Java JVM垃圾收集器与内存分配策略

x33g5p2x  于2020-09-30 发布在 Java  
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Java与C++之间有一堵由内存动态分配和垃圾收集技术所围成的高墙,墙外面的人想进去,墙里面的人却想出来。

1 概述

说起垃圾收集(Garbage Collection,下文简称GC),有不少人把这项技术当作Java语言的伴生产物。事实上,垃圾收集的历史远远比Java久远,在1960年诞生于麻省理工学院的Lisp是第一门开始使用内存动态分配和垃圾收集技术的语言。当Lisp还在胚胎时期时,其作者JohnMcCarthy就思考过垃圾收集需要完成的三件事情:

  • 哪些内存需要回收
  • 什么时候回收?
  • 如何回收

经过半个世纪的发展,今天的内存动态分配与内存回收技术已经相当成熟,一切看起来都进入了“自动化”时代,那为什么我们还要去了解垃圾收集和内存分配?答案很简单:当需要排查各种内存溢出、内存泄漏问题时,当垃圾收集成为系统达到更高并发量的瓶颈时,我们就必须对这些“自动化”的技术实施必要的监控和调节。

把时间从大半个世纪以前拨回到现在,舞台也回到我们熟悉的Java语言。第2章介绍了Java内存运行时区域的各个部分,其中程序计数器、虚拟机栈、本地方法栈3个区域随线程而生,随线程而灭,栈中的栈帧随着方法的进入和退出而有条不紊地执行着出栈和入栈操作。每一个栈帧中分配多少内存基本上是在类结构确定下来时就已知的(尽管在运行期会由即时编译器进行一些优化,但在基于概念模型的讨论里,大体上可以认为是编译期可知的),因此这几个区域的内存分配和回收都具备确定性,在这几个区域内就不需要过多考虑如何回收的问题,当方法结束或者线程结束时,内存自然就跟随着回收了。

而Java堆和方法区这两个区域则有着很显著的不确定性:一个接口的多个实现类需要的内存可能会不一样,一个方法所执行的不同条件分支所需要的内存也可能不一样,只有处于运行期间,我们才能知道程序究竟会创建哪些对象,创建多少个对象,这部分内存的分配和回收是动态的。垃圾收集器所关注的正是这部分内存该如何管理,本文后续讨论中的“内存”分配与回收也仅仅特指这一部分内存。

2 对象已死?

在堆里面存放着Java世界中几乎所有的对象实例,垃圾收集器在对堆进行回收前,第一件事情就是要确定这些对象之中哪些还“存活”着,哪些已经“死去”(“死去”即不可能再被任何途径使用的对象)了。

2.1 引用计数算法

很多教科书判断对象是否存活的算法是这样的:在对象中添加一个引用计数器,每当有一个地方引用它时,计数器值就加一;当引用失效时,计数器值就减一;任何时刻计数器为零的对象就是不可能再被使用的。笔者面试过很多应届生和一些有多年工作经验的开发人员,他们对于这个问题给予的都是这个答案。

客观地说,引用计数算法(Reference Counting)虽然占用了一些额外的内存空间来进行计数,但它的原理简单,判定效率也很高,在大多数情况下它都是一个不错的算法。也有一些比较著名的应用案例,例如微软COM(Component Object Model)技术、使用ActionScript 3的FlashPlayer、Python语言以及在游戏脚本领域得到许多应用的Squirrel中都使用了引用计数算法进行内存管理。但是,在Java领域,至少主流的Java虚拟机里面都没有选用引用计数算法来管理内存,主要原因是,这个看似简单的算法有很多例外情况要考虑,必须要配合大量额外处理才能保证正确地工作,譬如单纯的引用计数就很难解决对象之间相互循环引用的问题

举个简单的例子,请看代码清单3-1中的testGC()方法:对象objA和objB都有字段instance,赋值令objA.instance=objB及objB.instance=objA,除此之外,这两个对象再无任何引用,实际上这两个对象已经不可能再被访问,但是它们因为互相引用着对方,导致它们的引用计数都不为零,引用计数算法也就无法回收它们。

/**
 * testGC()方法执行后,objA和objB会不会被GC呢?
 * @author zzm
 */
public class ReferenceCountingGC {

    public Object instance = null;

    private static final int _1MB = 1024 * 1024;

    /**
     * 这个成员属性的唯一意义就是占点内存,以便能在GC日志中看清楚是否有回收过
     */
    private byte[] bigSize = new byte[2 * _1MB];

    public static void testGC() {
        ReferenceCountingGC objA = new ReferenceCountingGC();
        ReferenceCountingGC objB = new ReferenceCountingGC();
        objA.instance = objB;
        objB.instance = objA;

        objA = null;
        objB = null;

        // 假设在这行发生GC,objA和objB是否能被回收?
        System.gc();
    }
}

运行结果:

[Full GC (System) [Tenured: 0K->210K(10240K), 0.0149142 secs] 4603K->210K(19456K), [Perm : 2999K->2999K(21248K)], 0.0150007 secs] [Times: user=0.01 sys=0.00, real=0.02 secs]
Heap
    def new generation   total 9216K, used 82K [0x00000000055e0000, 0x0000000005fe0000, 0x0000000005fe0000)
    Eden space 8192K,   1% used [0x00000000055e0000, 0x00000000055f4850, 0x0000000005de0000)
    from space 1024K,   0% used [0x0000000005de0000, 0x0000000005de0000, 0x0000000005ee0000)
    to   space 1024K,   0% used [0x0000000005ee0000, 0x0000000005ee0000, 0x0000000005fe0000)
    tenured generation   total 10240K, used 210K [0x0000000005fe0000, 0x00000000069e0000, 0x00000000069e0000)
    the space 10240K,   2% used [0x0000000005fe0000, 0x0000000006014a18, 0x0000000006014c00, 0x00000000069e0000)
    compacting perm gen  total 21248K, used 3016K [0x00000000069e0000, 0x0000000007ea0000, 0x000000000bde0000)
    the space 21248K,  14% used [0x00000000069e0000, 0x0000000006cd2398, 0x0000000006cd2400, 0x0000000007ea0000)
    No shared spaces configured.

