JVM 之（5）垃圾收集器
Serial收集器
优点：简单高效，拥有很高的单线程收集效率
应用：Client模式下的默认新生代收集器
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收集器一致。新生代(ParNew)并行，老年代(ParNew Old)串行；新生代(ParNew)复制算法、老年代(ParNew Old)标记-整理。 另外，ParNew是许多运行在Server模式下的虚拟机中首选的新生代收集器，在JDK1.6以及之前的版本中，除了Serial收集器外，只有它能与CMS收集器配合工作。
在JDK 1.5时期，HotSpot推出了一款在强交互应用中几乎可称为有划时代意义的垃圾收集器—CMS收集器（Concurrent Mark Sweep，本节稍后将详细介绍这款收集器），这款收集器是HotSpot虚拟机中第一款真正意义上的并发（Concurrent）收集.器，它第一次实现了让垃圾收集线程与用户线程（基本上）同时工作。
所以在JDK 1.5中使用CMS来收集老年代的时候，新生代只能选择ParNew或Serial收集器中的一个。ParNew收集器也是使用 -XX:+UseConcMarkSweepGC选项后的默认新生代收集器，也可以使用 -XX:+UseParNewGC选项来强制指定它。
优点：在CPU多的情况下，拥有比Serial更好的效果。单CPU环境下Serial效果更好
应用：许多运行在Server模式下的虚拟机中首选的新生代收集器
参数控制：-XX:+UseParNewGC 使用ParNew(年轻代)+Serial Old(老年代)组合进行GC。另外，ParNew是CMS收集器的默认年轻代收集器。
ParNew收集器和Serial收集器的差异
ParNew收集器在单CPU的环境中绝对不会有比Serial收集器更好的效果，甚至由于存在线程交互的开销，该收集器在通过超线程技术实现的两个CPU的环境中都不能百分之百地保证能超越Serial收集器。当然，随着可以使用的CPU的数量的增加，它对于GC时系统资源的利用还是很有好处的。它默认开启的收集线程数与CPU的数量相同，在CPU非常多（譬如32个，现在CPU动辄就4核加超线程，服务器超过32个逻辑CPU的情况越来越多了）的环境下，可以使用-XX:ParallelGCThreads参数来限制垃圾收集的线程数。
并行（Parallel）：指多条垃圾收集线程并行工作，但此时用户线程仍然处于等待状态。
并发（Concurrent）：指用户线程与垃圾收集线程同时执行（但不一定是并行的，可能会交替执行），用户程序继续运行，而垃圾收集程序运行于另一个CPU上。
Parallel收集器
Parallel Scavenge收集器类似ParNew收集器，Parallel收集器更关注系统的吞吐量（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)）。可以通过参数来打开自适应调节策略，虚拟机会根据当前系统的运行情况收集性能监控信息，动态调整这些参数以提供最合适的停顿时间或最大的吞吐量；也可以通过参数控制GC的时间不大于多少毫秒或者比例；新生代(Parallel)复制算法、老年代(Parallel Old)标记-整理。Parallel Scavenge收集器能够配合自适应调节策略，把内存管理的调优任务交给虚拟机去完成。只需要把基本的内存数据设置好（如-Xmx设置最大堆），然后使用MaxGCPauseMillis参数（更关注最大停顿时间）或GCTimeRatio参数（更关注吞吐量）给虚拟机设立一个优化目标，那具体细节参数的调节工作就由虚拟机完成了。自适应调节策略也是Parallel Scavenge收集器与ParNew收集器的一个重要区别。
应用：适合在后台运算而不需要太多交互的任务
参数控制：-XX:+UseParallelGC 使用Parallel收集器+ 老年代串行
-XX：MaxGCPauseMillis 最大垃圾收集停顿时间
-XX:GCTimeRatio 直接设置吞吐量大小
MaxGCPauseMillis 值为一个大于0的毫秒数， 最大停顿时间的缩短是以牺牲吞吐量和新生代空间来换取的。
GCTimeRatio 值为一个大于0且小于100的整数。例如：-XX:GCTimeRatio=9 我们要求应用程序线程在整个执行时间中至少9/10是活动的(因此，GC线程占用其余1/10)，默认值为99，就是允许最大1%（即1 /（1+99））的垃圾收集时间。
-XX:+UseAdaptiveSizePolicy 开启GC自适应调节策略，自动设置新生代（-Xmn）大小、Eden与Survior区的比例（-XX:SurvivorRatio）、晋升老年代对象年龄（-XX:PretenureSizeThreshold）等细节参数，虚拟机会根据当前系统的运行情况收集性能监控信息，动态调整这些参数以提供最合适的停顿时间或最大的吞吐量，这种调节方式称为GC自适应的调节策略（GC Ergonomics）。
Parallel Old收集器
Parallel Old收集器是JAVA虚拟机中垃圾收集器的一种。和Serial Old收集器一样，工作在JAVA虚拟机的老年代。这种垃圾收集器使用多线程和“标记－整理”算法。它在JDK 1.6中才开始提供。
在注重吞吐量及CPU资源敏感的场合，都可以优先考虑Parallel Scavenge加Parallel Old收集器。
