备注：本文引自《深入理解Java虚拟机第二版》仅供参考

图片来自：http://csdn.net/WSYW126

垃圾收集器与内存分配策略

概述

GC要完成3件事：

1. 哪些内存需要回收？
2. 什么时候回收？
3. 如何回收？

Java内存运行时区域的各部分，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入栈和出栈操作。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，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回收的问题，因为方法结束或者线程结束，内存自然就跟随着回收了。

而Java堆和方法区则不一样，一个接口中的多个实现类需要的内存可能不一样，一个方法中的多个实现类需要的内存可能不一样，一个方法中的多个分支需要的内存也可能不一样，只有在程序处于运行期间时才能知道会创建哪些对象，这部分内存的分配和回收是动态的，垃圾收集器所关注的是这部分的内存。

对象已死吗

引用计数算法

给对象添加一个引用计数器，每当有一个地方引用它的地方，计数器值+1；当引用失效，计数器值就减1;任何时候计数器为0，对象就不可能再被引用了。

它很难解决对象之间相互循环引用的问题。

可达性分析算法

在主流的商用语言（Java、C#）中都使用可达性分析（Reachability Analysis）来判定对象是否存活的。

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（Reference Chain）,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。

object5 6 7 对于GC Roots是不可达的，所以会被判定为回收对象

在Java语言中，可以作为Gc Roots的对象包括下面几种：

1. 虚拟机栈（栈帧中的本地变量表）中引用的对象。
2. 方法区中类静态属性引用的对象。
3. 方法区中常量引用的对象。
4. 本地方法栈中JNI（即一般说的Native方法）引用的对象。

再谈引用

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

1. 强引用就是指在程序代码之中普遍存在的，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。
2. 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JDK 1.2之后，提供了SoftReference类来实现软引用。
3. 弱引用也是用来描述非必需对象的，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JDK 1.2之后，提供了WeakReference类来实现弱引用。
4. 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就是能在这个对象被收集器回收时收到一个系统通知。在JDK 1.2之后，提供了PhantomReference类来实现虚引用。

生存还是死亡？

即使在可达性分析算法中不可达的对象，也并非是“非死不可”的，这时候它们暂时处于“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视为“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（更极端的情况），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。下面例子可以看出finalize()被执行，但是它仍然可以存活。

package cc.wsyw126.java.garbageCollection;

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!");
        SAVE_HOOK = this;
    }

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

        SAVE_HOOK = null;
        System.gc();
        //因为finalize方法优先级很低,所以暂停0.5秒等待它
        Thread.sleep(500);
        if (SAVE_HOOK != null) {
            SAVE_HOOK.isAlive();
        } else {
            System.out.println("no,i am dead :(");
        }


        //代码和上面的一样 但是这次自救失败
        SAVE_HOOK = null;
        System.gc();
        //因为finalize方法优先级很低,i am dead :(");
        }
    }
}

运行结果：

finalize method executed!
yes,I am still alive :)
no,i am dead :(

一样的代码，一次逃脱，一次失败。因为对象的finalize()只能被系统执行一次。

建议大家尽量避免使用它，因为它不是C/C++中的析构函数，而是Java刚诞生时为了使C/C++程序员更容易接受它所做出的一个妥协。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。

回收方法区

在堆中，尤其是在新生代中，常规应用进行一次垃圾收集一般可以回收70%~95%的空间，而永久代的垃圾收集效率远低于此。

永久代的垃圾回收主要回收两部分内容：废弃常量和无用的类。“废弃常量”判断比较简单，但是“无用的类”的判断复杂一些，需要满足下面3个条件：

1. 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。
2. 加载该类的ClassLoader已经被回收。
3. 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。

是否对类进行回收，HotSpot虚拟机提供了-Xnoclassgc参数进行控制，还可以使用-verbose:class以及-XX:+TraceClassLoading,-XX:+TraceClassUnLoading查看类架子啊和卸载信息，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ByteCode框架、动态生成JSP以及OSGI这类频繁自定义ClassLoader的场景都需要虚拟机具备类卸载的功能，以保证永久代不会溢出。

垃圾收集算法

标记-清除算法

如同它的名字一样，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所有被标记的对象。它的主要不足有两个：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内存碎片，空间碎片太多可能会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。标记—清除算法的执行过程如下图所示：