从运行结果中可以清楚看到内存回收日志中包含“4603K->210K”,意味着虚拟机并没有因为这两个对象互相引用就放弃回收它们,这也从侧面说明了Java虚拟机并不是通过引用计数算法来判断对象是否存活的。

2.2 可达性分析算法

当前主流的商用程序语言(Java、C#,上溯至前面提到的古老的Lisp)的内存管理子系统,都是通过可达性分析(Reachability Analysis)算法来判定对象是否存活的。这个算法的基本思路就是通过一系列称为“GC Roots”的根对象作为起始节点集,从这些节点开始,根据引用关系向下搜索,搜索过程所走过的路径称为“引用链”(Reference Chain),如果某个对象到GCRoots间没有任何引用链相连,或者用图论的话来说就是从GC Roots到这个对象不可达时,则证明此对象是不可能再被使用的。

如图3-1所示,对象object 5、object 6、object 7虽然互有关联,但是它们到GC Roots是不可达的,因此它们将会被判定为可回收的对象。

在Java技术体系里面,固定可作为GC Roots的对象包括以下几种:

  • 在虚拟机栈(栈帧中的本地变量表)中引用的对象,譬如各个线程被调用的方法堆栈中使用到的参数、局部变量、临时变量等。
  • 在方法区中类静态属性引用的对象,譬如Java类的引用类型静态变量。
  • 在方法区中常量引用的对象,譬如字符串常量池(String Table)里的引用。
  • 在本地方法栈中JNI(即通常所说的Native方法)引用的对象。
  • Java虚拟机内部的引用,如基本数据类型对应的Class对象,一些常驻的异常对象(比如NullPointExcepiton、OutOfMemoryError)等,还有系统类加载器。
  • 所有被同步锁(synchronized关键字)持有的对象
  • 反映Java虚拟机内部情况的JMXBean、JVMTI中注册的回调、本地代码缓存等

除了这些固定的GC Roots集合以外,根据用户所选用的垃圾收集器以及当前回收的内存区域不同,还可以有其他对象“临时性”地加入,共同构成完整GC Roots集合。譬如后文将会提到的分代收集和局部回收(Partial GC),如果只针对Java堆中某一块区域发起垃圾收集时(如最典型的只针对新生代的垃圾收集),必须考虑到内存区域是虚拟机自己的实现细节(在用户视角里任何内存区域都是不可见的),更不是孤立封闭的,所以某个区域里的对象完全有可能被位于堆中其他区域的对象所引用,这时候就需要将这些关联区域的对象也一并加入GC Roots集合中去,才能保证可达性分析的正确性。

目前最新的几款垃圾收集器[插图]无一例外都具备了局部回收的特征,为了避免GC Roots包含过多对象而过度膨胀,它们在实现上也做出了各种优化处理。关于这些概念、优化技巧以及各种不同收集器实现等内容,都将在本章后续内容中一一介绍。

2.3 再谈引用

无论是通过引用计数算法判断对象的引用数量,还是通过可达性分析算法判断对象是否引用链可达,判定对象是否存活都和“引用”离不开关系。在JDK 1.2版之前,Java里面的引用是很传统的定义:如果reference类型的数据中存储的数值代表的是另外一块内存的起始地址,就称该reference数据是代表某块内存、某个对象的引用。这种定义并没有什么不对,只是现在看来有些过于狭隘了,一个对象在这种定义下只有“被引用”或者“未被引用”两种状态,对于描述一些“食之无味,弃之可惜”的对象就显得无能为力。譬如我们希望能描述一类对象:当内存空间还足够时,能保留在内存之中,如果内存空间在进行垃圾收集后仍然非常紧张,那就可以抛弃这些对象——很多系统的缓存功能都符合这样的应用场景。

在JDK 1.2版之后,Java对引用的概念进行了扩充,将引用分为强引用(Strongly Re-ference)、软引用(Soft Reference)、弱引用(Weak Reference)和虚引用(PhantomReference)4种,这4种引用强度依次逐渐减弱。

  • 强引用是最传统的“引用”的定义,是指在程序代码之中普遍存在的引用赋值,即类似“Objectobj=new Object()”这种引用关系。无论任何情况下,只要强引用关系还存在,垃圾收集器就永远不会回收掉被引用的对象。
  • 软引用是用来描述一些还有用,但非必须的对象。只被软引用关联着的对象,在系统将要发生内存溢出异常前,会把这些对象列进回收范围之中进行第二次回收,如果这次回收还没有足够的内存,才会抛出内存溢出异常。在JDK 1.2版之后提供了SoftReference类来实现软引用。
  • 弱引用也是用来描述那些非必须对象,但是它的强度比软引用更弱一些,被弱引用关联的对象只能生存到下一次垃圾收集发生为止。当垃圾收集器开始工作,无论当前内存是否足够,都会回收掉只被弱引用关联的对象。在JDK 1.2版之后提供了WeakReference类来实现弱引用。
  • 虚引用也称为“幽灵引用”或者“幻影引用”,它是最弱的一种引用关系。一个对象是否有虚引用的存在,完全不会对其生存时间构成影响,也无法通过虚引用来取得一个对象实例。为一个对象设置虚引用关联的唯一目的只是为了能在这个对象被收集器回收时收到一个系统通知。在JDK1.2版之后提供了PhantomReference类来实现虚引用。

2.4 生存还是死亡?

即使在可达性分析算法中判定为不可达的对象,也不是“非死不可”的,这时候它们暂时还处于“缓刑”阶段,要真正宣告一个对象死亡,至少要经历两次标记过程:如果对象在进行可达性分析后发现没有与GC Roots相连接的引用链,那它将会被第一次标记,随后进行一次筛选,筛选的条件是此对象是否有必要执行finalize()方法。假如对象没有覆盖finalize()方法,或者finalize()方法已经被虚拟机调用过,那么虚拟机将这两种情况都视为“没有必要执行”。

如果这个对象被判定为确有必要执行finalize()方法,那么该对象将会被放置在一个名为F-Queue的队列之中,并在稍后由一条由虚拟机自动建立的、低调度优先级的Finalizer线程去执行它们的finalize()方法。这里所说的“执行”是指虚拟机会触发这个方法开始运行,但并不承诺一定会等待它运行结束。这样做的原因是,如果某个对象的finalize()方法执行缓慢,或者更极端地发生了死循环,将很可能导致F-Queue队列中的其他对象永久处于等待,甚至导致整个内存回收子系统的崩溃。finalize()方法是对象逃脱死亡命运的最后一次机会,稍后收集器将对F-Queue中的对象进行第二次小规模的标记,如果对象要在finalize()中成功拯救自己——只要重新与引用链上的任何一个对象建立关联即可,譬如把自己(this关键字)赋值给某个类变量或者对象的成员变量,那在第二次标记时它将被移出“即将回收”的集合;如果对象这时候还没有逃脱,那基本上它就真的要被回收了。从代码清单3-2中我们可以看到一个对象的finalize()被执行,但是它仍然可以存活。

代码清单3-2 一次对象自我拯救的演示

/**
 * 此代码演示了两点:
 * 1.对象可以在被GC时自我拯救。
 * 2.这种自救的机会只有一次,因为一个对象的finalize()方法最多只会被系统自动调用一次
 * @author zzm
 */
public class FinalizeEscapeGC {

    public static FinalizeEscapeGC SAVE_HOOK = null;

    public void isAlive() {
        System.out.println("yes, i am still alive :)");
    }

    @Override
    protected void finalize() throws Throwable {
        super.finalize();
        System.out.println("finalize method executed!");
        FinalizeEscapeGC.SAVE_HOOK = this;
    }

    public static void main(String[] args) throws Throwable {
        SAVE_HOOK = new FinalizeEscapeGC();

