堆內(nèi)存常見(jiàn)的分配策略

針對(duì)的是Serial 加 Serial Old 客戶(hù)端默認(rèn)收集器組合下的內(nèi)存分配和回收策略

經(jīng)典的垃圾收集器

CMS 收集器

CMS（Concurrent Mark Sweep）收集器是一種以獲取最短回收停頓時(shí)間為目標(biāo)的垃圾收集器。從名字可以看出，CMS 是基于標(biāo)記-清除算法的。它的運(yùn)作過(guò)程主要分為四個(gè)步驟：

初始標(biāo)記（CMS initial mark）：STW，標(biāo)記GC Roots能直接關(guān)聯(lián)到的對(duì)象，速度很快。單線程
并發(fā)標(biāo)記（CMS concurrent mark）：從GC Roots的直接關(guān)聯(lián)對(duì)象開(kāi)始遍歷整個(gè)對(duì)象圖的過(guò)程，耗時(shí)較長(zhǎng)，不需要停頓用戶(hù)線程
重新標(biāo)記（CMS remark）：STW，修正并發(fā)標(biāo)記期間，因用戶(hù)程序繼續(xù)運(yùn)作而導(dǎo)致標(biāo)記發(fā)生變動(dòng)的那一部分對(duì)象的標(biāo)記記錄（增量更新），時(shí)間稍長(zhǎng)于初始標(biāo)記，但遠(yuǎn)低于并發(fā)標(biāo)記
并發(fā)清除（CMS concurrent sweep）：清除已死亡對(duì)象，因?yàn)椴恍枰苿?dòng)對(duì)象，所以與用戶(hù)線程是并發(fā)的關(guān)系

CMS 的缺點(diǎn)：

CMS收集器對(duì)處理器資源敏感。在并發(fā)階段，雖然不會(huì)導(dǎo)致用戶(hù)停頓（STW），但會(huì)占用一部分線程（計(jì)算機(jī)資源）導(dǎo)致應(yīng)用程序變慢，吞吐量降低。CMS默認(rèn)開(kāi)啟回收線程數(shù)是 （處理器核心數(shù)量 + 3）/4。當(dāng)處理器核心數(shù)量大于4個(gè)時(shí)，垃圾回收線程只占不超過(guò) 25%的處理器資源，且隨著處理器核心數(shù)量增加而降低。但處理器核心數(shù)量不足4個(gè)時(shí)，會(huì)嚴(yán)重影響用戶(hù)程序。為了緩解這個(gè)問(wèn)題，虛擬機(jī)提供了增量式并發(fā)收集器的CMS變種，在并發(fā)標(biāo)記和并發(fā)清理過(guò)程中，垃圾收集線程和用戶(hù)線程交替運(yùn)行，但效果一般，已標(biāo)記為廢棄。
無(wú)法處理“浮動(dòng)垃圾”，有可能出現(xiàn) Concurrent Mode Failure失敗，導(dǎo)致進(jìn)一步 STW 的Full GC。在并發(fā)標(biāo)記和并發(fā)清理過(guò)程中，用戶(hù)線程還在運(yùn)行，自然還會(huì)伴隨新的垃圾對(duì)象的產(chǎn)生，但該部分的垃圾對(duì)象出現(xiàn)在標(biāo)記過(guò)程結(jié)束以后，CMS無(wú)法在當(dāng)次收集過(guò)程中處理他們（只能下次垃圾收集時(shí)處理），因此稱(chēng)為浮動(dòng)垃圾。因此，CMS必須預(yù)留足夠的內(nèi)存空間提供給用戶(hù)線程使用，JDK6，默認(rèn)啟動(dòng)閾值為 92%（該值需要根據(jù)生產(chǎn)環(huán)境變化，太高，有可能頻繁并發(fā)失敗）：要是CMS運(yùn)行期間預(yù)留的內(nèi)存無(wú)法滿(mǎn)足程序分配新對(duì)象，觸發(fā)并發(fā)失敗（Concurrent Mode Failure），這時(shí)候JVM啟動(dòng)預(yù)備方案：凍結(jié)用戶(hù)線程，臨時(shí)啟動(dòng) Serial Old 來(lái)進(jìn)行老年代的手機(jī)，這樣停頓時(shí)間會(huì)很長(zhǎng)。
大量空間碎片。空間碎片過(guò)多會(huì)導(dǎo)致大對(duì)象分配失敗（老年代還有很多空間，但沒(méi)有連續(xù)的大空間），而不得不提前觸發(fā) Full GC。CMS提供了參數(shù) -XX:+UseCMS-CompactAtFullCollection 開(kāi)關(guān)參數(shù)（默認(rèn)開(kāi)啟，JDK9之后廢棄），用于在CMS不得不Full GC時(shí)開(kāi)啟碎片的合并整理過(guò)程。但整理涉及到移動(dòng)對(duì)象，STW，停頓時(shí)間會(huì)變長(zhǎng)。

