G1垃圾回收器详解

来源Bilibili尚硅谷宋红康老师JVM教程:硅谷2020最新版宋红康JVM教程

G1(Garbage-First)垃圾回收器是在Java7 update4之后引入的一个新的垃圾回收器,是当今收集器技术发展的最前沿成果之一。与此同时,G1的设计目标也是适应现在不断扩大的内存和不断增加的处理器数量,进一步降低暂停时间(pause time),同时兼顾良好的吞吐量。

概述

G1是一个 分代的增量的并行与并发标记-复制 垃圾回收器

  • G1垃圾回收器是 compacting 的,因此其回收得到的空间是连续的。这避免了CMS回收器因为不连续空间所造成的问题。如需要更大的堆空间,更多的 floating garbage。连续空间意味着G1垃圾回收器可以不必采用空闲链表的内存分配方式,而可以直接采用 bump-the-pointer(指针碰撞) 的方式;
  • G1回收器的内存与CMS回收器要求的内存模型有极大的不同。G1将内存划分一个个固定大小的region,每个region可以是年轻代、老年代的一个。内存的回收是以region作为基本单位的
  • G1还有一个及其重要的特性:软实时(soft real-time)。所谓的实时垃圾回收,是指在要求的时间内完成垃圾回收。软实时 则是指,用户可以指定垃圾回收时间的时限,G1会努力在这个时限内完成垃圾回收,但是G1并不担保每次都能在这个时限内完成垃圾回收。通过设定一个合理的目标,可以让达到90%以上的垃圾回收时间都在这个时限内。

G1的内存模型

分区概念

G1分区示意图:

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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。

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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

分代垃圾收集

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,避免长寿对象的拷贝,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(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-XX:G1MaxNewSizePercent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 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。

巨形对象Humongous Region

一个大小达到甚至超过1.5倍分区大小 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Remembered 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,记录引用其的对象所在分区内的卡片索引。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)。简单说,只有在老年代中的对象其所在的卡片索引才会被记录到Rset中。

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)

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 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 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。

并发标记算法(三色标记法)

CMS 和 G1 在并发标记时使用的是同一个算法:三色标记法,使用白灰黑三种颜色标记对象。白色是未标记;灰色自身被标记,引用的对象未标记;黑色自身与引用对象都已标记。

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GC 开始前所有对象都是白色,GC 一开始所有根能够直达的对象被压到栈中,待搜索,此时颜色是灰色。然后灰色对象依次从栈中取出搜索子对象,子对象也会被涂为灰色,入栈。当其所有的子对象都涂为灰色之后该对象被涂为黑色。当 GC 结束之后灰色对象将全部没了变成黑色,剩下黑色的为存活对象,白色的为垃圾。

漏标问题

在remark过程中,黑色指向了白色,如果不对黑色重新扫描,则会漏标。会把白色对象当作没有新引用指向从而回收掉。

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并发标记过程中,Mutator删除了所有从灰色到白色的引用,会产生漏标。此时白色对象应该被回收

产生漏标问题的条件有两个:

  • 黑色对象指向了白色对象
  • 灰色对象指向白色对象的引用消失

所以要解决漏标问题,打破两个条件之一即可:

  • 跟踪黑指向白的增加 incremental update:增量更新,关注引用的增加,把黑色重新标记为灰色,下次重新扫描属性。CMS采用该方法。
  • 记录灰指向白的消失 SATB snapshot at the beginning:关注引用的删除,当灰–>白消失时,要把这个 引用 推到GC的堆栈,保证白还能被GC扫描到。G1采用该方法。

为什么G1采用SATB而不用incremental update

因为采用incremental update把黑色重新标记为灰色后,之前扫描过的还要再扫描一遍,效率太低。G1有RSet与SATB相配合。Card Table 里记录了 RSet 里的其他有指向自己引用的对象的卡片索引,这样就不需要再扫描其他区域,只要扫描 RSet 就可以了。

也就是说 灰色–>白色 引用消失时,如果没有 黑色–>白色,引用会被push到堆栈,下次扫描时拿到这个引用,由于有RSet的存在,不需要扫描整个堆去查找指向白色的引用,效率比较高。SATB配合RSet浑然天成。

G1的活动周期

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。

并发标记周期

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

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 Root Region Scanning

在初始标记暂停结束后,年轻代收集也完成了对象复制到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G1每次GC会产生新的存活对象集合。

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 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 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 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:

  • 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;
  • 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;
  • 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)。

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

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 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(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。

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。

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。

  • 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;
  • 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);
  • 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;
  • 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。