        //对象第一次成功拯救自己
        SAVE_HOOK = null;
        System.gc();
        // 因为Finalizer方法优先级很低,暂停0.5秒,以等待它
        Thread.sleep(500);
        if (SAVE_HOOK != null) {
            SAVE_HOOK.isAlive();
        } else {
            System.out.println("no, i am dead :(");
        }

        // 下面这段代码与上面的完全相同,但是这次自救却失败了
        SAVE_HOOK = null;
        System.gc();
        // 因为Finalizer方法优先级很低,暂停0.5秒,以等待它
        Thread.sleep(500);
        if (SAVE_HOOK != null) {
            SAVE_HOOK.isAlive();
        } else {
            System.out.println("no, i am dead :(");
        }
    }
}
finalize method executed!
yes, i am still alive :)
no, i am dead :(

从代码清单3-2的运行结果可以看到,SAVE_HOOK对象的finalize()方法确实被垃圾收集器触发过,并且在被收集前成功逃脱了。

另外一个值得注意的地方就是,代码中有两段完全一样的代码片段,执行结果却是一次逃脱成功,一次失败了。这是因为任何一个对象的finalize()方法都只会被系统自动调用一次,如果对象面临下一次回收,它的finalize()方法不会被再次执行,因此第二段代码的自救行动失败了。

还有一点需要特别说明,上面关于对象死亡时finalize()方法的描述可能带点悲情的艺术加工,笔者并不鼓励大家使用这个方法来拯救对象。相反,笔者建议大家尽量避免使用它,因为它并不能等同于C和C语言中的析构函数,而是Java刚诞生时为了使传统C、C程序员更容易接受Java所做出的一项妥协。它的运行代价高昂,不确定性大,无法保证各个对象的调用顺序,如今已被官方明确声明为不推荐使用的语法。有些教材中描述它适合做“关闭外部资源”之类的清理性工作,这完全是对finalize()方法用途的一种自我安慰。finalize()能做的所有工作,使用try-finally或者其他方式都可以做得更好、更及时,所以笔者建议大家完全可以忘掉Java语言里面的这个方法。

2.5 回收方法区

有些人认为方法区(如HotSpot虚拟机中的元空间或者永久代)是没有垃圾收集行为的,《Java虚拟机规范》中提到过可以不要求虚拟机在方法区中实现垃圾收集,事实上也确实有未实现或未能完整实现方法区类型卸载的收集器存在(如JDK 11时期的ZGC收集器就不支持类卸载),方法区垃圾收集的“性价比”通常也是比较低的:在Java堆中,尤其是在新生代中,对常规应用进行一次垃圾收集通常可以回收70%至99%的内存空间,相比之下,方法区回收囿于苛刻的判定条件,其区域垃圾收集的回收成果往往远低于此。

方法区的垃圾收集主要回收两部分内容:废弃的常量和不再使用的类型。回收废弃常量与回收Java堆中的对象非常类似。举个常量池中字面量回收的例子,假如一个字符串“java”曾经进入常量池中,但是当前系统又没有任何一个字符串对象的值是“java”,换句话说,已经没有任何字符串对象引用常量池中的“java”常量,且虚拟机中也没有其他地方引用这个字面量。如果在这时发生内存回收,而且垃圾收集器判断确有必要的话,这个“java”常量就将会被系统清理出常量池。常量池中其他类(接口)、方法、字段的符号引用也与此类似。

判定一个常量是否“废弃”还是相对简单,而要判定一个类型是否属于“不再被使用的类”的条件就比较苛刻了。需要同时满足下面三个条件:

  • 该类所有的实例都已经被回收,也就是Java堆中不存在该类及其任何派生子类的实例。
  • 加载该类的类加载器已经被回收,这个条件除非是经过精心设计的可替换类加载器的场景,如OSGi、JSP的重加载等,否则通常是很难达成的。
  • 该类对应的java.lang.Class对象没有在任何地方被引用,无法在任何地方通过反射访问该类的方法。

Java虚拟机被允许对满足上述三个条件的无用类进行回收,这里说的仅仅是“被允许”,而并不是和对象一样,没有引用了就必然会回收。关于是否要对类型进行回收,HotSpot虚拟机提供了-Xnoclassgc参数进行控制,还可以使用-verbose:class以及-XX:+TraceClass-Loading、-XX:+TraceClassUnLoading查看类加载和卸载信息,其中-verbose:class和-XX:+TraceClassLoading可以在Product版的虚拟机中使用,-XX:+TraceClassUnLoading参数需要FastDebug版的虚拟机支持。

在大量使用反射、动态代理、CGLib等字节码框架,动态生成JSP以及OSGi这类频繁自定义类加载器的场景中,通常都需要Java虚拟机具备类型卸载的能力,以保证不会对方法区造成过大的内存压力。

3 垃圾收集算法

垃圾收集算法的实现涉及大量的程序细节,且各个平台的虚拟机操作内存的方法都有差异,在本节中我们暂不过多讨论算法实现,只重点介绍分代收集理论和几种算法思想及其发展过程。如果读者对其中的理论细节感兴趣,推荐阅读Richard Jones撰写的《垃圾回收算法手册》的第2~4章的相关内容。

从如何判定对象消亡的角度出发,垃圾收集算法可以划分为“引用计数式垃圾收集”(ReferenceCounting GC)和“追踪式垃圾收集”(Tracing GC)两大类,这两类也常被称作“直接垃圾收集”和“间接垃圾收集”。由于引用计数式垃圾收集算法在本书讨论到的主流Java虚拟机中均未涉及,所以我们暂不把它作为正文主要内容来讲解,本节介绍的所有算法均属于追踪式垃圾收集的范畴。

3.1 分代收集理论

当前商业虚拟机的垃圾收集器,大多数都遵循了“分代收集”(Generational Collection)的理论进行设计,分代收集名为理论,实质是一套符合大多数程序运行实际情况的经验法则,它建立在两个分代假说之上:

1)弱分代假说(Weak Generational Hypothesis):绝大多数对象都是朝生夕灭的。

2)强分代假说(Strong Generational Hypothesis):熬过越多次垃圾收集过程的对象就越难以消亡。

这两个分代假说共同奠定了多款常用的垃圾收集器的一致的设计原则:收集器应该将Java堆划分出不同的区域,然后将回收对象依据其年龄(年龄即对象熬过垃圾收集过程的次数)分配到不同的区域之中存储。显而易见,如果一个区域中大多数对象都是朝生夕灭,难以熬过垃圾收集过程的话,那么把它们集中放在一起,每次回收时只关注如何保留少量存活而不是去标记那些大量将要被回收的对象,就能以较低代价回收到大量的空间;如果剩下的都是难以消亡的对象,那把它们集中放在一块,虚拟机便可以使用较低的频率来回收这个区域,这就同时兼顾了垃圾收集的时间开销和内存的空间有效利用。