Garbage First （G1收集器）

目標(biāo)是在延遲可控的范圍內(nèi)獲取盡可能高的吞吐量

G1是面向堆內(nèi)任何部分來(lái)組成回收集進(jìn)行回收，衡量標(biāo)準(zhǔn)不再是它屬于哪個(gè)分代，而是哪塊內(nèi)存中存放的垃圾最多，回收收益最大，這就是 G1 收集器的 Mixed GC 模式。

G1不再堅(jiān)持分代劃分，而是把連續(xù)的Java 堆劃分為多個(gè)大小相等的獨(dú)立區(qū)域（Region），每個(gè) Region 根據(jù)需要版本新生代的Eden、Survivor或老年代。收集器能夠?qū)Π缪莶煌巧腞egion采用不同的策略去處理。這樣無(wú)論是新對(duì)象還是已經(jīng)存活了一段時(shí)間的對(duì)象、熬過(guò)多次收集的就對(duì)象都能獲得很好的收集效果。

Region 中還有一類(lèi)特殊的 Humonggous 區(qū)域，專(zhuān)門(mén)用來(lái)存放大對(duì)象。此處大對(duì)象，指的是內(nèi)存大小超過(guò)一個(gè) Region 容量一半的對(duì)象。每個(gè)Region的大小可以通過(guò) -XX：G1HeapRegionSize 設(shè)定，取值范圍為 1~32MB，且為2的N次冪。如果對(duì)象大小超過(guò)Region大小，將會(huì)被放到N個(gè)連續(xù)的 Humongous Region，G1的大多數(shù)行為將Humongous 作為老年代的一部分處理。

雖然 G1 仍然保留了新生代和老年代的概念，但新生代和老年代不再是固定的，他們都是一系列區(qū)域（不需要連續(xù)）的動(dòng)態(tài)集合。G1 之所以能夠建立可預(yù)測(cè)的停頓時(shí)間模型，是因?yàn)樗麑egion 作為可回收的最小單元。更具體的操作是：讓G1 去跟蹤各個(gè)Region 里面的垃圾堆積的“價(jià)值”大小，價(jià)值即回收所獲得的空間大小以及回收所需要的經(jīng)驗(yàn)值，然后在后臺(tái)維護(hù)一個(gè)優(yōu)先級(jí)列表，每次根據(jù)用戶(hù)設(shè)定的允許的收集停頓時(shí)間（-XX：MaxGCPauseMills，默認(rèn)200ms）優(yōu)先處理回收價(jià)值最大的Region。這也是 “Garbage First“ 的由來(lái)。該方式保證了G1在有限的事件內(nèi)獲取盡可能高的收集效率。

