后Next位图便替换Previous位图,成为上次标记的位图。同时,每个分区通过顶部开始标记(TAMS),来记录已标记过的内存范围。同样的,G1使用了两个顶部开始标记Previous TAMS(PTAMS)、Next TAMS(NTAMS),记录已标记的范围。

在并发标记阶段,G1会根据参数-XX:ConcGCThreads(默认GC线程数的1/4,即-XX:ParallelGCThreads/4),分配并发标记线程(Concurrent Marking Threads),进行标记活动。每个并发线程一次只扫描一个分区,并通过”手指”指针的方式优化获取分区。并发标记线程是爆发式的,在给定的时间段拼命干活,然后休息一段时间,再拼命干活。

每个并发标记周期,在初始标记STW的最后,G1会分配一个空的Next位图和一个指向分区顶部(Top)的NTAMS标记。Previous位图记录的上次标记数据,上次的标记位置,即PTAMS,在PTAMS与分区底部(Bottom)的范围内,所有的存活对象都已被标记。那么,在PTAMS与Top之间的对象都将是隐式存活(Implicitly Live)对象。在并发标记阶段,Next位图吸收了Previous位图的标记数据,同时每个分区都会有新的对象分配,则Top与NTAMS分离,前往更高的地址空间。在并发标记的一次标记中,并发标记线程将找出NTAMS与PTAMS之间的所有存活对象,将标记数据存储在Next位图中。同时,在NTAMS与Top之间的对象即成为已标记对象。如此不断地更新Next位图信息,并在清除阶段与Previous位图交换角色。

初始标记

初始标记 Initial Mark

初始标记(Initial Mark)负责标记所有能被直接可达的根对象(原生栈对象、全局对象、JNI对象),根是对象图的起点,因此初始标记需要将Mutator线程(Java应用线程)暂停掉,也就是需要一个STW的时间段。事实上,当达到IHOP阈值时,G1并不会立即发起并发标记周期,而是等待下一次年轻代收集,利用年轻代收集的STW时间段,完成初始标记,这种方式称为借道(Piggybacking)。在初始标记暂停中,分区的NTAMS都被设置到分区顶部Top,初始标记是并发执行,直到所有的分区处理完。

根分区扫描

根分区扫描 Root Region Scanning

在初始标记暂停结束后,年轻代收集也完成的对象复制到Survivor的工作,应用线程开始活跃起来。此时为了保证标记算法的正确性,所有新复制到Survivor分区的对象,都需要被扫描并标记成根,这个过程称为根分区扫描(Root Region Scanning),同时扫描的Suvivor分区也被称为根分区(Root Region)。根分区扫描必须在下一次年轻代垃圾收集启动前完成(并发标记的过程中,可能会被若干次年轻代垃圾收集打断),因为每次GC会产生新的存活对象集合。

并发标记

并发标记 Concurrent Marking

和应用线程并发执行,并发标记线程在并发标记阶段启动,由参数-XX:ConcGCThreads(默认GC线程数的1/4,即-XX:ParallelGCThreads/4)控制启动数量,每个线程每次只扫描一个分区,从而标记出存活对象图。在这一阶段会处理Previous/Next标记位图,扫描标记对象的引用字段。同时,并发标记线程还会定期检查和处理STAB全局缓冲区列表的记录,更新对象引用信息。参数-XX:+ClassUnloadingWithConcurrentMark会开启一个优化,如果一个类不可达(不是对象不可达),则在重新标记阶段,这个类就会被直接卸载。所有的标记任务必须在堆满前就完成扫描,如果并发标记耗时很长,那么有可能在并发标记过程中,又经历了几次年轻代收集。如果堆满前没有完成标记任务,则会触发担保机制,经历一次长时间的串行Full GC。

存活数据计算

存活数据计算 Live Data Accounting

存活数据计算(Live Data Accounting)是标记操作的附加产物,只要一个对象被标记,同时会被计算字节数,并计入分区空间。只有NTAMS以下的对象会被标记和计算,在标记周期的最后,Next位图将被清空,等待下次标记周期。

重新标记

重新标记 Remark

重新标记(Remark)是最后一个标记阶段。在该阶段中,G1需要一个暂停的时间,去处理剩下的SATB日志缓冲区和所有更新,找出所有未被访问的存活对象,同时安全完成存活数据计算。这个阶段也是并行执行的,通过参数-XX:ParallelGCThread可设置GC暂停时可用的GC线程数。同时,引用处理也是重新标记阶段的一部分,所有重度使用引用对象(弱引用、软引用、虚引用、最终引用)的应用都会在引用处理上产生开销。

清除

清除 Cleanup

紧挨着重新标记阶段的清除(Clean)阶段也是STW的。Previous/Next标记位图、以及PTAMS/NTAMS,都会在清除阶段交换角色。清除阶段主要执行以下操作:

