Java中JVM内存布局的GC原理是怎样的
本篇文章为大家展示了Java中JVM内存布局的GC原理是怎样的，内容简明扼要并且容易理解，绝对能使你眼前一亮，通过这篇文章的详细介绍希望你能有所收获。
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总体结构图
GC主要过程
刚开始时，对象分配在 eden 区，s0（即：from）及 s1（即：to）区，几乎是空着。
随着应用的运行，越来越多的对象被分配到 eden 区。
当 Eden 区放不下时，就会发生 minor GC（也被称为 young GC），第1步当然是要先标识出不可达垃圾对象（即：下图中的黄色块），然后将可达对象，移动到 s0 区（即：4 个淡蓝色的方块挪到 s0 区），然后将黄色的垃圾块清理掉，这一轮过后，eden 区就成空的了。
注：这里其实已经综合运用了“【标记-清理 eden】 + 【标记-复制 eden->s0】”算法。
继续，随着对象的不断分配，eden 空可能又满了，这时会重复刚才的 minor GC 过程，不过要注意的是，这时候 s0 是空的，所以 s0 与 s1 的角色其实会互换，即：存活的对象，会从 eden 和 s1 区，向 s0 区移动。然后再把 eden 和 s1 区中的垃圾清除，这一轮完成后，eden 与 s1 区变成空的，如下图。 
**对于那些比较“长寿”的对象一直在 s0 与 s1 中挪来挪去，一来很占地方，而且也会造成一定开销，降低 gc 效率，于是有了“代龄(age)”及“晋升”。 ** 对象在新生代的 3 个区(edge,s0,s1)之间，每次从 1 个区移到另 1 区，年龄+1，在 young 区达到一定的年龄阈值后，将晋升到老年代。下图中是 8，即：挪动 8 次后，如果还活着，下次 minor GC 时，将移动到 Tenured区。
下图是晋升的主要过程：对象先分配在新生代，经过多次 Young GC 后，如果对象还活着，晋升到老年代。
如果老年代，最终也放满了，就会发生 major GC（即 Full GC），由于老年代的的对象通常会比较多，因为标记-清理-整理（压缩）的耗时通常会比较长，会让应用出现卡顿的现象，这也是为什么很多应用要优化，尽量避免或减少 Full GC (STW)的原因。
重要总结（拿走不谢哈）：
如果分配的新对象比较大，YGC之后，Eden 区放不下，但是 old 区可以放下时，会直接分配到 old 区（即没有晋升这一过程，直接到老年代了）。
如果分配的新对象比较大，Eden 区放不下，YGC之后发现S(TO)区域放不下，但是 old 区可以放下时，直接会晋升到old区。
如果分配的新对象比较大，Eden 区放不下，YGC之后发现S(TO)区域放得下，但是超过了 pre tenured threshold值 ，直接会晋升到old区。
GC回收器
不算最新出现的神器 ZGC，历史上出现过 7 种经典的垃圾回收器。
这些回收器都是基于分代的，把 G1 除外，按回收的分代划分，横线以上的 3 种：Serial ,ParNew, Parellel Scavenge都是回收新生代的，横线以下的 3 种：CMS，Serial Old, Parallel Old都是回收老年代的。
GC回收器之新生代
Serial 收集器
单线程用标记-复制算法，快刀斩乱麻，单线程的好处避免上下文切换，早期的机器，大多是单核，也比较实用。但执行期间，会发生 STW（Stop The World）。
ParNew 收集器
Serial 的多线程版本，同样会 STW，在多核机器上会更适用。
Parallel Scavenge 收集器
ParNew 的升级版本(注重吞吐量)，主要区别在于提供了两个参数： -XX:MaxGCPauseMillis最大垃圾回收停顿时间（通过牺牲Eden区回收范围来控制时间）； -XX:GCTimeRatio垃圾回收时间与总时间占比（主要是通过预先计算回收时间的平均值进行预测相关执行时间），通过这2个参数，可以适当控制回收的节奏，更关注于吞吐率，即总时间与垃圾回收时间的比例。充分利用CPU的执行时间，提高吞吐效率。但是回收时间不应当最快和最短
GC回收器之老年代
Serial Old 收集器
因为老年代的对象通常比较多，占用的空间通常也会更大，如果采用复制算法，得留 50%的空间用于复制，相当不划算，而且因为对象多，从 1 个区，复制到另 1 个区，耗时也会比较长，所以老年代的收集，通常会采用“标记-整理”法。从名字就可以看出来，这是单线程（串行）的， 依然会有 STW。
Parallel Old 收集器
一句话：Serial Old 的多线程版本。
CMS 收集器
全称：Concurrent Mark Sweep，从名字上看，就能猜出它是并发多线程的。这是 JDK 7 中广泛使用的收集器，有必要多说一下，借一张网友的图说话：