复制算法

为了解决效率问题，一种称为“复制”（Copying）的收集算法出现了，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。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，实现简单，运行高效。只是这种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。复制算法的执行过程如下图所示：

现在的商业虚拟机都采用这种收集算法来回收新生代，IBM公司的专门研究表明，新生代中的对象98%是“朝生夕死”的，所以并不需要按照1:1的比例来划分内存空间，而是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。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，也就是每次新生代中可用内存空间为整个新生代容量的90%（80%+10%），只有10%的内存会被“浪费”。当然，98%的对象可回收只是一般场景下的数据，我们没有办法保证每次回收都只有不多于10%的对象存活，当Survivor空间不够用时，需要依赖其他内存（这里指老年代）进行分配担保（Handle Promotion）

分配担保: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时，这些对象将直接通过分配担保机制进入老年代。

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，“标记-整理”算法的示意图如图所示。

分代收集算法

根据对象存活周期的不同将内存分为几块。一般把Java堆分为新生代和老年代，根据各个年代的特点采用最合适的收集算法。在新生代中，每次垃圾收集时有大批对象死去，只有少量存活，可以选用复制算法。而老年代对象存活率高，使用标记清除或者标记整理算法。

HotSpot的算法实现

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（例如帧栈中的本地变量表）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。

另外，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，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的引用。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。这样，GC在扫描时就可以直接得知这些信息了。

安全点

在OopMap的协助下，HotSpot可以快速且准确地完成GC Roots枚举，但一个很现实的问题随之而来：可能导致引用关系变化，或者说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。

实际上，HotSpot也的确没有为每条指令都生成OopMap，前面已经提到，只是在“特定的位置”记录了这些信息，这些位置称为安全点（Safepoint），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。Safepoint的选定即不能太少以至于让GC等待时间太长，也不能过于频繁以至于过分增大运行时负荷。所以，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发生时让所以线程（这里不包括执行JNI调用的线程）都“跑”到最近的安全点上再停顿下来。这里有两种方案可供选择：

1. 抢先式中断（Preemptive Suspension）
2. 主动式中断（Voluntary Suspension）

其中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。

而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。

安全区域

使用Safepoint似乎已经完美地解决了如何进入GC的问题，但实际情况却并不一定。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。但是，程序就”不执行“的时候呢？所谓的程序不执行就是没有分配cpu时间，典型的例子就是线程处于Sleep状态或者Blocked状态，这时候线程无法响应JVM的中断请求，”走“到安全的地方去中断挂起，JVM也显然不太可能等待线程重新被分配cpu时间。对于这种情况，就需要安全区域（Safe Region）来解决。

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。我们也可以把Safe Region看做是被扩展了的Safepoint。

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（或者是整个GC过程），如果完成了，那线程就继续执行，否则它就必须继续等待直到收到可以安全离开Safe Region的信号为止。

垃圾收集器

Serial Collecor

Serial收集器是单线程收集器，是分代收集器。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。

1. 新生代：单线程复制收集算法；
2. 老年代：单线程标记整理算法。

Serial一般在单核的机器上使用，是Java 5非服务端JVM的默认收集器，参数-XX:UseSerialGC设置使用。

ParNew收集器

ParNew收集器和Serial收集器的主要区别是

1. 新生代的收集，一个是单线程一个是多线程。
2. 老年代的收集和Serial收集器是一样的。

实际上是Serial收集器的多线程版本，拥有可控制参数（如：-XX:SurvivorRatio,-XX:PretenureSizeThreshold,-XX:HandlePromotionFailure等），收集算法，停顿，对象分配规则，回收策略都和Serial收集器完全一样。

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，一个重要的原因是，只有ParNew和Serial收集器能和CMS收集器共同工作。无法与JDK1.4中存在的新生代收集器Parallel Scavenge配合工作，所以在JDK1.5中使用CMS来收集老年代的时候，新生代只能选择ParNew和Serial。

ParNew收集器是使用-XX:+UseConcMarkSweepGC选项的默认新生代收集器。也可以用-XX:+UseParNewGC选项来强制指定它。

ParNew收集器在单cpu环境中不比Serial效果好，甚至可能更差，两个cpu也不一定跑的过，但随着cpu数量的增加，性能会逐步增加。默认开启的收集线程数与cpu数量相同。在cpu数量很多的情况下，可以使用-XX:ParallelGCThreads参数来限制线程数。

