你好，我是海纳。

在上一节课，我们介绍了分代式垃圾回收算法。把对象分代以后，可以大大减轻垃圾回收的压力，进而就减少了停顿时长。在这种思路的启发下，人们进一步想，如果把对象分到更多的空间中，根据内存使用的情况，每一次只选择其中一部分空间进行回收不就好了吗？根据这个思路，GC开发者设计了分区回收算法。

它在实际场景中应用非常广泛，比如说Hotspot中的G1 GC就是分区回收算法的一种具体实现，Android上的art虚拟机也采用了分区回收算法。而且从JDK9开始，G1 GC就是JDK的默认垃圾回收算法了，所以在将来很长时间里，对G1 GC进行合理的调优，将是Java程序员要重点掌握的知识。

那么这节课，我们就来深入地讲解分区回收算法的基本原理，掌握G1 GC的若干重要参数，从而对G1 GC进行合理的参数调优。

要想理解分区垃圾回收的原理，还得从它的结构讲起。

分区算法的堆结构

首先，我们来了解一下分区回收算法的堆空间是如何划分的。下图是G1 GC的堆结构：

G1也是一个分代的垃圾回收算法，不过，和之前介绍的CMS、Scavenge算法不同的是：G1的老年代和年轻代不再是一块连续的空间，整个堆被划分成若干个大小相同的Region，也就是区。Region的类型有Eden、Survivor、Old、Humongous四种，而且每个Region都可以单独进行管理。

Humongous是用来存放大对象的，如果一个对象的大小大于一个Region的50%（默认值），那么我们就认为这个对象是一个大对象。为了防止大对象的频繁拷贝，我们可以将大对象直接放到Humongous中。

而Eden、Survivor、Old三种区域和我们前面课程中介绍的Eden分区、Survivor分区以及老年代的作用是类似的。也就是说，对象会在Eden Regions中分配，当进行年轻代GC时，会将活跃对象拷贝到Survivor Regions；当对象年龄超过晋升阈值时，就把活跃对象复制进Old Regions。如果你不清楚，可以看看第19节课和第20节课，这里我就不再啰嗦了。

在了解了G1的堆空间划分之后，我们就可以开始学习G1算法的回收原理了。实际上，分区垃圾回收算法最大的特点是维护跨分区引用，这也是它实现起来最难的地方。下面我们就以此为切入点，来探寻G1算法的原理。

写屏障

维护跨分区引用，其中的关键就是写屏障。我们在上节课讲CMS时提到，写屏障是对象在修改引用关系时，额外做一些操作来维护相关信息。在CMS中，写屏障主要有两个作用：

  1. 在并发标记阶段解决活跃对象漏标问题；
  2. 在写屏障里使用card table维护跨代引用。

我们先来看第一个作用，也就是解决活跃对象漏标的问题。上一节课介绍了解决漏标问题的两种方法，分别是“往前走”和“往后退一步”。今天这节课，我们就来介绍第三种解法，这个解法呢，是由日本学者汤浅太一提出的，具体的算法如下图所示：

在这张图中，我们可以看到，当对象B对C的引用关系消失以后，再将C标记为灰色，即便将来A对C的引用消失了，也会在当前GC周期内被视为活跃对象。也就是说，C有可能变成浮动垃圾。我们把这种在删除引用的时候进行维护的屏障叫做deletion barrier。

G1中采用的就是这种做法。这种做法的特点是，在GC标记开始的一瞬间，活跃的对象无论在标记期间发生怎样的变化，都会被认为是活跃的对象。

我们知道，当一个对象的全部引用被删除时，才会被当做垃圾。而如果使用我们前面讲到的deletion barrier，在并发标记阶段，即便对象的全部引用被删除，也会被当做活跃对象来处理。就好像在GC开始的瞬间，内存管理器为所有活跃对象做了一个快照一样，所以人们给了这种技术一个很形象的名字：开始时快照（Snapshot At The Beginning，SATB）。

你要注意的是，有些文章对SATB的解释是：在GC开始时将堆做一个内存快照，存放到磁盘上。这种说法就是望文生义了。因为快照这个词在计算机领域通常是指压缩，索引等技术，所以就有人把这里的快照理解成了对堆对象的一种压缩。由此，我们就知道这种错误的说法是怎么来的了。