相对 Serial Old 收集器或 Parallel Old 收集器而言，这个明显要复杂多了，分为 4 个阶段：
1）Inital Mark 初始标记：主要是标记 GC Root 开始的下级（注：仅下一级）对象，这个过程会 STW，但是跟 GC Root 直接关联的下级对象不会很多，因此这个过程其实很快。
2）Concurrent Mark 并发标记：根据上一步的结果，继续向下标识所有关联的对象，直到这条链上的最尽头。这个过程是多线程的，虽然耗时理论上会比较长，但是其它工作线程并不会阻塞，没有 STW。
3）Remark 再标志：为啥还要再标记一次？因为第 2 步并没有阻塞其它工作线程，其它线程在标识过程中，很有可能会产生新的垃圾。
4）Concurrent Sweep：并行清理，这里使用多线程以“Mark Sweep-标记清理”算法，把垃圾清掉，其它工作线程仍然能继续支行，不会造成卡顿。
试想下，高铁上的垃圾清理员，从车厢一头开始吆喝“有需要扔垃圾的乘客，请把垃圾扔一下”，一边工作一边向前走，等走到车厢另一头时，刚才走过的位置上，可能又有乘客产生了新的空瓶垃圾。所以，要完全把这个车厢清理干净的话，她应该喊一下：所有乘客不要再扔垃圾了（STW），然后把新产生的垃圾收走。
当然，因为刚才已经把收过一遍垃圾，所以这次收集新产生的垃圾，用不了多长时间（即：STW 时间不会很长）。
等等，刚才我们不是提到过“标记清理”法，会留下很多内存碎片吗？确实，但是也没办法，如果换成“Mark Compact 标记-整理”法，把垃圾清理后，剩下的对象也顺便排整理，会导致这些对象的内存地址发生变化，别忘了，此时其它线程还在工作，如果引用的对象地址变了，就天下大乱了。
虽然仍不完美，但是从这 4 步的处理过程来看，以往收集器中最让人诟病的长时间 STW，通过上述设计，被分解成二次短暂的 STW，所以从总体效果上看，应用在 GC 期间卡顿的情况会大大改善，这也是 CMS 一度十分流行的重要原因。
CMS 收集器缺点
浮动垃圾
由于CMS并发清理阶段用户线程还在运行着，伴随程序运行自然会有新垃圾产生，这部分垃圾得标记过程之后，所以CMS无法在当收集中处理掉他们，只好留待下一次GC清理掉，这一部分垃圾称为浮动垃圾。
在jdk1.5默认设置下，CMS收集器当老年代使用了68%的空间就会被激活，可以通过-XX:CMSInitialOccupancyFraction的值来提高触发百分比，在jdk1.6中CMS启动阈值提升到了92%，要是CMS运行期间预留的内存无法满足程序的需要，就会出现”Concurrent Mode Failure“,然后降级临时启用Serial Old收集器进行老年代的垃圾收集，这样停顿时间就很长了。（当存在并发清除的时候，业务线程还可以产生来及，结果造成CMS回收的时候，无法区存储过大新生对象内存快，导致出现CMF）
所以-XX:CMSInitialOccupancyFraction设置太高容易导致大量”Concurrent Mode Failure“。
有空间碎片
CMS是一款基于“标记-清除”算法实现的，所以会产生空间碎片。为了解决这个问题，CMS提供了-XX:UseCMSCompactAtFullCollection开发参数用于开启内存碎片的合并整理，由于内存整理是无法并行的，所以停顿时间会变长。还有-XX:CMSFullGCBeforeCompaction，这个参数用于设置多少次不压缩Full GC后，跟着来一次带压缩的(默认为0)。
对CPU资源敏感
CMS默认启动的回收线程数是（cpu数量+3）/4。所以CPU数量少会导致用户程序执行速度降低较多。这就是它会降低吞吐量的原因之一。
G1 收集器
G1 的全称是 Garbage-First。鉴于 CMS 的一些不足之外，比如: 老年代内存碎片化，STW 时间虽然已经改善了很多，但是仍然有提升空间。G1 就横空出世了，它对于 heap 区的内存划思路很新颖，有点算法中分治法“分而治之”的味道。
如下图，G1 将 heap 内存区，划分为一个个大小相等（1-32M，2 的 n 次方）、内存连续的 Region 区域，每个 region 都对应 Eden、Survivor 、Old、Humongous四种角色之一，但是 region 与 region 之间不要求连续。
注：Humongous，简称 H 区是专用于存放超大对象的区域，通常>= 1/2 Region Size，且只有 Full GC 阶段，才会回收 H 区，避免了频繁扫描、复制/移动大对象。
所有的垃圾回收，都是基于 1 个个 region 的。JVM 内部知道，哪些 region 的对象最少（即：该区域最空），总是会优先收集这些 region（因为对象少，内存相对较空，肯定快），这也是 Garbage-First 得名的由来，G 即是 Garbage 的缩写， 1 即 First。