Parallel并行: 多垃圾收集线程并行工作，但用户线程仍需等待

Concurrent并发:用户线程和垃圾收集同时进行。

Parallel Scavenge收集器

同ParNew一样是使用复制算法的新生代并行多线程收集器。

Parallel Scavenge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cpu用于运行用户代码与cpu总消耗时间的比值。

高吞吐量和停顿时间短的策略相比，主要强调任务更快完成，而后者强调用户交互体验。

Parallel Scavenge提供两个参数控制垃圾回收停顿时间：-XX:MaxGCPauseMillis和-XX:GCTimeRatio

1. MaxGCPauseMillis允许的值是一个大于零的毫秒数，收集器将尽力保证内存回收话费的时间不超过设定值。GC停顿时间缩小是以牺牲吞吐量和新生代空间来换取的，也就是要使停顿时间更短，垃圾回收的频率会增加。
2. GCTimeRatio的值是一个大于0小于100的整数，也就是垃圾收集时间占总时间的比率。设为19，则允许最大GC时间就占总时间的5%（1/（1+19）），默认99.

Parallel Scavenge收集器也被称为吞吐量优先收集器。

还有一个参数， -XX:+UseAdaptiveSizePolicy，是个开关参数，打开后会自动调整Eden/Survivor比例，老年代对象年龄，新生代大小等。这个参数也是Parallel Scavenge和ParNew的重要区别。

Serial Old收集器

是Serial的老年代版本，同样是单线程收集器，使用标记-整理算法。主要是client模式下的虚拟机使用

两大用途：

1. 在JDK1.5及之前的版本中与Parallel Scavenge搭配使用。
2. 作为CMS收集器的后备预案。在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。

Parallel Old收集器

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JDK1.6中才开始使用。由于之前的版本中，Parallel Scavenge只有使用Serial Old作为老年代收集器，其吞吐量优先的设计思路不能被很好的贯彻，在Parallel Old收集器出现后，这两者的配合主要用于贯彻这种思路。

CMS收集器

Concurrent Mark Sweep 以获取最短回收停顿时间为目标的收集器，比较理想的应用场景是B/S架构的服务器。

基于标记-清除算法实现，运行过程分成4个步骤：

1. 初始标记(需要stop the world)，标记一下GC Roots能直接关联到的对象，速度很快。
2. 并发标记，进行GC Roots Tracing的过程。
3. 重新标记(需要stop the world)，为了修正并发标记时用户继续运行而产生的标记变化，停顿时间比初始标记长，远比并发标记短。
4. 并发清除

缺点：

1. 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，但是因为占用了一部分cpu资源而导致应用程序变慢，总吞吐量就会降低。CMS默认启动的回收线程数为(cpu数量+3)/4。为了解决这一情况，有一个变种i-CMS,但目前并不推荐使用。
2. CMS收集器无法处理浮动垃圾（floating garbage）.可能会出现concurrent mode failure导致另一次full gc的产生。在CMS的并发清理阶段，由于程序还在运行，垃圾还会不断产生，这一部分垃圾出现在标记过程之后，CMS无法在本次收集中处理掉它们，只好留到下一次GC再处理。这种垃圾称为浮动垃圾。同样由于CMS GC阶段用户线程还需要运行，即还需要预留足够的内存空间供用户线程使用，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灌满了再进行收集而需要预留一部分空间提供并发收集时的程序运作使用。默认设置下，CMS收集器在老年代使用了68%的空间后就会被激活。这个值可以用-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction来设置。要是CMS运行期间预留的内存无法满足程序需要，就会出现concurrent mode failure，这时候就会启用Serial Old收集器作为备用进行老年代的垃圾收集。
3. 空间碎片过多（标记-清除算法的弊端），提供-XX:+UseCMSCompactAtFullCollection参数，应用于在FULL GC后再进行一个碎片整理过程。-XX:CMSFullGCsBeforeCompaction,多少次不压缩的full gc后来一次带压缩的。

G1收集器

G1. Garbage first,尚在研发阶段，使用标记-整理算法，精确控制停顿，极力避免全区域垃圾收集。前面的收集器进行的收集范围都是整个新生代或老年代，而G1将整个JAVA堆划分为多个大小固定的独立区域，跟踪这些区域里面的垃圾堆积程度，在后台维护一个优先列表，每次在允许的收集时间里，优先回收垃圾最多的区域。

