JVM 垃圾收集器与内存分配策略

Posted 2020-11-24 xiaobaotribe

垃圾收集器与内存分配策略

1、对象已死吗

1）、引用计数算法

引用计数算法：给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1；当引用失效时，计数器值就减1；任何时刻计数器为0的对象就是不可能再被使用的

主流的Java虚拟机里面没有选用引用计数算法来管理内存，其中最主要的原因是它很难解决对象之间相互循环引用的问题。两个对象相互引用着对方，导致它们的引用计数都不为0，于是引用计数算法无法通知GC收集器回收它们

2）、可达性分析算法

可达性分析算法：通过一系列的称为“GC Roots”的对象作为起始点，从这些节点开始向下搜索，搜索所走过的路径称为引用链，当一个对象到GC Roots没有任何引用链相连时，则证明此对象是不可用的

 

 

 

在Java语言中，可作为GC Roots的对象包括下面几种：

l  虚拟机栈（栈帧中的本地变量表）中引用的对象

l  方法区中类静态属性引用的对象

l  方法区中常量引用的对象

l  本地方法栈中JNI（Native方法）引用的对象

3）、再谈引用

Java将引用分为强引用、软引用、弱引用、虚引用

l  强引用是指类似“Object obj=new Object()”这类的引用，只要强引用还存在，垃圾收集器永远不会回收掉被引用的对象

l  软引用是用来描述一些还有用但并非必需的对象。对于软引用关联着的对象，在系统将要发生内存溢出异常之前，将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JDK1.2之后，提供了SoftReference类来实现软引用

l  弱引用也是用来描述非必需对象的，但是它的强度要比软引用更弱一些，被弱引用关联的对象只能生存到下一次垃圾收集发生之前。当垃圾收集器工作时，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JDK1.2之后，提供了WeakReference类来实现弱引用

l  虚引用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就是能在这个对象被收集器回收时收到一个系统通知。在JDK1.2之后，提供了PhantomReference类来实现虚引用

4）、生存还是死亡

如果对象在进行可达性分析后发现没有与GC Roots相连接的引用链至少要经历两次标记过程，那它将会被第一次标记并且进行一次筛选，筛选的条件是此对象是否有必要执行finalize()方法。当对象没有覆盖finalize()方法，或者finalize()方法已经被虚拟机调用过，虚拟机将这两种情况都是为没有必要执行

如果这个对象被判定为有必要执行finalize()方法，那么这个对象将会放置在一个叫做F-Queue的队列之中，并在稍后由一个由虚拟机自动建立的、低优先级的Finalizer线程去执行它。这里所谓的执行是指虚拟机会触发这个方法，但并不承诺会等待它运行结束，这样做的原因是，如果一个对象在finalize()方法中执行缓慢，或者发生了死循环将很可能会导致F-Queue队列中其他对象永久处于等待，甚至导致整个内存回收系统崩溃。finalize()方法是对象逃脱死亡命运的最后一次机会，稍后GC将对F-Queue中的对象进行第二次小规模的标记，如果对象在finalize()中成功拯救自己——只要重新与引用链上的任何一个对象关联即可，那在第二次标记时他将被移除出“即将回收”的集合；如果对象这时候还没有逃脱，那基本上它就真的被回收了

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

finalize()方法的运行代价高昂，不确定性大，无法保证各个对象的调用顺序，因此不建议使用

5）、回收方法区

永久代的垃圾收集主要回收两部分内容：废弃常量和无用的类

以常量池中字面量的回收为例，假如一个字符串“abc”已经进入了常量池中，没有任何String对象引用常量池中的“abc”常量，也没有其他地方引用了这个字面量，如果这时发生内存回收，而且必要的话，这个“abc”常量就会被系统清理出常量池。常量池中的其他类（接口）、方法、字段的符号引用也与此类似

类需要满足下面3个条件才能算是无用的类

l  该类所有的实例都已经被回收，也就是Java堆中不存在该类的任何实例

l  加载该类的ClassLoader已经被回收

l  该类对应的java.lang.Class对象没有任何地方被引用，无法在任何地方通过反射访问该类的方法

2、垃圾收集算法

1）、标记-清除算法

标记-清除算法分为“标记”和“清除”两个阶段：首先标记处所有需要回收的对象，在标记完成后统一回收所有被标记的对象

不足：一个是效率问题，标记和清除两个过程的效率都不高；另一个是空间问题，标记清除之后会产生大量不连续的空间碎片，空间碎片太多可能导致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

 

 

 