在Java堆划分出不同的区域之后,垃圾收集器才可以每次只回收其中某一个或者某些部分的区域——因而才有了“Minor GC”“Major GC”“Full GC”这样的回收类型的划分;也才能够针对不同的区域安排与里面存储对象存亡特征相匹配的垃圾收集算法——因而发展出了“标记-复制算法”“标记-清除算法”“标记-整理算法”等针对性的垃圾收集算法。这里笔者提前提及了一些新的名词,它们都是本章的重要角色,稍后都会逐一登场,现在读者只需要知道,这一切的出现都始于分代收集理论。

把分代收集理论具体放到现在的商用Java虚拟机里,设计者一般至少会把Java堆划分为新生代(Young Generation)和老年代(Old Generation)两个区域。顾名思义,在新生代中,每次垃圾收集时都发现有大批对象死去,而每次回收后存活的少量对象,将会逐步晋升到老年代中存放。阅读HotSpot虚拟机源码会发现存在着一些名为*Generation的实现,如DefNewGeneration和ParNewGeneration等,这些就是HotSpot的“分代式垃圾收集器框架”。原本HotSpot鼓励开发者尽量在这个框架内开发新的垃圾收集器,但除了最早期的两组四款收集器之外,后来的开发者并没有继续遵循。导致此事的原因有很多,最根本的是分代收集理论仍在不断发展之中,如何实现也有许多细节可以改进,被既定的代码框架约束反而不便。其实我们只要仔细思考一下,也很容易发现分代收集并非只是简单划分一下内存区域那么容易,它至少存在一个明显的困难:对象不是孤立的,对象之间会存在跨代引用。

假如要现在进行一次只局限于新生代区域内的收集(Minor GC),但新生代中的对象是完全有可能被老年代所引用的,为了找出该区域中的存活对象,不得不在固定的GC Roots之外,再额外遍历整个老年代中所有对象来确保可达性分析结果的正确性,反过来也是一样[插图]。遍历整个老年代所有对象的方案虽然理论上可行,但无疑会为内存回收带来很大的性能负担。为了解决这个问题,就需要对分代收集理论添加第三条经验法则:

3)跨代引用假说(Intergenerational Reference Hypothesis):跨代引用相对于同代引用来说仅占极少数。

这其实是可根据前两条假说逻辑推理得出的隐含推论:存在互相引用关系的两个对象,是应该倾向于同时生存或者同时消亡的。举个例子,如果某个新生代对象存在跨代引用,由于老年代对象难以消亡,该引用会使得新生代对象在收集时同样得以存活,进而在年龄增长之后晋升到老年代中,这时跨代引用也随即被消除了。

依据这条假说,我们就不应再为了少量的跨代引用去扫描整个老年代,也不必浪费空间专门记录每一个对象是否存在及存在哪些跨代引用,只需在新生代上建立一个全局的数据结构(该结构被称为“记忆集”,Remembered Set),这个结构把老年代划分成若干小块,标识出老年代的哪一块内存会存在跨代引用。此后当发生Minor GC时,只有包含了跨代引用的小块内存里的对象才会被加入到GC Roots进行扫描。虽然这种方法需要在对象改变引用关系(如将自己或者某个属性赋值)时维护记录数据的正确性,会增加一些运行时的开销,但比起收集时扫描整个老年代来说仍然是划算的。

注意 刚才我们已经提到了“Minor GC”,后续文中还会出现其他针对不同分代的类似名词,为避免读者产生混淆,在这里统一定义:

  • 部分收集(Partial GC):指目标不是完整收集整个Java堆的垃圾收集,其中又分为:
    • 新生代收集(Minor GC/Young GC):指目标只是新生代的垃圾收集。
    • 老年代收集(Major GC/Old GC):指目标只是老年代的垃圾收集。目前只有CMS收集器会有单独收集老年代的行为。另外请注意“Major GC”这个说法现在有点混淆,在不同资料上常有不同所指,读者需按上下文区分到底是指老年代的收集还是整堆收集。
    • 混合收集(Mixed GC):指目标是收集整个新生代以及部分老年代的垃圾收集。目前只有G1收集器会有这种行为。
  • 整堆收集(Full GC):收集整个Java堆和方法区的垃圾收集。

3.2 标记-清除算法

最早出现也是最基础的垃圾收集算法是“标记-清除”(Mark-Sweep)算法,在1960年由Lisp之父John McCarthy所提出。如它的名字一样,算法分为“标记”和“清除”两个阶段:首先标记出所有需要回收的对象,在标记完成后,统一回收掉所有被标记的对象,也可以反过来,标记存活的对象,统一回收所有未被标记的对象。标记过程就是对象是否属于垃圾的判定过程,这在前一节讲述垃圾对象标记判定算法时其实已经介绍过了。

之所以说它是最基础的收集算法,是因为后续的收集算法大多都是以标记-清除算法为基础,对其缺点进行改进而得到的。它的主要缺点有两个:第一个是执行效率不稳定,如果Java堆中包含大量对象,而且其中大部分是需要被回收的,这时必须进行大量标记和清除的动作,导致标记和清除两个过程的执行效率都随对象数量增长而降低;第二个是内存空间的碎片化问题,标记、清除之后会产生大量不连续的内存碎片,空间碎片太多可能会导致当以后在程序运行过程中需要分配较大对象时无法找到足够的连续内存而不得不提前触发另一次垃圾收集动作。标记-清除算法的执行过程如图3-2所示。

3.3 标记-复制算法

标记-复制算法常被简称为复制算法。为了解决标记-清除算法面对大量可回收对象时执行效率低的问题,1969年Fenichel提出了一种称为“半区复制”(Semispace Copying)的垃圾收集算法,它将可用内存按容量划分为大小相等的两块,每次只使用其中的一块。当这一块的内存用完了,就将还存活着的对象复制到另外一块上面,然后再把已使用过的内存空间一次清理掉。如果内存中多数对象都是存活的,这种算法将会产生大量的内存间复制的开销,但对于多数对象都是可回收的情况,算法需要复制的就是占少数的存活对象,而且每次都是针对整个半区进行内存回收,分配内存时也就不用考虑有空间碎片的复杂情况,只要移动堆顶指针,按顺序分配即可。这样实现简单,运行高效,不过其缺陷也显而易见,这种复制回收算法的代价是将可用内存缩小为了原来的一半,空间浪费未免太多了一点。标记-复制算法的执行过程如图3-3所示。

现在的商用Java虚拟机大多都优先采用了这种收集算法去回收新生代,IBM公司曾有一项专门研究对新生代“朝生夕灭”的特点做了更量化的诠释——新生代中的对象有98%熬不过第一轮收集。因此并不需要按照1∶1的比例来划分新生代的内存空间。