理解GC日志

[GC [PSYoungGen: 8987K->1016K(9216K)] 9984K->5056K(19456K),0.0569611 secs] [Times: user=0.03 sys=0.02,real=0.06 secs] 
[GC [PSYoungGen: 8038K->1000K(9216K)] 12078K->10425K(19456K),0.0709523 secs] [Times: user=0.05 sys=0.00,real=0.07 secs] 
[Full GC [PSYoungGen: 1000K->0K(9216K)] [ParOldGen: 9425K->8418K(10240K)] 10425K->8418K(19456K) [PSPermGen: 9678K->9675K(21504K)],0.3152834 secs] [Times: user=0.39 sys=0.00,real=0.32 secs] 
[Full GC [PSYoungGen: 8192K->3583K(9216K)] [ParOldGen: 8418K->9508K(10240K)] 16610K->13092K(19456K) [PSPermGen: 9675K->9675K(22016K)],0.1913859 secs] [Times: user=0.34 sys=0.00,real=0.19 secs] 
[Full GC [PSYoungGen: 7716K->7702K(9216K)] [ParOldGen: 9508K->9508K(10240K)] 17224K->17210K(19456K) [PSPermGen: 9675K->9675K(21504K)],0.2769775 secs] [Times: user=0.52 sys=0.00,real=0.28 secs] 
[Full GC [PSYoungGen: 7702K->7702K(9216K)] [ParOldGen: 9508K->9409K(10240K)] 17210K->17111K(19456K) [PSPermGen: 9675K->9675K(21504K)],0.2491993 secs] [Times: user=0.64 sys=0.00,real=0.25 secs]

1. “[GC”和“[full DC”说明了这次垃圾回收的停顿类型。如果是调用System.gc()方法所触发的收集，那么这里显示“[Full DC(System)”.
2. [DefNew、[Tenured、[Perm 表示GC发生的区域。如果是ParNew收集器，新生代名为“[ParNew”.如果采用Parallel Scavenge收集器，那它配套的新生代名为”[PSYoungGen”。对于老年代和永久代同理。
3. [PSYoungGen: 8987K->1016K(9216K)] 9984K->5056K(19456K),0.0569611 secs]中后面的数字含义是：GC前该内存区域已使用容量->GC后该内存区域已使用容量（该区域总容量）。而方括号之外的表示“GC前Java堆已经使用的容量 -> GC后Java堆已经使用的容量（Java堆总容量）”。后面的时间是该区域GC所占用的时间，单位是秒。
4. [Times: user=0.03 sys=0.02,real=0.06 secs]这里的user、sys和real与Linux的time命令所输出的时间含义一，分别代表用户态消耗的cpu时间，内核态消耗的cpu时间和操作从开始到结束所经过的墙钟时间。

垃圾收集器参数总结

内存分配与回收策略

对象的内存分配，往大方向讲，就是在堆上分配（但也可能经过JIT编译后被拆散为标量类型并间接地栈上分配），对象主要分配在新生代的Eden区上，如果启动了本地线程分配缓冲，将按线程优先在TLAB上分配。少数情况下也可能会直接分配在老年代中，分配的规则并不是百分之百固定的，其细节取决于当前使用的是哪一种垃圾收集器组合，还有虚拟机中与内存相关的参数的设置。

接下来我们将会讲解几条最普遍的内存分配规则，并通过代码去验证这些规则。本节下面的代码在测试时使用Client模式虚拟机运行，没有手工指定收集器组合，换句话说，验证的是在使用Serial / Serial Old收集器下（ParNew / Serial Old收集器组合的规则也基本一致）的内存分配和回收的策略。读者不妨根据自己项目中使用的收集器写一些程序去验证一下使用其他几种收集器的内存分配策略。

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，并且在进程退出的时候输出当前的内存各区域分配情况。在实际应用中，内存回收日志一般是打印到文件后通过日志工具进行分析，不过本实验的日志并不多，直接阅读就能看得很清楚。

下面代码的testAllocation()方法中，尝试分配3个2MB大小和1个4MB大小的对象，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，从输出的结果也可以清晰地看到“eden space 8192K、from space 1024K、to space 1024K”的信息，新生代总可用空间为9216KB（Eden区+1个Survivor区的总容量）。