参数控制： -XX:+UseParallelOldGC 使用Parallel收集器+ 老年代并行
CMS收集器
CMS（Concurrent Mark Sweep）收集器是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。目前很大一部分的Java应用都集中在互联网站或B/S系统的服务端上，这类应用尤其重视服务的响应速度，希望系统停顿时间最短，以给用户带来较好的体验。从名字（包含“Mark Sweep”）上就可以看出CMS收集器是基于“标记-清除”算法实现的，它的运作过程相对于前面几种收集器来说要更复杂一些，整个过程分为4个步骤，包括：
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仍然需要“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，并发标记阶段就是进行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，因用户程序继续运作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中，收集器线程都可以与用户线程一起工作，所以总体上来说，CMS收集器的内存回收过程是与用户线程一起并发地执行。老年代收集器（新生代使用ParNew）。
优点: 并发收集、低停顿 。Sun的一些官方文档里面也称之为并发低停顿收集器（Concurrent Low Pause Collector）
缺点：1、对cpu资源敏感，默认启动的回收线程数是（cpu数量+3）/4，当cpu数较少的时候，会分掉大部分的cpu去执行收集器线程，影响用户，降低吞吐量。了解决这种情况，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式来模拟多任务机制的思想一样，就是在并发标记和并发清理的时候让GC线程、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，速度下降也就没有那么明显，但是目前版本中，i-CMS已经被声明为“deprecated”，即不再提倡用户使用。
2、无法处理浮动垃圾，浮动垃圾即在并发清除阶段因为是并发执行，还会产生垃圾，这一部分垃圾即为浮动垃圾，要等下次收集。
3、因为使用的是“标记-清除”算法，会产生碎片。空间碎片过多时，将会给大对象分配带来很大的麻烦，往往会出现老年代还有很大的空间剩余，但是无法找到足够大的连续空间来分配当前对象，不得不提前触发一次Full GC。为了解决这个问题，CMS收集器提供了一个-XX:+UseCMSCompactAtFullCollection开关参数，用于在“享受”完Full GC服务之后额外免费附送一个碎片整理过程，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了。虚拟机设计者们还提供了另外一个参数-XX: CMSFullGCsBeforeCompaction，这个参数用于设置在执行多少次不压缩的Full GC后，跟着来一次带压缩的。
4、出现 Concurrent Mode Failure。也是由于在垃圾收集阶段用户线程还需要运行，即还需要预留足够的内存空间给用户线程使用，因此CMS收集器不能像其他收集器那样等到老年代几乎完全被填满了再进行收集，需要预留一部分空间提供并发收集时的程序运作使用。在默认设置下，CMS收集器在老年代使用了68%的空间后就会被激活，这是一个偏保守的设置，如果在应用中老年代增长不是太快，可以适当调高参数-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction的值来提高触发百分比，以便降低内存回收次数以获取更好的性能。要是CMS运行期间预留的内存无法满足程序需要，就会出现一次“Concurrent Mode Failure”失败，这时候虚拟机将启动后备预案：临时启用Serial Old收集器来重新进行老年代的垃圾收集，这样停顿时间就很长了。所以说参数-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction设置得太高将会很容易导致大量“Concurrent Mode Failure”失败，性能反而降低。
应用：互联网站或B/S系统的服务端上
参数控制：-XX:+UseConcMarkSweepGC 使用CMS收集器
-XX:+ UseCMSCompactAtFullCollection Full GC后，进行一次碎片整理；整理过程是独占的，会引起停顿时间变长
-XX:+CMSFullGCsBeforeCompaction 设置进行几次Full GC后，进行一次碎片整理
-XX:ParallelCMSThreads 设定CMS的线程数量（一般情况约等于可用CPU数量）
-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction 触发CMS回收的老年代使用空间的百分比
G1收集器
G1(Garbage-First)是一款面向服务端应用的垃圾收集器。
与其它GC收集器相比，G1具备如下特点：
1）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停顿时间，部分其它收集器原本需要停顿Java线程执行的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。