在1989年,Andrew Appel针对具备“朝生夕灭”特点的对象,提出了一种更优化的半区复制分代策略,现在称为“Appel式回收”。HotSpot虚拟机的Serial、ParNew等新生代收集器均采用了这种策略来设计新生代的内存布局。Appel式回收的具体做法是把新生代分为一块较大的Eden空间和两块较小的Survivor空间,每次分配内存只使用Eden和其中一块Survivor。发生垃圾搜集时,将Eden和Survivor中仍然存活的对象一次性复制到另外一块Survivor空间上,然后直接清理掉Eden和已用过的那块Survivor空间。HotSpot虚拟机默认Eden和Survivor的大小比例是8∶1,也即每次新生代中可用内存空间为整个新生代容量的90%(Eden的80%加上一个Survivor的10%),只有一个Survivor空间,即10%的新生代是会被“浪费”的。当然,98%的对象可被回收仅仅是“普通场景”下测得的数据,任何人都没有办法百分百保证每次回收都只有不多于10%的对象存活,因此Appel式回收还有一个充当罕见情况的“逃生门”的安全设计,当Survivor空间不足以容纳一次Minor GC之后存活的对象时,就需要依赖其他内存区域(实际上大多就是老年代)进行分配担保(Handle Promotion)。

内存的分配担保好比我们去银行借款,如果我们信誉很好,在98%的情况下都能按时偿还,于是银行可能会默认我们下一次也能按时按量地偿还贷款,只需要有一个担保人能保证如果我不能还款时,可以从他的账户扣钱,那银行就认为没有什么风险了。内存的分配担保也一样,如果另外一块Survivor空间没有足够空间存放上一次新生代收集下来的存活对象,这些对象便将通过分配担保机制直接进入老年代,这对虚拟机来说就是安全的。关于对新生代进行分配担保的内容,在稍后的3.8.5节介绍垃圾收集器执行规则时还会再进行讲解。

3.4 标记-整理算法

标记-复制算法在对象存活率较高时就要进行较多的复制操作,效率将会降低。更关键的是,如果不想浪费50%的空间,就需要有额外的空间进行分配担保,以应对被使用的内存中所有对象都100%存活的极端情况,所以在老年代一般不能直接选用这种算法。

针对老年代对象的存亡特征,1974年Edward Lueders提出了另外一种有针对性的“标记-整理”(Mark-Compact)算法,其中的标记过程仍然与“标记-清除”算法一样,但后续步骤不是直接对可回收对象进行清理,而是让所有存活的对象都向内存空间一端移动,然后直接清理掉边界以外的内存,“标记-整理”算法的示意图如图3-4所示。

标记-清除算法与标记-整理算法的本质差异在于前者是一种非移动式的回收算法,而后者是移动式的。是否移动回收后的存活对象是一项优缺点并存的风险决策:

如果移动存活对象,尤其是在老年代这种每次回收都有大量对象存活区域,移动存活对象并更新所有引用这些对象的地方将会是一种极为负重的操作,而且这种对象移动操作必须全程暂停用户应用程序才能进行,这就更加让使用者不得不小心翼翼地权衡其弊端了,像这样的停顿被最初的虚拟机设计者形象地描述为“Stop The World”。

但如果跟标记-清除算法那样完全不考虑移动和整理存活对象的话,弥散于堆中的存活对象导致的空间碎片化问题就只能依赖更为复杂的内存分配器和内存访问器来解决。譬如通过“分区空闲分配链表”来解决内存分配问题(计算机硬盘存储大文件就不要求物理连续的磁盘空间,能够在碎片化的硬盘上存储和访问就是通过硬盘分区表实现的)。内存的访问是用户程序最频繁的操作,甚至都没有之一,假如在这个环节上增加了额外的负担,势必会直接影响应用程序的吞吐量。

基于以上两点,是否移动对象都存在弊端,移动则内存回收时会更复杂,不移动则内存分配时会更复杂。从垃圾收集的停顿时间来看,不移动对象停顿时间会更短,甚至可以不需要停顿,但是从整个程序的吞吐量来看,移动对象会更划算。此语境中,吞吐量的实质是赋值器(Mutator,可以理解为使用垃圾收集的用户程序,本书为便于理解,多数地方用“用户程序”或“用户线程”代替)与收集器的效率总和。即使不移动对象会使得收集器的效率提升一些,但因内存分配和访问相比垃圾收集频率要高得多,这部分的耗时增加,总吞吐量仍然是下降的。HotSpot虚拟机里面关注吞吐量的Parallel Scavenge收集器是基于标记-整理算法的,而关注延迟的CMS收集器则是基于标记-清除算法的,这也从侧面印证这点。

另外,还有一种“和稀泥式”解决方案可以不在内存分配和访问上增加太大额外负担,做法是让虚拟机平时多数时间都采用标记-清除算法,暂时容忍内存碎片的存在,直到内存空间的碎片化程度已经大到影响对象分配时,再采用标记-整理算法收集一次,以获得规整的内存空间。前面提到的基于标记-清除算法的CMS收集器面临空间碎片过多时采用的就是这种处理办法

4 HotSpot的算法细节实现

3.2、3.3节从理论原理上介绍了常见的对象存活判定算法和垃圾收集算法,Java虚拟机实现这些算法时,必须对算法的执行效率有严格的考量,才能保证虚拟机高效运行。本章设置这部分内容主要是为了稍后介绍各款垃圾收集器时做前置知识铺垫,如果读者对这部分内容感到枯燥或者疑惑,不妨先跳过去,等后续遇到要使用它们的实际场景、实际问题时再结合问题,重新翻阅和理解。

4.1 根节点枚举

我们以可达性分析算法中从GC Roots集合找引用链这个操作作为介绍虚拟机高效实现的第一个例子。固定可作为GC Roots的节点主要在全局性的引用(例如常量或类静态属性)与执行上下文(例如栈帧中的本地变量表)中,尽管目标明确,但查找过程要做到高效并非一件容易的事情,现在Java应用越做越庞大,光是方法区的大小就常有数百上千兆,里面的类、常量等更是恒河沙数,若要逐个检查以这里为起源的引用肯定得消耗不少时间。

迄今为止,所有收集器在根节点枚举这一步骤时都是必须暂停用户线程的,因此毫无疑问根节点枚举与之前提及的整理内存碎片一样会面临相似的“Stop The World”的困扰。现在可达性分析算法耗时最长的查找引用链的过程已经可以做到与用户线程一起并发(具体见3.4.6节),但根节点枚举始终还是必须在一个能保障一致性的快照中才得以进行——这里“一致性”的意思是整个枚举期间执行子系统看起来就像被冻结在某个时间点上,不会出现分析过程中,根节点集合的对象引用关系还在不断变化的情况,若这点不能满足的话,分析结果准确性也就无法保证。这是导致垃圾收集过程必须停顿所有用户线程的其中一个重要原因,即使是号称停顿时间可控,或者(几乎)不会发生停顿的CMS、G1、ZGC等收集器,枚举根节点时也是必须要停顿的。

由于目前主流Java虚拟机使用的都是准确式垃圾收集(这个概念在第1章介绍Exact VM相对于Classic VM的改进时介绍过),所以当用户线程停顿下来之后,其实并不需要一个不漏地检查完所有执行上下文和全局的引用位置,虚拟机应当是有办法直接得到哪些地方存放着对象引用的。在HotSpot的解决方案里,是使用一组称为OopMap的数据结构来达到这个目的。一旦类加载动作完成的时候,HotSpot就会把对象内什么偏移量上是什么类型的数据计算出来,在即时编译(见第11章)过程中,也会在特定的位置记录下栈里和寄存器里哪些位置是引用。这样收集器在扫描时就可以直接得知这些信息了,并不需要真正一个不漏地从方法区等GC Roots开始查找。