G1 Young GC
young GC 前：
young GC 后：
理论上讲，只要有一个 Empty Region（空区域），就可以进行垃圾回收。
由于region 与 region 之间并不要求连续，而使用 G1 的场景通常是大内存，比如 64G 甚至更大，为了提高扫描根对象和标记的效率，G1 使用了二个新的辅助存储结构：
Remembered Sets：简称 RSets，用于根据每个 region 里的对象，是从哪指向过来的（即：谁引用了我），每个 Region 都有独立的 RSets。（Other Region -> Self Region）。
Collection Sets ：简称 CSets，记录了等待回收的 Region 集合，GC 时这些 Region 中的对象会被回收（copied or moved）。
RSets的引入，在YGC时，将新生代 Region 的 RSets 做为根对象，可以避免扫描老年代的 region，能大大减轻 GC 的负担。注：在老年代收集 Mixed GC 时，RSets 记录了 Old->Old 的引用，也可以避免扫描所有 Old 区。
Mixed GC
也称为 Old Generation Collection
按 oracle 官网文档描述分为 5 个阶段：Initial Mark(STW) -> Root Region Scan -> Cocurrent Marking -> Remark(STW) -> Copying/Cleanup(STW && Concurrent)
注：也有很多文章会把 Root Region Scan 省略掉，合并到 Initial Mark 里，变成 4 个阶段。
存活对象的“初始标记”依赖于 Young GC，GC 日志中会记录成 young 字样。
2019-06-09T15:24:37.086+0800: 500993.392: [GC pause (G1 Evacuation Pause) (young), 0.0493588 secs] [Parallel Time: 41.9 ms, GC Workers: 8] [GC Worker Start (ms): Min: 500993393.7, Avg: 500993393.7, Max: 500993393.7, Diff: 0.1] [Ext Root Scanning (ms): Min: 1.5, Avg: 2.2, Max: 4.4, Diff: 2.8, Sum: 17.2] [Update RS (ms): Min: 15.8, Avg: 18.1, Max: 18.9, Diff: 3.1, Sum: 144.8] [Processed Buffers: Min: 110, Avg: 144.9, Max: 163, Diff: 53, Sum: 1159] [Scan RS (ms): Min: 4.7, Avg: 5.0, Max: 5.1, Diff: 0.4, Sum: 39.7] [Code Root Scanning (ms): Min: 0.0, Avg: 0.0, Max: 0.0, Diff: 0.0, Sum: 0.0] [Object Copy (ms): Min: 16.4, Avg: 16.5, Max: 16.6, Diff: 0.2, Sum: 132.0] [Termination (ms): Min: 0.0, Avg: 0.0, Max: 0.0, Diff: 0.0, Sum: 0.0] [Termination Attempts: Min: 1, Avg: 4.9, Max: 7, Diff: 6, Sum: 39] [GC Worker Other (ms): Min: 0.0, Avg: 0.0, Max: 0.1, Diff: 0.1, Sum: 0.3] [GC Worker Total (ms): Min: 41.7, Avg: 41.8, Max: 41.8, Diff: 0.1, Sum: 334.1] [GC Worker End (ms): Min: 500993435.5, Avg: 500993435.5, Max: 500993435.5, Diff: 0.0] [Code Root Fixup: 0.0 ms] [Code Root Purge: 0.0 ms] [Clear CT: 0.2 ms] [Other: 7.2 ms] [Choose CSet: 0.0 ms] [Ref Proc: 4.3 ms] [Ref Enq: 0.1 ms] [Redirty Cards: 0.1 ms] [Humongous Register: 0.1 ms] [Humongous Reclaim: 0.1 ms] [Free CSet: 0.6 ms] [Eden: 1340.0M(1340.0M)->0.0B(548.0M) Survivors: 40.0M->64.0M Heap: 2868.2M(12.0G)->1499.8M(12.0G)] [Times: user=0.35 sys=0.00, real=0.05 secs]