执行testAllocation()中分配allocation4对象的语句时会发生一次Minor GC，这次GC的结果是新生代6651KB变为148KB，而总内存占用量则几乎没有减少（因为allocation1、allocation2、allocation3三个对象都是存活的，虚拟机几乎没有找到可回收的对象）。这次GC发生的原因是给allocation4分配内存的时候，发现Eden已经被占用了6MB，剩余空间已不足以分配allocation4所需的4MB内存，因此发生Minor GC。GC期间虚拟机又发现已有的3个2MB大小的对象全部无法放入Survivor空间（Survivor空间只有1MB大小），所以只好通过分配担保机制提前转移到老年代去。

这次GC结束后，4MB的allocation4对象顺利分配在Eden中，因此程序执行完的结果是Eden占用4MB（被allocation4占用），Survivor空闲，老年代被占用6MB（被allocation1、allocation2、allocation3占用）。通过GC日志可以证实这一点。

注意：

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灭的特性，所以Minor GC非常频繁，一般回收速度也比较快。

老年代GC（Major GC / Full GC）：指发生在老年代的GC，出现了Major GC，经常会伴随至少一次的Minor GC（但非绝对的，在Parallel Scavenge收集器的收集策略里就有直接进行Major GC的策略选择过程）。Major GC的速度一般会比Minor GC慢10倍以上。

private static final int _1MB = 1024 * 1024;

/**
 * VM参数：-verbose:gc -Xms20M -Xmx20M -Xmn10M -XX:+PrintGCDetails -XX:SurvivorRatio=8
  */
public static void testAllocation() {
   byte[] allocation1,allocation2,allocation3,allocation4;
   allocation1 = new byte[2 * _1MB];
   allocation2 = new byte[2 * _1MB];
   allocation3 = new byte[2 * _1MB];
   allocation4 = new byte[4 * _1MB];  // 出现一次Minor GC
 }

运行结果：

[GC [DefNew: 6651K->148K(9216K),0.0070106 secs] 6651K->6292K(19456K),0.0070426 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00,real=0.00 secs]
Heap
 def new generation   total 9216K,used 4326K [0x029d0000,0x033d0000,0x033d0000)
  eden space 8192K,51% used [0x029d0000,0x02de4828,0x031d0000)
  from space 1024K,14% used [0x032d0000,0x032f5370,0x033d0000)
  to   space 1024K,0% used [0x031d0000,0x031d0000,0x032d0000)
 tenured generation   total 10240K,used 6144K [0x033d0000,0x03dd0000,0x03dd0000)
   the space 10240K,60% used [0x033d0000,0x039d0030,0x039d0200,0x03dd0000)
 compacting perm gen  total 12288K,used 2114K [0x03dd0000,0x049d0000,0x07dd0000)
   the space 12288K,17% used [0x03dd0000,0x03fe0998,0x03fe0a00,0x049d0000)
No shared spaces configured.

大对象直接进入老年代

所谓的大对象是指，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（笔者列出的例子中的byte[]数组就是典型的大对象）。大对象对虚拟机的内存分配来说就是一个坏消息（替Java虚拟机抱怨一句，比遇到一个大对象更加坏的消息就是遇到一群“朝生夕灭”的“短命大对象”，写程序的时候应当避免），经常出现大对象容易导致内存还有不少空间时就提前触发垃圾收集以获取足够的连续空间来“安置”它们。

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（复习一下：新生代采用复制算法收集内存）。

执行下面代码中的testPretenureSizeThreshold()方法后，我们看到Eden空间几乎没有被使用，而老年代的10MB空间被使用了40%，也就是4MB的allocation对象直接就分配在老年代中，这是因为PretenureSizeThreshold被设置为3MB（就是3145728，这个参数不能像-Xmx之类的参数一样直接写3MB），因此超过3MB的对象都会直接在老年代进行分配。

注意　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。

private static final int _1MB = 1024 * 1024;

/**
 * VM参数：-verbose:gc -Xms20M -Xmx20M -Xmn10M -XX:+PrintGCDetails -XX:SurvivorRatio=8
 * -XX:PretenureSizeThreshold=3145728
 */
public static void testPretenureSizeThreshold() {
  byte[] allocation;
  allocation = new byte[4 * _1MB];  //直接分配在老年代中
}

运行结果：

Heap
 def new generation   total 9216K,used 671K [0x029d0000,8% used [0x029d0000,0x02a77e98,0x032d0000)
  to   space 1024K,0% used [0x032d0000,0x032d0000,0x033d0000)
 tenured generation   total 10240K,used 4096K [0x033d0000,40% used [0x033d0000,0x037d0010,0x037d0200,used 2107K [0x03dd0000,0x03fdefd0,0x03fdf000,0x049d0000)
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长期存活的对象将进入老年代