2）分代收集：与其它收集器一样，分代概念在G1中依然得以保留。虽然G1可以不需要其它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的旧对象已获得更好的收集效果。
3）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运行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。
4）可预测的停顿：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在一个长度为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。
使用G1收集器时，Java堆得内存布局就与其它收集器有很大差别，它将整个Java堆划分为多个大小相等的独立区域（Region），虽然还保留有新生代和老年代的概念，但新生代和老年代不再是物理隔离的了，它们都是一部分Region（不需要连续）的集合。
G1收集器之所以能建立可预测的停顿时间模型，是因为它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跟踪各个Region里面的垃圾堆积的价值大小（回收所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列表，每次根据允许的收集时间，优先回收价值最大的Region（这也就是Garbage-First名称的来由）。这种使用Region划分内存空间以及有优先级的区域回收方式，保证了G1收集器在有限的时间内可以获取尽可能高的收集效率。
一个对象分配在某个Region中，它并非只能被本Region中的其它对象引用，而是可以与整个Java堆任意的对象发生引用关系。那在做可达性判定确定对象是否存活的时候，岂不是还得扫描整个Java堆才能保证准确性？这个问题其实并非在G1中才有，只是在G1中更加突出而已。
在G1收集器中，Region之间的对象引用以及其它收集器中的新生代与老生代之间的对象引用，虚拟机都是使用Remembered Set来避免全栈扫描的，G1中每个Region都有一个与之对应的Remembered Set，虚拟机发现程序在对Reference类型的数据进行写操作时，会产生一个Write Barrier暂时中断写操作，检查Reference引用的对象是否处于不同的Region之中（在分代的例子中就是检查是否老年代中的对象引用了新生代中的对象），如果是，便通过CardTable把相关引用信息记录到被引用对象所属的Region的Remembered Set之中。当进行内存回收时，在GC根节点的枚举范围中加入Remembered Set即可保证不对全堆扫描也不会有遗漏。
如果不计算维护Remembered Set的操作，G1收集器的运作大致可划分为：
1）初始标记（Initial Marking）
2）并发标记（Concurrent Marking）
3）最终标记（Final Marking）
4）筛选标记（Live Data Counting and Evacuation）
1）初始标记阶段仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联到的对象，并且修改TAMS（Next Top at Mark Start）的值，让下一个阶段用户程序并发运行时，能在正确可用的Region中创建新对象，这阶段需要停顿线程，但耗时很短。
2）并发标记阶段是从GC Root开始对堆中对象进行可达性分析，找出存活的对象，这阶段耗时较长，但可与用户程序并发执行。
3）最终标记阶段则是为了修正在并发标记期间因用户程序继续运作而导致标记产生变动的那一部分标记记录，虚拟机将这段时间对象变化记录在线程Remembered Set Logs里面，最终标记阶段需要把Remembered Set Logs的数据合并到Remembered Set中，这阶段需要停顿线程，但是可并行执行。
4）最后在筛选回收阶段首先对各个Region的回收价值和成本进行排序，根据用户所期望的GC停顿时间来制定回收计划，从Sun公司透露出来的信息来看，这个阶段其实也可以做到与用户程序一起并发执行，但是因为只回收一部分Region，时间是用户可控制的，而且停顿用户线程将大幅提高收集效率。
G1收集器的运行示意图：
G1与PS/PS Old相比，最大的好处是停顿时间更加可控、可预测，如果我在PS中设置一个很低的最大允许GC时间，譬如期望50毫秒内完成GC（-XX:MaxGCPauseMillis=50）,但在65GB的Java堆下有可能得到的直接结果是一次长达30秒至2分钟的漫长的Stop-The-World过程。
G1与CMS相比都立足于低停顿时间。G1对吞吐量并不会带来什么特别的好处。
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：
- 从年轻代分区拷贝存活对象时，无法找到可用的空闲分区
- 从老年代分区转移存活对象时，无法找到可用的空闲分区
- 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
参数控制：