并发标记过程中，如果发现某些 region 全是空的，会被直接清除。
进入重新标记阶段。
并发复制/清查阶段。这个阶段，Young 区和 Old 区的对象有可能会被同时清理。GC 日志中，会记录为 mixed 字段，这也是 G1 的老年代收集，也称为 Mixed GC 的原因。
2019-06-09T15:24:23.959+0800: 500980.265: [GC pause (G1 Evacuation Pause) (mixed), 0.0885388 secs] [Parallel Time: 74.2 ms, GC Workers: 8] [GC Worker Start (ms): Min: 500980270.6, Avg: 500980270.6, Max: 500980270.6, Diff: 0.1] [Ext Root Scanning (ms): Min: 1.7, Avg: 2.2, Max: 4.1, Diff: 2.4, Sum: 17.3] [Update RS (ms): Min: 11.7, Avg: 13.7, Max: 14.3, Diff: 2.6, Sum: 109.8] [Processed Buffers: Min: 136, Avg: 141.5, Max: 152, Diff: 16, Sum: 1132] [Scan RS (ms): Min: 42.5, Avg: 42.9, Max: 43.1, Diff: 0.5, Sum: 343.1] [Code Root Scanning (ms): Min: 0.0, Avg: 0.0, Max: 0.0, Diff: 0.0, Sum: 0.1] [Object Copy (ms): Min: 14.9, Avg: 15.2, Max: 15.4, Diff: 0.5, Sum: 121.7] [Termination (ms): Min: 0.0, Avg: 0.0, Max: 0.0, Diff: 0.0, Sum: 0.1] [Termination Attempts: Min: 1, Avg: 8.2, Max: 11, Diff: 10, Sum: 66] [GC Worker Other (ms): Min: 0.0, Avg: 0.0, Max: 0.0, Diff: 0.0, Sum: 0.2] [GC Worker Total (ms): Min: 74.0, Avg: 74.0, Max: 74.1, Diff: 0.1, Sum: 592.3] [GC Worker End (ms): Min: 500980344.6, Avg: 500980344.6, Max: 500980344.6, Diff: 0.0] [Code Root Fixup: 0.0 ms] [Code Root Purge: 0.0 ms] [Clear CT: 0.5 ms] [Other: 13.9 ms] [Choose CSet: 4.1 ms] [Ref Proc: 1.8 ms] [Ref Enq: 0.1 ms] [Redirty Cards: 0.2 ms] [Humongous Register: 0.1 ms] [Humongous Reclaim: 0.1 ms] [Free CSet: 5.6 ms] [Eden: 584.0M(584.0M)->0.0B(576.0M) Survivors: 28.0M->36.0M Heap: 4749.3M(12.0G)->2930.0M(12.0G)] [Times: user=0.61 sys=0.00, real=0.09 secs]
通过这几个阶段的分析，虽然看上去很多阶段仍然会发生 STW，但是 G1 提供了一个预测模型，通过统计方法，根据历史数据来预测本次收集，需要选择多少个 Region 来回收，尽量满足用户的预期停顿值（-XX:MaxGCPauseMillis参数可指定预期停顿值）。
注：如果 Mixed GC 仍然效果不理想，跟不上新对象分配内存的需求，会使用 Serial Old GC（Full GC）强制收集整个 Heap。
小结：与 CMS 相比，G1 有内存整理过程（标记-压缩），避免了内存碎片；STW 时间可控（能预测 GC 停顿时间）。
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