言归正传，我们在理解SATB的含义之后，再来看看SATB具体的工作原理吧。

我们在讲写屏障时提到，当B对象对C对象的引用消失时，C对象将会被标记为灰色。这个动作的效率是比较低的，如果都放在写屏障中做，会极大地影响程序性能。因为写屏障的逻辑是由业务线程执行的。

为了解决这个问题，GC开发者将“C对象标记为灰色”这件事情往后推迟了。业务线程只需要把C对象记录到一个本地队列中就可以了。每个业务线程都有一个这样的线程本地队列，它的名字是SATB队列。

当业务线程发现对象C的引用被删除之后，直接将C放到SATB队列中，并不去做标记，真正做标记的工作交给GC线程去做，这样就减少了写屏障的开销。

如上图所示，每个线程有自己的本地SATB队列，当本地队列满了之后，就把它交给SATB队列集合，然后再领取一个空队列当做线程的本地SATB队列。GC线程则会将SATB队列集合中的对象标记为灰色，至于什么时候标记，并不需要业务线程关心。

在学习了SATB相关知识后，我们继续来定义G1的两种垃圾回收模式，以方便后面详细地介绍算法的执行过程。

垃圾回收模式

G1的垃圾回收模式有两种：分别是young GC和mixed GC。

我要告诉你的是，无论是young GC还是mixed GC，都会回收全部的年轻代，mixed回收的老年代Region是需要进行决策的（Humongous在回收时也是当做老年代的Region处理的）。那么决定老年代Region是否被回收的因素具体有哪些呢？

我们把mixed GC中选取的老年代对象Region的集合称之为回收集合（Collection Set，CSet）。CSet的选取要素有以下两点：

  1. 该Region的垃圾占比。垃圾占比越高的Region，被放入CSet的优先级就越高，这就是垃圾优先策略（Garbage First），也是G1 GC名称的由来。
  2. 建议的暂停时间。建议的暂停时间由-XX:MaxGCPauseMillis指定，G1会根据这个值来选择合适数量的老年代Region。

MaxGCPauseMillis 默认是200ms，一般不需要进行调整，如果需要停顿时间更短可以对它进行设置，不过需要注意的是，MaxGCPauseMillis设置的越小，选取的老年代Region就会越少，如果GC压力居高不下，就会触发G1的Full GC。

触发G1的Full GC代价是很高的。最早的实现是一个单线程的Mark-Compact GC，停顿时间非常长，虽然后来也改进成多线程，但还是需要尽量避免触发G1的Full GC。如果一个应用会频繁触发G1 GC的Full GC，那么说明这个应用的GC参数配置是不合理的，理想情况下G1是没有Full GC的。在这节课的最后，我会介绍几个常用的G1参数，方便你在实践中对G1进行调参。

在学习了G1的垃圾回收模式之后，我们需要解决的问题还有不少，首先就是跨区引用的问题。

维护跨区引用

在上面的内容中，我们提到了写屏障的两个功能，第二个功能就是维护跨区引用。在第21节课中，我们已经学习了CMS的跨代引用，实际上，CMS的跨代引用和G1的跨区引用的原理是相同的。不同的是，CMS的跨代引用它的回收空间是固定的，例如young GC只回收年轻代，Concurrent Mark Sweep只回收老年代，这样只需要维护一张卡表就可以了。

但是像G1这种分区回收算法，有些Region可能被选入CSet，有些则不会。所以，我们需要知道当一个Region需要被回收时，有哪些其他的Region引用了自己。相应地，为了加快定位速度，分区回收算法为每个Region都引入了记录集（Remembered Set，RSet），每个Region都有自己的专属RSet。

和Card table 不同的是，RSet记录谁引用了我，这种记录集被人们称为point-in型的，而Card table则记录我引用了谁，这种记录集被称为point-out型。