G1收集器大致可以分為以下四個(gè)步驟：

初始標(biāo)記（initial marking）：標(biāo)記GC Roots 直接關(guān)聯(lián)的對(duì)象，并修改 TAMS 指針的值，讓下一階段用戶(hù)線程并發(fā)運(yùn)行時(shí)，能正確的在可用的 Region中分配新對(duì)象。STW，耗時(shí)很短。
并發(fā)標(biāo)記（concurrent marking）：從 GC Roots 開(kāi)始對(duì)堆中對(duì)象進(jìn)行可達(dá)性分析，遞歸掃面整個(gè)堆里的對(duì)象圖。耗時(shí)長(zhǎng)，但可與用戶(hù)線程并發(fā)執(zhí)行。對(duì)象圖掃描完成后，還要重新處理 SATB記錄下的在并發(fā)時(shí)有引用變動(dòng)的對(duì)象。
最終標(biāo)記（final marking）：暫停用戶(hù)線程（很短），用于處理并發(fā)階段結(jié)束后，遺留下來(lái)的最后少量的SATB記錄。
篩選回收（Live data counting and evacuation 疏散、撤退）：負(fù)責(zé)更新 Region 的統(tǒng)計(jì)數(shù)據(jù)，對(duì)各個(gè)Region的回收價(jià)值和成本進(jìn)行排序，根據(jù)用戶(hù)期望的停頓時(shí)間來(lái)指定計(jì)劃，可自由選擇任意多個(gè) Region 進(jìn)行回收。把決定回收的那部分的Region的存活對(duì)象復(fù)制到空的Region中，然后清理掉整個(gè)舊Region的空間。因?yàn)樯婕皩?duì)象的移動(dòng)，所以需要STW，暫停用戶(hù)線程，由多條收集線程并行完成。

只有并發(fā)標(biāo)記可以與用戶(hù)線程并發(fā)進(jìn)行。

CMS 與 G1 比較

G1 的優(yōu)點(diǎn)

收集算法不同，CMS 是標(biāo)記—清除，G1從整體來(lái)看是基于”標(biāo)記—整理“的，但從局部看（兩個(gè)Region之間），又是基于”復(fù)制“的。這意味著，G1不會(huì)產(chǎn)生內(nèi)存碎片，垃圾回收完成后內(nèi)存規(guī)整，在程序?yàn)榇髮?duì)象分配內(nèi)存時(shí)不容易因?yàn)闊o(wú)法找到連續(xù)內(nèi)存空間而提前觸發(fā)Full GC
可以指定最大停頓時(shí)間
分 Region 的內(nèi)存布局
按受益動(dòng)態(tài)確定回收集

G1 的缺點(diǎn)：

就內(nèi)存占用而言，雖然 G1 和 CMS 都使用卡表來(lái)處理跨代指針，但G1 的實(shí)現(xiàn)更復(fù)雜，而且每個(gè)Region都需要維護(hù)一份卡表。而CMS 的卡表只有唯一一份，只需要處理老年代到新生代的引用。這導(dǎo)致G1的記憶集（和其他內(nèi)存消耗）會(huì)占整個(gè)堆容量的 20%甚至更多。
就執(zhí)行負(fù)載而言，兩個(gè)收集器各自的實(shí)現(xiàn)細(xì)節(jié)導(dǎo)致了用戶(hù)程序運(yùn)行時(shí)的負(fù)載會(huì)有不同。譬如，兩者都用到寫(xiě)屏障，CMS 使用寫(xiě)后屏障來(lái)維護(hù)卡表；而G1不僅使用了寫(xiě)后屏障來(lái)維護(hù)卡表，為了實(shí)現(xiàn)原始快照搜索算法（SATB），還需要使用寫(xiě)前屏障來(lái)跟蹤并發(fā)時(shí)的指針變化情況。相比增量更新算法，原始快照搜索算法能夠減少并發(fā)標(biāo)記和重新標(biāo)記階段的消耗，避免CMS 在最終標(biāo)記階段停留時(shí)間過(guò)長(zhǎng)的缺點(diǎn)，但在用戶(hù)程序運(yùn)行期間確實(shí)會(huì)產(chǎn)生由跟蹤引用變化帶來(lái)的額外負(fù)擔(dān)。由于G1對(duì)寫(xiě)屏障的復(fù)雜操作要比CMS消耗更多的運(yùn)算資源，所以CMS的寫(xiě)屏障實(shí)現(xiàn)是直接的同步操作，而G1采用的是類(lèi)似消息隊(duì)列的結(jié)構(gòu)，把寫(xiě)前屏障和寫(xiě)后屏障中要做的事放到隊(duì)列里，然后異步處理。

CMS 更適合在小內(nèi)存應(yīng)用上，而G1在大內(nèi)存應(yīng)用上能發(fā)揮更多優(yōu)勢(shì)。兩者的內(nèi)存臨界點(diǎn)為 6 GB 到 8GB。

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的堆内存常见的分配策略、 经典的垃圾收集器、CMS与G1收集器及二者的比较的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問(wèn)題。

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