既然虚拟机采用了分代收集的思想来管理内存，那么内存回收时就必须能识别哪些对象应放在新生代，哪些对象应放在老年代中。为了做到这点，虚拟机给每个对象定义了一个对象年龄（Age）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。

读者可以试试分别以-XX:MaxTenuringThreshold=1和-XX:MaxTenuringThreshold=15两种设置来执行下面代码中的testTenuringThreshold()方法，此方法中的allocation1对象需要256KB内存，Survivor空间可以容纳。当MaxTenuringThreshold=1时，allocation1对象在第二次GC发生时进入老年代，新生代已使用的内存GC后非常干净地变成0KB。而MaxTenuringThreshold=15时，第二次GC发生后，allocation1对象则还留在新生代Survivor空间，这时新生代仍然有404KB被占用。

private static final int _1MB = 1024 * 1024;

/**
 * VM参数：-verbose:gc -Xms20M -Xmx20M -Xmn10M -XX:+PrintGCDetails -XX:SurvivorRatio=8 -XX:MaxTenuringThreshold=1
 * -XX:+PrintTenuringDistribution
 */
@SuppressWarnings("unused")
public static void testTenuringThreshold() {
  byte[] allocation1,allocation3;
  allocation1 = new byte[_1MB / 4]; 
   // 什么时候进入老年代取决于XX:MaxTenuringThreshold设置
  allocation2 = new byte[4 * _1MB];
  allocation3 = new byte[4 * _1MB];
  allocation3 = null;
  allocation3 = new byte[4 * _1MB];
}

以MaxTenuringThreshold=1参数来运行的结果：

[GC [DefNew
Desired Survivor size 524288 bytes,new threshold 1 (max 1)
- age   1:     414664 bytes,414664 total
: 4859K->404K(9216K),0.0065012 secs] 4859K->4500K(19456K),0.0065283 secs] [Times: user=0.02 sys=0.00,real=0.02 secs]
[GC [DefNew
Desired Survivor size 524288 bytes,new threshold 1 (max 1)
: 4500K->0K(9216K),0.0009253 secs] 8596K->4500K(19456K),0.0009458 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00,used 4178K [0x029d0000,used 4500K [0x033d0000,43% used [0x033d0000,0x03835348,0x03835400,0x049d0000)
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以MaxTenuringThreshold=15参数来运行的结果：

[GC [DefNew
Desired Survivor size 524288 bytes,new threshold 15 (max 15)
- age   1:     414664 bytes,0.0049637 secs] 4859K->4500K(19456K),0.0049932 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00,real=0.00 secs]
[GC [DefNew
Desired Survivor size 524288 bytes,new threshold 15 (max 15)
- age   2:     414520 bytes,414520 total
: 4500K->404K(9216K),0.0008091 secs] 8596K->4500K(19456K),0.0008305 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00,used 4582K [0x029d0000,39% used [0x031d0000,0x03235338,0x049d0000)
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动态对象年龄判定

为了能更好地适应不同程序的内存状况，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。

执行下面代码中的testTenuringThreshold2()方法，并设置-XX:MaxTenuringThreshold=15，会发现运行结果中Survivor的空间占用仍然为0%，而老年代比预期增加了6%，也就是说，allocation1、allocation2对象都直接进入了老年代，而没有等到15岁的临界年龄。因为这两个对象加起来已经到达了512KB，并且它们是同年的，满足同年对象达到Survivor空间的一半规则。我们只要注释掉其中一个对象new操作，就会发现另外一个就不会晋升到老年代中去了。

private static final int _1MB = 1024 * 1024;

/**
 * VM参数：-verbose:gc -Xms20M -Xmx20M -Xmn10M -XX:+PrintGCDetails -XX:SurvivorRatio=8 -XX:MaxTenuringThreshold=15
 * -XX:+PrintTenuringDistribution
 */
@SuppressWarnings("unused")
public static void testTenuringThreshold2() {
  byte[] allocation1,allocation4;
  allocation1 = new byte[_1MB / 4];
    // allocation1+allocation2大于survivo空间一半
  allocation2 = new byte[_1MB / 4]; 
  allocation3 = new byte[4 * _1MB];
  allocation4 = new byte[4 * _1MB];
  allocation4 = null;
  allocation4 = new byte[4 * _1MB];
}