如图所示，图中的左侧展示了一个维护跨区引用的通用记录集，而右侧则展示了只对应于一个Region的专属记录集。

接下来我们继续分析RSet的维护策略，也就是说哪些引用关系需要加入到RSet：

  1. 如果是同一个Region的对象，它们之间相互引用是不必维护的，这个很好理解，因为不存在跨Region的问题；
  2. 由年轻代Region出发到其他Region的，无论目标是年轻代还是老年代，这一类引用也都不用维护。因为结合young GC和mixed GC的策略可以知道，无论是什么回收模式，年轻代的全部Region都会被清理，这就意味着一定会对年轻代的所有对象进行遍历；
  3. 从CSet集合的Region出发指向其他Region的，也不需要维护，理由和第2点是一样的。

总的来说，RSet 需要维护的引用关系只有两种，非CSet 老年代Region 到年轻代Region的引用，和非CSet 老年代Region到CSet老年代Region的引用。

那么，RSet具体是何时被记录的呢？答案也是写屏障，写屏障的这个作用，我们在上面的内容中已经提到过。如下图所示：

G1在RSet中记录的也是card。比如Region1中的对象A引用了Region2的对象B，那么对象A所对应的card就会被记录在Region2的RSet中（注意！不是Region1的RSet）。

在G1中，我们把这种card称为dirty card。和SATB相似，业务线程也不是直接将dirty card放到RSet中的。而是在业务线程中引入一个叫做dirty card queue（DCQ）的队列，在写屏障中，业务线程只需要将dirty card放入DCQ中，而不做非常细致的检查。

接下来，GC线程中，有一类特殊的线程，它们会从DCQ中找到这种dirty card，然后再去做更精细的检查，只有确实不属于上面所描述的三种情况的跨区引用，才真正放到专属RSet中去。这一类特殊的线程就是G1 GC中的Refine线程。

下面我们再来继续剖析RSet存放的形式是怎样的。考虑某个Region的RSet，它可能会因为引用关系比较多，而变得很大。根据另一个Region对这个Region的引用数量，可以分为少、中、多三种情况。针对这三种情况，RSet准备了三种不同的数据结构来应对，分别是稀疏表、细粒度表和粗粒度表。三种表之间的关系是不断粗化的，如下图所示：

从上图中，我们可以看到：

  1. 稀疏表是一个哈希表，当Region A对Region B的引用很少时，就可以将相关的card放到稀疏表里；
  2. 细粒度表则是一个真正的card table，当Region之间的引用比较多时，就可以直接使用位图来代替哈希表，因为这能加快查找的速度（使用位操作代替哈希表的查找）；
  3. 粗粒度表则是一个区的位图，因为相对来说，区是比较少的，所以粗粒度表的大小也很小。当Region A对Region B的引用非常多时，就不用再使用card table来进行管理了，在回收Region B时，直接将Region A的全部对象都遍历一次就可以了。

总之，随着其他Region对本Region的引用关系越多，RSet存放引用关系使用的表粒度就越粗，这样做主要是为了减少RSet记录数，提高定位效率。

在解决了跨区引用的问题之后，接下来我们就可以学习 G1 的垃圾清理过程了，这是垃圾回收器真正回收内存的过程，所以它的重要性不言而喻。

垃圾回收的过程

G1的垃圾清理是通过把活跃的对象，从一个Region拷贝到另一个空白Region，这个空白Region隶属于Survivor空间。这个过程在G1 GC中被命名为转移（Evacuation）。它和之前讲到的基于copy的GC的最大区别是：它可以充分利用concurrent mark的结果快速定位到哪些对象需要被拷贝。

接下来让我们通过一个例子，来看看G1 Evacuation的具体过程吧。

在上图中，Region2是一个待回收的Region，隶属于CSet。在它的专属RSet中记录了Region1 的第二个card和Region3的第一个card，说明Region1和Region3有对Region2的对象引用，Region4 是一个被选为Survivor的空白Region。

假如Region1和Region3都经过了并发标记，识别出A对象是垃圾对象，而E对象是活跃对象。那么，我们就可以从活跃对象E开始进行遍历。注意，这一次遍历的目标是把Region2中的对象搬移到Region4。

Region1中的A是垃圾对象，这在并发标记阶段就已经发现了，所以在转移阶段就不会再起作用了。进而，Region2中的B、C也不会被标记到，最终只有对象D被拷贝到了Region4，与此同时，原始Region2的RSet也会被维护到Region4。