下面代码清单3-3是HotSpot虚拟机客户端模式下生成的一段String::hashCode()方法的本地代码,可以看到在0x026eb7a9处的call指令有OopMap记录,它指明了EBX寄存器和栈中偏移量为16的内存区域中各有一个普通对象指针(Ordinary Object Pointer,OOP)的引用,有效范围为从call指令开始直到0x026eb730(指令流的起始位置)+142(OopMap记录的偏移量)=0x026eb7be,即hlt指令为止。

代码清单3-3 String.hashCode()方法编译后的本地代码

[Verified Entry Point]
0x026eb730: mov    %eax,-0x8000(%esp)
…………
;; ImplicitNullCheckStub slow case
0x026eb7a9: call   0x026e83e0       ; OopMap{ebx=Oop [16]=Oop off=142}
                                    ; *caload
                                    ; - java.lang.String::hashCode@48 (line 1489)
                                    ;   {runtime_call}
    0x026eb7ae: push   $0x83c5c18   ;   {external_word}
    0x026eb7b3: call   0x026eb7b8
    0x026eb7b8: pusha
    0x026eb7b9: call   0x0822bec0   ;   {runtime_call}
    0x026eb7be: hlt

5 经典垃圾收集器

如果说收集算法是内存回收的方法论,那垃圾收集器就是内存回收的实践者。《Java虚拟机规范》中对垃圾收集器应该如何实现并没有做出任何规定,因此不同的厂商、不同版本的虚拟机所包含的垃圾收集器都可能会有很大差别,不同的虚拟机一般也都会提供各种参数供用户根据自己的应用特点和要求组合出各个内存分代所使用的收集器。

本节标题中“经典”二字并非情怀,它其实是讨论范围的限定语,这里讨论的是在JDK 7 Update4之后(在这个版本中正式提供了商用的G1收集器,此前G1仍处于实验状态)、JDK 11正式发布之前,OracleJDK中的HotSpot虚拟机[插图]所包含的全部可用的垃圾收集器。使用“经典”二字是为了与几款目前仍处于实验状态,但执行效果上有革命性改进的高性能低延迟收集器区分开来,这些经典的收集器尽管已经算不上是最先进的技术,但它们曾在实践中千锤百炼,足够成熟,基本上可认为是现在到未来两、三年内,能够在商用生产环境上放心使用的全部垃圾收集器了。各款经典收集器之间的关系如图3-6所示。

图3-6展示了七种作用于不同分代的收集器,如果两个收集器之间存在连线,就说明它们可以搭配使用,图中收集器所处的区域,则表示它是属于新生代收集器抑或是老年代收集器。接下来笔者将逐一介绍这些收集器的目标、特性、原理和使用场景,并重点分析CMS和G1这两款相对复杂而又广泛使用的收集器,深入了解它们的部分运作细节。

5.1 Serial收集器

Serial收集器是最基础、历史最悠久的收集器,曾经(在JDK 1.3.1之前)是HotSpot虚拟机新生代收集器的唯一选择。大家只看名字就能够猜到,这个收集器是一个单线程工作的收集器,但它的“单线程”的意义并不仅仅是说明它只会使用一个处理器或一条收集线程去完成垃圾收集工作,更重要的是强调在它进行垃圾收集时,必须暂停其他所有工作线程,直到它收集结束。“StopThe World”这个词语也许听起来很酷,但这项工作是由虚拟机在后台自动发起和自动完成的,在用户不可知、不可控的情况下把用户的正常工作的线程全部停掉,这对很多应用来说都是不能接受的。读者不妨试想一下,要是你的电脑每运行一个小时就会暂停响应五分钟,你会有什么样的心情?图3-7示意了Serial/Serial Old收集器的运行过程。

图3-7 Serial/Serial Old收集器运行示意图

对于“Stop The World”带给用户的恶劣体验,早期HotSpot虚拟机的设计者们表示完全理解,但也同时表示非常委屈:“你妈妈在给你打扫房间的时候,肯定也会让你老老实实地在椅子上或者房间外待着,如果她一边打扫,你一边乱扔纸屑,这房间还能打扫完?”这确实是一个合情合理的矛盾,虽然垃圾收集这项工作听起来和打扫房间属于一个工种,但实际上肯定还要比打扫房间复杂得多!

从JDK 1.3开始,一直到现在最新的JDK 13,HotSpot虚拟机开发团队为消除或者降低用户线程因垃圾收集而导致停顿的努力一直持续进行着,从Serial收集器到Parallel收集器,再到Concurrent Mark Sweep(CMS)和Garbage First(G1)收集器,最终至现在垃圾收集器的最前沿成果Shenandoah和ZGC等,我们看到了一个个越来越构思精巧,越来越优秀,也越来越复杂的垃圾收集器不断涌现,用户线程的停顿时间在持续缩短,但是仍然没有办法彻底消除(这里不去讨论RTSJ中的收集器),探索更优秀垃圾收集器的工作仍在继续。

写到这里,笔者似乎已经把Serial收集器描述成一个最早出现,但目前已经老而无用,食之无味,弃之可惜的“鸡肋”了,但事实上,迄今为止,它依然是HotSpot虚拟机运行在客户端模式下的默认新生代收集器,有着优于其他收集器的地方,那就是简单而高效(与其他收集器的单线程相比),对于内存资源受限的环境,它是所有收集器里额外内存消耗(Memory Footprint)[插图]最小的;对于单核处理器或处理器核心数较少的环境来说,Serial收集器由于没有线程交互的开销,专心做垃圾收集自然可以获得最高的单线程收集效率。在用户桌面的应用场景以及近年来流行的部分微服务应用中,分配给虚拟机管理的内存一般来说并不会特别大,收集几十兆甚至一两百兆的新生代(仅仅是指新生代使用的内存,桌面应用甚少超过这个容量),垃圾收集的停顿时间完全可以控制在十几、几十毫秒,最多一百多毫秒以内,只要不是频繁发生收集,这点停顿时间对许多用户来说是完全可以接受的。所以,Serial收集器对于运行在客户端模式下的虚拟机来说是一个很好的选择。

5.2 ParNew收集器

ParNew收集器实质上是Serial收集器的多线程并行版本,除了同时使用多条线程进行垃圾收集之外,其余的行为包括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 TheWorld、对象分配规则、回收策略等都与Serial收集器完全一致,在实现上这两种收集器也共用了相当多的代码。ParNew收集器的工作过程如图3-8所示。

图3-8 ParNew/Serial Old收集器运行示意图

ParNew收集器除了支持多线程并行收集之外,其他与Serial收集器相比并没有太多创新之处,但它却是不少运行在服务端模式下的HotSpot虚拟机,尤其是JDK 7之前的遗留系统中首选的新生代收集器,其中有一个与功能、性能无关但其实很重要的原因是:除了Serial收集器外,目前只有它能与CMS收集器配合工作