运行结果：

[GC [DefNew
Desired Survivor size 524288 bytes,new threshold 1 (max 15)
- age   1:     676824 bytes,676824 total
: 5115K->660K(9216K),0.0050136 secs] 5115K->4756K(19456K),0.0050443 secs] [Times: user=0.00 sys=0.01,real=0.01 secs]
[GC [DefNew
Desired Survivor size 524288 bytes,new threshold 15 (max 15)
: 4756K->0K(9216K),0.0010571 secs] 8852K->4756K(19456K),0.0011009 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00,used 4756K [0x033d0000,46% used [0x033d0000,0x038753e8,0x03875400,0x03fe09a0,0x049d0000)
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空间分配担保

在发生Minor GC之前，虚拟机会先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，则虚拟机会查看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，或者HandlePromotionFailure设置不允许冒险，那这时也要改为进行一次Full GC。

下面解释一下“冒险”是冒了什么风险，前面提到过，新生代使用复制收集算法，但为了内存利用率，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（最极端的情况就是内存回收后新生代中所有对象都存活），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。与生活中的贷款担保类似，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（Handle Promotion Failure）。如果出现了HandlePromotionFailure失败，那就只好在失败后重新发起一次Full GC。虽然担保失败时绕的圈子是最大的，但大部分情况下都还是会将HandlePromotionFailure开关打开，避免Full GC过于频繁，参见下面代码，请在JDK 6 Update 24之前的版本中运行测试。

private static final int _1MB = 1024 * 1024;

/**
 * VM参数：-Xms20M -Xmx20M -Xmn10M -XX:+PrintGCDetails -XX:SurvivorRatio=8 -XX:-HandlePromotionFailure
 */
@SuppressWarnings("unused")
public static void testHandlePromotion() {
  byte[] allocation1,allocation4,allocation5,allocation6,allocation7;
  allocation1 = new byte[2 * _1MB];
  allocation2 = new byte[2 * _1MB];
  allocation3 = new byte[2 * _1MB];
  allocation1 = null;
  allocation4 = new byte[2 * _1MB];
  allocation5 = new byte[2 * _1MB];
  allocation6 = new byte[2 * _1MB];
  allocation4 = null;
  allocation5 = null;
  allocation6 = null;
  allocation7 = new byte[2 * _1MB];
}

以HandlePromotionFailure = false参数来运行的结果：

[GC [DefNew: 6651K->148K(9216K),0.0078936 secs] 6651K->4244K(19456K),0.0079192 secs] [Times: user=0.00 sys=0.02,real=0.02 secs]
[GC [DefNew: 6378K->6378K(9216K),0.0000206 secs][Tenured: 4096K->4244K(10240K),0.0042901 secs] 10474K->4244K(19456K),[Perm : 2104K->2104K(12288K)],0.0043613 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00,real=0.00 secs]

以HandlePromotionFailure = true参数来运行的结果：
[GC [DefNew: 6651K->148K(9216K),0.0054913 secs] 6651K->4244K(19456K),0.0055327 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00,real=0.00 secs]
[GC [DefNew: 6378K->148K(9216K),0.0006584 secs] 10474K->4244K(19456K),0.0006857 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00,real=0.00 secs]

在JDK 6 Update 24之后，这个测试结果会有差异，HandlePromotionFailure参数不会再影响到虚拟机的空间分配担保策略，观察OpenJDK中的源码变化（见下面代码），虽然源码中还定义了HandlePromotionFailure参数，但是在代码中已经不会再使用它。JDK 6 Update 24之后的规则变为只要老年代的连续空间大于新生代对象总大小或者历次晋升的平均大小就会进行Minor GC，否则将进行Full GC。

bool TenuredGeneration::promotion_attempt_is_safe(size_t
max_promotion_in_bytes) const{
    // 老年代最大可用的连续空间
    size_t available = max_contiguous_available();
    // 每次晋升到老年代的平均大小
    size_t av_promo = (size_t) gc_stats()->avg_promoted()->padded_average();
    // 老年代可用空间是否大于平均晋升大小，或者老年代可用空间是否大于当此GC时新生代所有对象容量
    bool res = (available >= av_promo) || (available >=
            max_promotion_in_bytes);
    return res;
}