2）、复制算法

复制算法：将可用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。这样使得每次都是对整个半区进行内存回收，内存分配时也就不用考虑内存碎片等复杂情况，只要移动堆顶指针，按顺序分配内存即可

复制算法的代价是将内存缩小为了原来的一半，未免太高了一点

 

 

 

现在的商业虚拟机都采用这种收集算法来回收新生代，将内存分为一块较大的Eden空间和两块较小的Survivor空间，每次使用Eden和其中一块Survivor空间。当回收时，将Eden和Survivor中还存活着的对象一次性地复制到另外一块Survivor空间上，最后清理掉Eden和刚才用过的Survivor空间。HotSpot虚拟机默认Eden和Survivor的大小比例是8：1，当Survivor空间不够用时，需要依赖其他内存（老年代）进行分配担保

3）、标记-整理算法

标记-整理算法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一端移动，然后直接清理掉端边界以外的内存

 

 

 

4）、分代收集算法

当前商业虚拟机的垃圾收集都采用“分代收集”算法，根据对象存活周期的不同将内存划分为几块。一般是把Java堆分为新生代和老年代，这样就可以根据各个年代的特点采用最适当的收集算法。在新生代中，每次垃圾收集时都发现有大批对象死去，只有少量存活，那就选用复制算法；而老年代中因为对象存活率高、没有额外空间对它进行分配担保，那就必须使用标记-清理或者标记-整理算法来进行回收

3、HotSpot的算法实现

1）、枚举根节点

从可达性分析中从GC Roots节点找引用链这个操作为例，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，现在很多应用仅仅方法区就有数百兆，如果要逐个检查这里面的引用，那么必然会消耗很多时间

可达性分析对执行时间的敏感还体现在GC停顿上，因为这项分析工作必须在一个能确保一致性的快照中进行——这里“一致性”的意思是指在整个分析期间整个执行系统看起来就像被冻结在某个时间点上，不可以出现分析过程中对象引用关系还在不断变化的情况，该点不满足的话分析结果准确性就无法得到保证。这点是导致GC进行时必须停顿所有Java执行线程（Sun将这件事情称为“Stop The World”）的其中一个重要原因，即使是在号称几乎不会发生停顿的CMS收集器中，枚举根节点时也是必须要停顿的

由于目前的主流Java虚拟机使用的都是准确式GC（虚拟机可以知道内存中某个位置的数据具体是什么类型），所以当执行系统停顿下来后，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知哪些地方存放着对象引用。在HotSpot的实现中，是使用一组称为OopMap的数据结构来达到这个目的的，在类加载完成的时候，HotSpot就把对象内什么偏移量上是什么类型的数据计算出来，在JIT编译过程中，也会在特定的位置记录下栈和寄存器中哪些位置是引用，GC在扫描时就可以直接得知这些信息了

2）、安全点

在OopMap的协助下，HotSpot可以快速且准确地完成GC Roots枚举，OopMap内容变化的指令非常多，如果为每一条指令都生成对应的OopMap，那将会需要大量的额外空间，这样GC的空间成本将会变得很高

HotSpot也的确没有为每条指令都生成OopMap，只是在特定的位置记录了这些信息，这些位置称为安全点，即程序执行时并非在所有地方都能停顿下来开始GC，只有在到达安全点时才能暂停。安全点的选定基本上是以程序是否具有让程序长时间执行的特征为标准进行选定的——因为每条指令执行的时间都非常短暂，程序不太可能因为指令流长度太长这个原因而过长时间运行，长时间执行的最明显特征就是指令序列复用，例如方法调用、循环跳转、异常跳转等，所以具有这些功能的指令才会产生Safepoint

对于Safepoint，另一个需要考虑的问题是如何在GC发生时让所有线程都跑到最近的安全点上再停顿下来。有两种方法：抢先式中断和主动式中断

抢先式中断：抢先式中断不需要线程的执行代码主动去配合，在GC发生时，首先把所有线程全部中断，如果发现有线程中断的地方不在安全点上，就恢复线程，让它跑到安全点上。现在几乎没有虚拟机实现采用抢先式中断来暂停线程从而响应GC事件

主动式中断：主动式中断的思想是当GC需要中断线程的时候，不直接对线程操作，仅仅简单地设置一个标志，各个线程执行时主动去轮询这个标志，发现中断标志为真时就自己中断挂起，轮询标志的地方和安全点是重合的，另外再加上创建对象需要分配内存的地方

3）、安全区域

Safepoint机制保证了程序执行时，在不太长的时间内就会遇到可进入GC的Safepoint，但线程处于Sleep状态或者Blocked状态，这时候线程无法响应JVM的中断请求