在JDK 5发布时,HotSpot推出了一款在强交互应用中几乎可称为具有划时代意义的垃圾收集器——CMS收集器。这款收集器是HotSpot虚拟机中第一款真正意义上支持并发的垃圾收集器,它首次实现了让垃圾收集线程与用户线程(基本上)同时工作。

遗憾的是,CMS作为老年代的收集器,却无法与JDK 1.4.0中已经存在的新生代收集器ParallelScavenge配合工作,所以在JDK 5中使用CMS来收集老年代的时候,新生代只能选择ParNew或者Serial收集器中的一个。ParNew收集器是激活CMS后(使用-XX:+UseConcMarkSweepGC选项)的默认新生代收集器,也可以使用-XX:+/-UseParNewGC选项来强制指定或者禁用它。

ParNew收集器在单核心处理器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(Hyper-Threading)技术实现的伪双核处理器环境中都不能百分之百保证超越Serial收集器。当然,随着可以被使用的处理器核心数量的增加,ParNew对于垃圾收集时系统资源的高效利用还是很有好处的。它默认开启的收集线程数与处理器核心数量相同,在处理器核心非常多(譬如32个,现在CPU都是多核加超线程设计,服务器达到或超过32个逻辑核心的情况非常普遍)的环境中,可以使用-XX:ParallelGCThreads参数来限制垃圾收集的线程数。

注意 从ParNew收集器开始,后面还将会接触到若干款涉及“并发”和“并行”概念的收集器。在大家可能产生疑惑之前,有必要先解释清楚这两个名词。并行和并发都是并发编程中的专业名词,在谈论垃圾收集器的上下文语境中,它们可以理解为:

  • 并行(Parallel):并行描述的是多条垃圾收集器线程之间的关系,说明同一时间有多条这样的线程在协同工作,通常默认此时用户线程是处于等待状态。
  • 并发(Concurrent):并发描述的是垃圾收集器线程与用户线程之间的关系,说明同一时间垃圾收集器线程与用户线程都在运行。由于用户线程并未被冻结,所以程序仍然能响应服务请求,但由于垃圾收集器线程占用了一部分系统资源,此时应用程序的处理的吞吐量将受到一定影响。

5.3 Parallel Scavenge收集器

Parallel Scavenge收集器也是一款新生代收集器,它同样是基于标记-复制算法实现的收集器,也是能够并行收集的多线程收集器……Parallel Scavenge的诸多特性从表面上看和ParNew非常相似,那它有什么特别之处呢?

Parallel Scavenge收集器的特点是它的关注点与其他收集器不同,CMS等收集器的关注点是尽可能地缩短垃圾收集时用户线程的停顿时间,而Parallel Scavenge收集器的目标则是达到一个可控制的吞吐量(Throughput)。所谓吞吐量就是处理器用于运行用户代码的时间与处理器总消耗时间的比值,即:

如果虚拟机完成某个任务,用户代码加上垃圾收集总共耗费了100分钟,其中垃圾收集花掉1分钟,那吞吐量就是99%。停顿时间越短就越适合需要与用户交互或需要保证服务响应质量的程序,良好的响应速度能提升用户体验;而高吞吐量则可以最高效率地利用处理器资源,尽快完成程序的运算任务,主要适合在后台运算而不需要太多交互的分析任务

Parallel Scavenge收集器提供了两个参数用于精确控制吞吐量,分别是控制最大垃圾收集停顿时间的-XX:MaxGCPauseMillis参数以及直接设置吞吐量大小的-XX:GCTimeRatio参数。

-XX:MaxGCPauseMillis参数允许的值是一个大于0的毫秒数,收集器将尽力保证内存回收花费的时间不超过用户设定值。不过大家不要异想天开地认为如果把这个参数的值设置得更小一点就能使得系统的垃圾收集速度变得更快,垃圾收集停顿时间缩短是以牺牲吞吐量和新生代空间为代价换取的:系统把新生代调得小一些,收集300MB新生代肯定比收集500MB快,但这也直接导致垃圾收集发生得更频繁,原来10秒收集一次、每次停顿100毫秒,现在变成5秒收集一次、每次停顿70毫秒。停顿时间的确在下降,但吞吐量也降下来了。

-XX:GCTimeRatio参数的值则应当是一个大于0小于100的整数,也就是垃圾收集时间占总时间的比率,相当于吞吐量的倒数。譬如把此参数设置为19,那允许的最大垃圾收集时间就占总时间的5%(即1/(1+19)),默认值为99,即允许最大1%(即1/(1+99))的垃圾收集时间。

由于与吞吐量关系密切,Parallel Scavenge收集器也经常被称作“吞吐量优先收集器”。除上述两个参数之外,Parallel Scavenge收集器还有一个参数-XX:+UseAdaptiveSizePolicy值得我们关注。这是一个开关参数,当这个参数被激活之后,就不需要人工指定新生代的大小(-Xmn)、Eden与Survivor区的比例(-XX:SurvivorRatio)、晋升老年代对象大小(-XX:PretenureSizeThreshold)等细节参数了,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者最大的吞吐量。这种调节方式称为垃圾收集的自适应的调节策略(GC Ergonomics)[插图]。如果读者对于收集器运作不太了解,手工优化存在困难的话,使用Parallel Scavenge收集器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也许是一个很不错的选择。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-XX:MaxGCPauseMillis参数(更关注最大停顿时间)或-XX:GCTimeRatio(更关注吞吐量)参数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收集器区别于ParNew收集器的一个重要特性。

5.4 Serial Old收集器

Serial Old是Serial收集器的老年代版本,它同样是一个单线程收集器,使用标记-整理算法。这个收集器的主要意义也是供客户端模式下的HotSpot虚拟机使用。如果在服务端模式下,它也可能有两种用途:一种是在JDK 5以及之前的版本中与Parallel Scavenge收集器搭配使用[插图],另外一种就是作为CMS收集器发生失败时的后备预案,在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。这两点都将在后面的内容中继续讲解。Serial Old收集器的工作过程如图3-9所示。

图3-9 Serial/Serial Old收集器运行示意图

5.5 Parallel Old收集器

Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本,支持多线程并发收集,基于标记-整理算法实现。这个收集器是直到JDK 6时才开始提供的,在此之前,新生代的Parallel Scavenge收集器一直处于相当尴尬的状态,原因是如果新生代选择了Parallel Scavenge收集器,老年代除了Serial Old(PS MarkSweep)收集器以外别无选择,其他表现良好的老年代收集器,如CMS无法与它配合工作。由于老年代Serial Old收集器在服务端应用性能上的“拖累”,使用ParallelScavenge收集器也未必能在整体上获得吞吐量最大化的效果。同样,由于单线程的老年代收集中无法充分利用服务器多处理器的并行处理能力,在老年代内存空间很大而且硬件规格比较高级的运行环境中,这种组合的总吞吐量甚至不一定比ParNew加CMS的组合来得优秀。