  1. RSet梳理,启发式算法会根据活跃度和RSet尺寸对分区定义不同等级,同时RSet数理也有助于发现无用的引用。参数-XX:+PrintAdaptiveSizePolicy可以开启打印启发式算法决策细节;
  2. 整理堆分区,为混合收集周期识别回收收益高(基于释放空间和暂停目标)的老年代分区集合;
  3. 识别所有空闲分区,即发现无存活对象的分区。该分区可在清除阶段直接回收,无需等待下次收集周期。

年轻代收集/混合收集周期

年轻代收集和混合收集周期,是G1回收空间的主要活动。当应用运行开始时,堆内存可用空间还比较大,只会在年轻代满时,触发年轻代收集;随着老年代内存增长,当到达IHOP阈值-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent(老年代占整堆比,默认45%)时,G1开始着手准备收集老年代空间。首先经历并发标记周期,识别出高收益的老年代分区,前文已述。但随后G1并不会马上开始一次混合收集,而是让应用线程先运行一段时间,等待触发一次年轻代收集。在这次STW中,G1将保准整理混合收集周期。接着再次让应用线程运行,当接下来的几次年轻代收集时,将会有老年代分区加入到CSet中,即触发混合收集,这些连续多次的混合收集称为混合收集周期(Mixed Collection Cycle)。

GC工作线程数

GC工作线程数 -XX:ParallelGCThreads

JVM可以通过参数-XX:ParallelGCThreads进行指定GC工作的线程数量。参数-XX:ParallelGCThreads默认值并不是固定的,而是根据当前的CPU资源进行计算。如果用户没有指定,且CPU小于等于8,则默认与CPU核数相等;若CPU大于8,则默认JVM会经过计算得到一个小于CPU核数的线程数;当然也可以人工指定与CPU核数相等。

年轻代收集

年轻代收集 Young Collection

每次收集过程中,既有并行执行的活动,也有串行执行的活动,但都可以是多线程的。在并行执行的任务中,如果某个任务过重,会导致其他线程在等待某项任务的处理,需要对这些地方进行优化。

并行活动

外部根分区扫描 Ext Root Scanning:此活动对堆外的根(JVM系统目录、VM数据结构、JNI线程句柄、硬件寄存器、全局变量、线程对栈根)进行扫描,发现那些没有加入到暂停收集集合CSet中的对象。如果系统目录(单根)拥有大量加载的类,最终可能其他并行活动结束后,该活动依然没有结束而带来的等待时间。

更新已记忆集合 Update RS:并发优化线程会对脏卡片的分区进行扫描更新日志缓冲区来更新RSet,但只会处理全局缓冲列表。作为补充,所有被记录但是还没有被优化线程处理的剩余缓冲区,会在该阶段处理,变成已处理缓冲区(Processed Buffers)。为了限制花在更新RSet的时间,可以设置暂停占用百分比-XX:G1RSetUpdatingPauseTimePercent(默认10%,即-XX:MaxGCPauseMills/10)。值得注意的是,如果更新日志缓冲区更新的任务不降低,单纯地减少RSet的更新时间,会导致暂停中被处理的缓冲区减少,将日志缓冲区更新工作推到并发优化线程上,从而增加对Java应用线程资源的争夺。

RSet扫描 Scan RS:在收集当前CSet之前,考虑到分区外的引用,必须扫描CSet分区的RSet。如果RSet发生粗化,则会增加RSet的扫描时间。开启诊断模式-XX:UnlockDiagnosticVMOptions后,通过参数-XX:+G1SummarizeRSetStats可以确定并发优化线程是否能够及时处理更新日志缓冲区,并提供更多的信息,来帮助为RSet粗化总数提供窗口。参数-XX:G1SummarizeRSetStatsPeriod=n可设置RSet的统计周期,即经历多少此GC后进行一次统计

代码根扫描 Code Root Scanning:对代码根集合进行扫描,扫描JVM编译后代码Native Method的引用信息(nmethod扫描),进行RSet扫描。事实上,只有CSet分区中的RSet有强代码根时,才会做nmethod扫描,查找对CSet的引用。

转移和回收 Object Copy:通过选定的CSet以及CSet分区完整的引用集,将执行暂停时间的主要部分:CSet分区存活对象的转移、CSet分区空间的回收。通过工作窃取机制来负载均衡地选定复制对象的线程,并且复制和扫描对象被转移的存活对象将拷贝到每个GC线程分配缓冲区GCLAB。G1会通过计算,预测分区复制所花费的时间,从而调整年轻代的尺寸。

终止 Termination:完成上述任务后,如果任务队列已空,则工作线程会发起终止要求。如果还有其他线程继续工作,空闲的线程会通过工作窃取机制尝试帮助其他线程处理。而单独执行根分区扫描的线程,如果任务过重,最终会晚于终止。