安全区域是指在一段代码片段之中，引用关系不会发生变化。在这个区域中的任意地方开始GC都是安全的

在线程执行到Safe Region中的代码时，首先标识自己已经进入了Safe Region，那样，当在这段时间里JVM要发起GC时，就不用管标识自己为Safe Region状态的线程了。在线程要离开Safe Region时，它要检查系统是否已经完成了根节点枚举（或者整个GC过程），如果完成了，那线程就继续执行，否则它就必须等待直到收到可以安全离开Safe Region的信号为止

4、垃圾收集器

 

 

 

如果两个收集器之间存在连线，就说明它们可以搭配使用

1）、Serial收集器

Serial收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器，曾经是虚拟机新生代收集的唯一选择，是一个单线程的收集器，但它的单线程的意义并不仅仅说明它只会使用一个CPU或者一条收集线程去完成垃圾收集工作，更重要的是在它进行垃圾收集时，必须暂停其他所有的工作线程，直到它收集结束

2）、ParNew收集器

ParNew收集器其实就是Serial收集器的多线程版本

ParNew收集器是许多运行在Server模式下的虚拟机中首选的新生代收集器，其中有一个与性能无关但很重要的原因是，除了Serial收集器外，目前只有它能与CMS收集器配合工作

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），用户程序在继续运行，而垃圾收集程序运行在另一个CPU上

3）、Parallel Scavenge收集器

Parallel Scavenge收集器是一个新生代收集器，它也是使用复制算法的收集器，又是并行的多线程收集器

Parallel Scavenge收集器的目标是达到一个可控制的吞吐量，所谓吞吐量就是CPU用于运行用户代码的时间与CPU总消耗时间的比值，即吞吐量=运行用户代码时间/(运行用户代码时间+垃圾收集时间)

停顿时间越短越适合需要与用户交互的程序，良好的响应速度能提升用户体验，而高吞吐量则可以高效地利用CPU时间，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

MaxGCPauseMillis参数允许的值是一个大于0的毫秒数，收集器尽可能地保证内存回收花费的时间不超过设定值。不过不要认为把这个参数的值设置得稍微小一点就能使得系统的垃圾收集速度变得更快，GC停顿时间缩短是以牺牲吞吐量和新生代空间来换取的：系统把新生代调小一些，收集300MB新生代肯定要比收集500MB快，这也直接导致垃圾收集发生得更频繁一些，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

GCTimeRatio参数的值应当是一个大于0且小于100的整数，也就是垃圾收集时间占总时间的比率，相当于是吞吐量的倒数。如果把此参数设置为19，那允许的最大GC时间就占总时间的5%（即1/(1+19)），默认值为99，那就允许最大1%的垃圾收集时间

Parallel Scavenge收集器也经常称为吞吐量优先收集器

Parallel Scavenge收集器还有一个开关参数-XX:UseAdaptiveSizePolicy，当这个参数打开之后，就不需要手动指定新生代的大小、Eden与Survivor区的比例、晋升老年代对象大小等细节参数了，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GC自适应的调节策略

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，主要意义是在于给Client模式下的虚拟机使用。如果在Server模式下，那么它主要还有两大用途：一种用途是在JDK1.5以及以前的版本中与Parallel Scavenge收集器搭配使用，另一种用途就是作为CMS收集器的后备预案，在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用

5）、Parallel Old收集器

Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本，使用多线程和标记整理算法

在注重吞吐量以及CPU资源敏感的场合，都可以优先考虑Parallel Scavenge加Parallel Old收集器

6）、CMS收集器

CMS收集器是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器，基于标记-清除算法

整个过程分为4个步骤：

l  初始标记

l  并发标记

l  重新标记

l  并发清除

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执行的

CMS收集器有3个明显的缺点：

A.CMS收集器对CPU资源非常敏感，在并发阶段，它虽然不会导致用户线程停顿，但是会因为占用了一部分线程（或者说CPU资源）而导致应用程序变慢，总吞吐量会降低。CMS默认启动的回收线程数是(CPU数量+3)/4，也就是当CPU在4个以上时，并发回收时垃圾收集线程不少于25%的CPU资源，并且随着CPU数量的增加而下降。但是当CPU不足4个时，CMS对用户程序的影响就可能变得很大

虚拟机提供了一种称为增量式并发收集器的CMS收集器变种，在并发标记、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，也就是速度下降没有那么明显。实践证明，增量式的CMS收集器效果很一般，在JDK1.7中已经被声明为deprecated，即不再提倡用户使用