直到Parallel Old收集器出现后,“吞吐量优先”收集器终于有了比较名副其实的搭配组合,在注重吞吐量或者处理器资源较为稀缺的场合,都可以优先考虑Parallel Scavenge加Parallel Old收集器这个组合。Parallel Old收集器的工作过程如图3-10所示。

图3-10 Parallel Scavenge/Parallel Old收集器运行示意图

5.6 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应用集中在互联网网站或者基于浏览器的B/S系统的服务端上,这类应用通常都会较为关注服务的响应速度,希望系统停顿时间尽可能短,以给用户带来良好的交互体验。CMS收集器就非常符合这类应用的需求。

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,整个过程分为四个步骤,包括:

1)初始标记(CMS initial mark)

2)并发标记(CMS concurrent mark)

3)重新标记(CMS remark)

4)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;并发标记阶段就是从GC Roots的直接关联对象开始遍历整个对象图的过程,这个过程耗时较长但是不需要停顿用户线程,可以与垃圾收集线程一起并发运行;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(详见3.4.6节中关于增量更新的讲解),这个阶段的停顿时间通常会比初始标记阶段稍长一些,但也远比并发标记阶段的时间短;最后是并发清除阶段,清理删除掉标记阶段判断的已经死亡的对象,由于不需要移动存活对象,所以这个阶段也是可以与用户线程同时并发的。

由于在整个过程中耗时最长的并发标记和并发清除阶段中,垃圾收集器线程都可以与用户线程一起工作,所以从总体上来说,CMS收集器的内存回收过程是与用户线程一起并发执行的。通过图3-11可以比较清楚地看到CMS收集器的运作步骤中并发和需要停顿的阶段。

图3-11 Concurrent Mark Sweep收集器运行示意图

CMS是一款优秀的收集器,它最主要的优点在名字上已经体现出来:并发收集、低停顿,一些官方公开文档里面也称之为“并发低停顿收集器”(Concurrent Low Pause Collector)。CMS收集器是HotSpot虚拟机追求低停顿的第一次成功尝试,但是它还远达不到完美的程度,至少有以下三个明显的缺点:

首先,CMS收集器对处理器资源非常敏感。事实上,面向并发设计的程序都对处理器资源比较敏感。在并发阶段,它虽然不会导致用户线程停顿,但却会因为占用了一部分线程(或者说处理器的计算能力)而导致应用程序变慢,降低总吞吐量。CMS默认启动的回收线程数是(处理器核心数量+3)/4,也就是说,如果处理器核心数在四个或以上,并发回收时垃圾收集线程只占用不超过25%的处理器运算资源,并且会随着处理器核心数量的增加而下降。但是当处理器核心数量不足四个时,CMS对用户程序的影响就可能变得很大。如果应用本来的处理器负载就很高,还要分出一半的运算能力去执行收集器线程,就可能导致用户程序的执行速度忽然大幅降低。为了缓解这种情况,虚拟机提供了一种称为“增量式并发收集器”(Incremental ConcurrentMark Sweep/i-CMS)的CMS收集器变种,所做的事情和以前单核处理器年代PC机操作系统靠抢占式多任务来模拟多核并行多任务的思想一样,是在并发标记、清理的时候让收集器线程、用户线程交替运行,尽量减少垃圾收集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较少一些,直观感受是速度变慢的时间更多了,但速度下降幅度就没有那么明显。所做的事情和以前单核处理器年代PC机操作系统靠抢占式多任务来模拟多核并行多任务的思想一样,是在并发标记、清理的时候让收集器线程、用户线程交替运行,尽量减少垃圾收集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较少一些,直观感受是速度变慢的时间更多了,但速度下降幅度就没有那么明显。实践证明增量式的CMS收集器效果很一般,从JDK 7开始,i-CMS模式已经被声明为“deprecated”,即已过时不再提倡用户使用,到JDK 9发布后i-CMS模式被完全废弃。

然后,由于CMS收集器无法处理“浮动垃圾”(Floating Garbage),有可能出现“Con-currentMode Failure”失败进而导致另一次完全“Stop The World”的Full GC的产生。在CMS的并发标记和并发清理阶段,用户线程是还在继续运行的,程序在运行自然就还会伴随有新的垃圾对象不断产生,但这一部分垃圾对象是出现在标记过程结束以后,CMS无法在当次收集中处理掉它们,只好留待下一次垃圾收集时再清理掉。这一部分垃圾就称为“浮动垃圾”。同样也是由于在垃圾收集阶段用户线程还需要持续运行,那就还需要预留足够内存空间提供给用户线程使用,因此CMS收集器不能像其他收集器那样等待到老年代几乎完全被填满了再进行收集,必须预留一部分空间供并发收集时的程序运作使用。在JDK 5的默认设置下,CMS收集器当老年代使用了68%的空间后就会被激活,这是一个偏保守的设置,如果在实际应用中老年代增长并不是太快,可以适当调高参数-XX:CMSInitiatingOccu-pancyFraction的值来提高CMS的触发百分比,降低内存回收频率,获取更好的性能。到了JDK 6时,CMS收集器的启动阈值就已经默认提升至92%。但这又会更容易面临另一种风险:要是CMS运行期间预留的内存无法满足程序分配新对象的需要,就会出现一次“并发失败”(Concurrent Mode Failure),这时候虚拟机将不得不启动后备预案:冻结用户线程的执行,临时启用Serial Old收集器来重新进行老年代的垃圾收集,但这样停顿时间就很长了。所以参数-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction设置得太高将会很容易导致大量的并发失败产生,性能反而降低,用户应在生产环境中根据实际应用情况来权衡设置。

还有最后一个缺点,在本节的开头曾提到,CMS是一款基于“标记-清除”算法实现的收集器,如果读者对前面这部分介绍还有印象的话,就可能想到这意味着收集结束时会有大量空间碎片产生。空间碎片过多时,将会给大对象分配带来很大麻烦,往往会出现老年代还有很多剩余空间,但就是无法找到足够大的连续空间来分配当前对象,而不得不提前触发一次Full GC的情况。为了解决这个问题,CMS收集器提供了一个-XX:+UseCMS-CompactAtFullCollection开关参数(默认是开启的,此参数从JDK 9开始废弃),用于在CMS收集器不得不进行Full GC时开启内存碎片的合并整理过程,由于这个内存整理必须移动存活对象,(在Shenandoah和ZGC出现前)是无法并发的。这样空间碎片问题是解决了,但停顿时间又会变长,因此虚拟机设计者们还提供了另外一个参数-XX:CMSFullGCsBefore-Compaction(此参数从JDK 9开始废弃),这个参数的作用是要求CMS收集器在执行过若干次(数量由参数值决定)不整理空间的Full GC之后,下一次进入Full GC前会先进行碎片整理(默认值为0,表示每次进入Full GC时都进行碎片整理)。

5.7 Garbage First收集器

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