GC外部的并行活动 GC Worker Other:该部分并非GC的活动,而是JVM的活动导致占用了GC暂停时间(例如JNI编译)。

串行活动

代码根更新 Code Root Fixup:根据转移对象更新代码根。

代码根清理 Code Root Purge:清理代码根集合表。

清除全局卡片标记 Clear CT:在任意收集周期会扫描CSet与RSet记录的PRT,扫描时会在全局卡片表中进行标记,防止重复扫描。在收集周期的最后将会清除全局卡片表中的已扫描标志。

选择下次收集集合 Choose CSet:该部分主要用于并发标记周期后的年轻代收集、以及混合收集中,在这些收集过程中,由于有老年代候选分区的加入,往往需要对下次收集的范围做出界定;但单纯的年轻代收集中,所有收集的分区都会被收集,不存在选择。

引用处理 Ref Proc:主要针对软引用、弱引用、虚引用、final引用、JNI引用。当Ref Proc占用时间过多时,可选择使用参数-XX:ParallelRefProcEnabled激活多线程引用处理。G1希望应用能小心使用软引用,因为软引用会一直占据内存空间直到空间耗尽时被Full GC回收掉;即使未发生Full GC,软引用对内存的占用,也会导致GC次数的增加。

引用排队 Ref Enq:此项活动可能会导致RSet的更新,此时会通过记录日志,将关联的卡片标记为脏卡片。

卡片重新脏化 Redirty Cards:重新脏化卡片。

回收空闲巨型分区 Humongous Reclaim:G1做了一个优化:通过查看所有根对象以及年轻代分区的RSet,如果确定RSet中巨型对象没有任何引用,则说明G1发现了一个不可达的巨型对象,该对象分区会被回收。

释放分区 Free CSet:回收CSet分区的所有空间,并加入到空闲分区中。

其他活动 Other:GC中可能还会经历其他耗时很小的活动,如修复JNI句柄等。

并发标记周期后的年轻代收集

并发标记周期后的年轻代收集 Young Collection Following Concurrent Marking Cycle

当G1发起并发标记周期之后,并不会马上开始混合收集。G1会先等待下一次年轻代收集,然后在该收集阶段中,确定下次混合收集的CSet(Choose CSet)。

混合收集周期

混合收集周期 Mixed Collection Cycle

单次的混合收集与年轻代收集并无二致。根据暂停目标,老年代的分区可能不能一次暂停收集中被处理完,G1会发起连续多次的混合收集,称为混合收集周期(Mixed Collection Cycle)。G1会计算每次加入到CSet中的分区数量、混合收集进行次数,并且在上次的年轻代收集、以及接下来的混合收集中,G1会确定下次加入CSet的分区集(Choose CSet),并且确定是否结束混合收集周期。

转移失败的担保机制 Full GC

转移失败的担保机制 Full GC

转移失败(Evacuation Failure)是指当G1无法在堆空间中申请新的分区时,G1便会触发担保机制,执行一次STW式的、单线程的Full GC。Full GC会对整堆做标记清除和压缩,最后将只包含纯粹的存活对象。参数-XX:G1ReservePercent(默认10%)可以保留空间,来应对晋升模式下的异常情况,最大占用整堆50%,更大也无意义。

G1在以下场景中会触发Full GC,同时会在日志中记录to-space-exhausted以及Evacuation Failure:

  1. 从年轻代分区拷贝存活对象时,无法找到可用的空闲分区
  2. 从老年代分区转移存活对象时,无法找到可用的空闲分区
  3. 分配巨型对象时在老年代无法找到足够的连续分区

由于G1的应用场合往往堆内存都比较大,所以Full GC的收集代价非常昂贵,应该避免Full GC的发生。

第五章 总结

G1是一款非常优秀的垃圾收集器,不仅适合堆内存大的应用,同时也简化了调优的工作。通过主要的参数初始和最大堆空间、以及最大容忍的GC暂停目标,就能得到不错的性能;同时,我们也看到G1对内存空间的浪费较高,但通过首先收集尽可能多的垃圾(Garbage First)的设计原则,可以及时发现过期对象,从而让内存占用处于合理的水平。


参考资料

[1] Charlie H, Monica B, Poonam P, Bengt R. Java Performance Companion 
[2] 周志明. 深入理解JVM虚拟机

 

 

原文地址:https://blog.csdn.net/coderlius/article/details/79272773

参考:http://ifeve.com/%E6%B7%B1%E5%85%A5%E7%90%86%E8%A7%A3g1%E5%9E%83%E5%9C%BE%E6%94%B6%E9%9B%86%E5%99%A8/

posted @ 2018-07-22 16:59 draem0507 阅读(...) 评论(...) 编辑 收藏
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