B.CMS收集器无法处理浮动垃圾，可能出现Concurrent Mode Failure失败而导致另一次Full GC的产生。由于CMS并发清理阶段用户线程还在运行着，伴随程序运行自然就还会有新的垃圾不断产生，这一部分垃圾出现在标记过程之后，CMS无法在当次收集中处理掉它们，只好留待下一次GC时再清理掉。这一部分垃圾就称为浮动垃圾。由于在垃圾收集阶段用户线程还需要运行，那也就还需要预留有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JDK1.5的默认设置下，CMS收集器当老年代使用了68%的空间后被会被激活，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从而获取更好的性能，在JDK1.6中，CMS收集器的启动阈值已经提升至92%。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，这时虚拟机将启动后备预案：临时启动Serial Old收集器来重新进行老年代的垃圾收集，所以说参数-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction设置得太高很容易导致大量Concurrent Mode Failure失败，性能反而降低

C.CMS是一款基于标记-清除算法实现的收集器，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大空间剩余，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（默认就是开启的），用于在CMS收集器顶不住要进行Full GC时开启内存碎片的合并整理过程，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。还提供了另外一个参数-XX:+CMSFullGCBeforeCompaction，这个参数是用于设置执行多少次不压缩的Full GC后，跟着来一次带压缩的（默认值是0，表示每次进入Full GC时都进行碎片整理）

7）、G1收集器

G1是一款面向服务端应用的垃圾收集器

G1具备以下特点：

l  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来缩短Stop The World停顿的时间，部分其他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

l  分代收集

l  空间整合：G1从整体上看是基于标记-整理算法实现的收集器，从局部（两个Region之间）上看是基于复制算法实现的，这两种算法都意味着G1运作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

l  可预测的停顿：G1能建立可预测的停顿时间模型，能让使用者明确指定一个长度为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的垃圾收集器的特征了

G1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（回收所获取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

在G1收集器中，Region之间的对象引用以及其他收集器中的新生代与老年代之间的对象引用，虚拟机都是使用Remembered Set来避免全堆扫描的。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，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

G1的运作大致划分为几个步骤：

l  初始标记

l  并发标记

l  最终标记

l  筛选回收

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的值，让下一阶段用户程序并发运行时，能在正常可用的Region中创建新对象，这阶段需要停顿线程，但耗时很短。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。而最终标记阶段则是为了修改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记录在线程Remebered Set Logs里面，最终标记阶段需要把Remebered Set Logs的数据合并到Remebered Set中，这阶段需要停顿线程，但是可并行执行。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，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

8）、理解GC日志

33.125：[GC[DefNew：3324K-＞152K（3712K），0.0025925secs]3324K-＞152K（11904K），0.0031680 secs]100.667：[FullGC[Tenured：0K-＞210K（10240K），0.0149142secs]4603K-＞210K（19456K），[Perm：2999K-＞2999K（21248K）]，0.0150007 secs][Times：user=0.01 sys=0.00，real=0.02 secs]

l  1

l  2

最前面的数字“33.125：”和“100.667：”代表了GC发生的时间，这个数字的含义是从Java虚拟机启动以来经过的秒数

GC日志开头的“[GC”和“[Full GC”说明了这次垃圾收集的停顿类型，而不是用来区分新生代GC还是老年代GC的。如果有“Full”，说明这次GC是发生了Stop The World的

接下来的“[DefNew”、“[Tenured”、“[Perm”表示GC发生的区域，这里显示的区域名称与使用的GC收集是密切相关的，例如上面样例所使用的Serial收集器中的新生代名为“Default New Generation”，所以显示的是“[DefNew”。

如果是ParNew收集器，新生代名称就会变为“[ParNew”，意为“Parallel New Generation”。如果采用Parallel Scavenge收集器，那它配套的新生代名为“PSYoungGen”，老年代和永久代同理，名称也是由收集器决定的

后面方括号内部的“3324K-＞152K（3712K）”含义是“GC前该内存区域已使用容量-＞GC后该内存区域已使用容量（该内存区域总容量）”。 而在方括号之外的“3324K-＞152K（11904K）”表示“GC前Java堆已使用容量-＞GC后Java堆已使用容量（Java堆总容量）”

补充：

A.在JDK1.8中，Parallel Scavenge收集器新生代名为“PSYoungGen”，SerialGC收集器新生代名为"def new generation"，ParNew收集器新生代名为“par new generation”

B.JDK默认垃圾收集器

JDK1.7 默认垃圾收集器Parallel Scavenge（新生代）+Parallel Old（老年代）

JDK1.8 默认垃圾收集器Parallel Scavenge（新生代）+Parallel Old（老年代）

JDK1.9 默认垃圾收集器G1

5、内存分配与回收策略

1）、对象优先在Eden分配

大多数情况下，对象在新生代Eden区中分配。当Eden区没有足够空间进行分配时，虚拟机将发起一次Minor GC

虚拟机提供了-XX:+PrintGCDetails这个收集器日志参数，告诉虚拟机在发生垃圾收集行为时打印内存回收日志，并在进程退出的时候输出当前的内存各区域分配情况

补充：

A.-Xms20M -Xmx20M -Xmn10M -XX:SurvivorRatio=8几个参数的含义

在运行时通过-Xms20M、-Xmx20M、-Xmn10M这3个参数限制了Java堆大小为20MB，不可扩展，其中10MB分配给新生代，剩下的10MB分配给老年代。-XX:SurvivorRatio=8决定了新生代中Eden区与一个Survivor区的空间比例是8:1，“eden space 8192K、from space 1024K、to space 1024K”，新生代总可用空间为9216KB（Eden区+1个Survivor区的总容量）

B.Minor GC和Full GC有什么不一样？

l  新生代GC（Minor GC）：指发生在新生代的垃圾收集动作，因为Java对象大多都具备朝生夕死的特性，所以Minor GC非常频繁，一般回收速度也比较快

l  老年代GC（Full GC）：指发生在老年代的GC，出现了 Full GC经常会伴随至少一次的Minor GC。Full GC的速度一般会比Minor GC慢10倍以上

2）、大对象直接进入老年代

大对象指需要大量连续内存空间的Java对象，最典型的大对象就是那种很长的字符串以及数组

虚拟机提供了一个-XX:PretenureSizeThreshold参数，令大于这个设置值的对象直接在老年代分配。这样做的目的是避免在Eden区及两个Survivor区之间发生大量的内存复制

PretenureSizeThreshold参数只对Serial和ParNew两款收集器有效，Parallel Scavenge收集器不认识这个参数，Parallel Scavenge收集器一般并不需要设置。如果遇到必须使用此参数的场合，可以考虑ParNew加CMS的收集器组合

3）、长期存活的对象将进入老年代

虚拟机给每个对象定义了一个对象年龄计数器，如果对象在Eden出生并经过第一次Minor GC后仍然存活，并且能被Survivor容纳的话，将被移动到Survivor空间中，并且对象年龄设为1.对象在Survivor区中每熬过一次Minor GC，年龄就增加1岁，当它的年龄增加到一定程度（默认为15岁），就将会被晋升到老年代中。对象晋升老年代的年龄阈值，可以通过参数-XX:MaxTenuringThreshold设置

4）、动态对象年龄判定

虚拟机并不是永远地要求对象的年龄必须达到了MaxTenuringThreshold才能晋升老年代，如果在Survivor空间中相同年龄所有对象大小的总和大于Survivor空间的一半，年龄大于或等于该年龄的对象就可以直接进入老年代，无须等到MaxTenuringThreshold中要求的年龄

5）、空间分配担保

在发生Minor GC之前，虚拟机会检查老年代最大可用的连续空间是否大于新生代所有对象总空间，如果这个条件成立，那么Minor GC可以确保是安全的。如果不成立，则虚拟机会检查HandlePromotionFailure设置值是否允许担保失败。如果允许，那么会继续检查老年代最大可用的连续空间是否大于历次晋升到老年代对象的平均大小，如果大于，将尝试着进行一次Minor GC，尽管这次Minor GC是有风险的；如果小于，HandlePromotionFailure设置不允许冒险，那这时也要改为进行一次Full GC

新生代使用复制收集算法，但是为了内存利用率，只使用其中一个Survivor空间来作为轮换备份，因此当出现大量对象在Minor GC后仍然存活的情况，就需要老年代进行分配担保，把Survivor无法容纳的对象直接进入老年代。老年代要进行这样的担保，前提是老年代本身还有容纳这些对象的剩余空间，一共有多少对象会活下来在实际完成内存回收之前是无法明确知道的，所以只好取之前每一次回收晋升到老年代对象容量的平均大小值作为经验值，与老年代的剩余空间进行比较，决定是否进行Full GC来让老年代腾出更多空间

取平均值进行比较其实仍然是一种动态概率的手段，也就是说，如果某次Minor GC存活后的对象突增，远远高于平均值的话，依然会导致担保失败。如果出现了HandlePromotionFailure失败，那就只好在失败后重新发起一次Full GC