因为Evacuation发生的时机是不确定的，在并发标记阶段也可能发生。所以并发标记要使用一个BitMap来记录活跃对象，而Evacuation也需要使用一个BitMap来将活跃的对象进行搬移。这就产生了读和写的冲突：并发标记需要写BitMap，而Evacuation需要读BitMap。

为了解决这个问题，G1维护了两个BitMap，一个名为nextBitMap，一个名为prevBitMap。其中，prevBitMap是用于搬移活跃对象，而nextBitMap则用于并发标记记录活跃对象。

当并发标记开始以后，新的对象仍然有可能会被继续分配。内存管理器把这些对象全部认为是活跃对象。我们来看下面的这个示意图：

在上图中，TAMS指针，是Top At Mark Start的缩写。初始时，prevTAMS，nextTAMS和top指针都指向一个分区的开始位置。

随着业务线程的执行，top指针不断向后移动。并发标记开始时（图1），nextTAMS记录下当前的top指针，并且针对nextTAMS之前的对象进行活跃性扫描，扫描的结果就存放在nextBitMap中（图2）。

当并发标记结束以后，nextTAMS的值就记录在prevTAMS中，并且nextBitMap也赋值给prevBitMap。如果此时发生了Evacuation，则prevBitMap已经可用了。如果没有发生Evacuation，那么nextBitMap就会清空，为下一轮并发标记做准备。这样就可以保证，在任意时刻开启Evacuation的话，prevBitMap总是可用的（图3）。

在并发标记开始以后，再创建的对象，其实就是nextTAMS指针到top指针之间的对象，这些对象全部认为是活跃的（注意观察图中紫色部分）。

我们再从对象活跃性的角度理解两个TAMS指针和top的关系。当并发标记开始时，nextTAMS就固定了，但是top还是可能继续向后移，所以nextTAMS和top之间的对象在这次标记过程中都被认为是活跃对象。当Evacuation开始时，它只使用prevBitMap的信息，显然prevBitMap中的信息只能覆盖到prevTAMS处，所以从prevTAMS到top的对象就都认为是活跃的。

top指针是一个Region内已分配区域和未分配区域的界限。通过TAMS和BitMap，GC线程可以清楚地知道一个Region内活跃对象的分布，不仅可以确定Evacation的范围，还可以用来计算一个Region的垃圾比例，为CSet选择提供参考。

好啦，关于G1的算法原理，我们就先介绍到这里吧，下面让我们一起看看G1有哪些常用参数吧，因为掌握G1中重要的参数的意义，才能帮助你对G1 GC进行参数调优。

G1 常用参数

G1的默认参数已经被调整得很好了，大多数情况下，不需要再调整。但是，也不排除特殊情况，因此我们还是需要掌握一些GC参数，具体列表如下：

这个表格中最重要、也是你平时最有可能用到的参数，就是MaxGCPauseMillis。它设置了期望的最大停顿时间。MaxGCPauseMillis设置的越小，可以控制的停顿时间就越短。但是如果设置得太短，可能会引起Full GC，代价十分昂贵。

其次，比较关键的参数是InitiatingHeapOccupancyPercent（IHOP），它的作用是在老年代的内存空间达到一定百分比之后，启动并发标记。当然，这更进一步是为了触发mixed GC，以此来回收老年代。如果一个应用老年代对象产生速度较快，可以尝试适当调小IHOP。

总结

好了，今天这节课就到这里来，我们一起来回顾一下这节课的重点内容。这节课，我们首先介绍了G1特点，明确了分区的意义。然后我们讲到了G1的堆空间划分策略，G1的每个分区都可以单独管理，空闲Region可以用来当做Survivor空间，Homongous区是用来存放大对象的，在回收过程中，和老年代同等对待。

然后，我们重点分析了write barrier的两个作用，一个是维护记录集，一个是解决漏标问题。

G1的记录集是与Region一一对应的，是一种point-in类型的记录集。它仍然采用dirty card的设计，将dirty card存放在记录集中。记录集为了管理dirty card，区分了三种粒度，分别是稀疏表，细粒度表和粗粒度表。

解决漏标问题则是采用了SATB的设计，保证了在GC开始的瞬间活跃的对象就始终是活跃的。

接下来，我们解释了G1的两种垃圾回收模式，分别是young GC和mixed GC。young GC只回收年轻代，mixed GC回收全部年轻代和部分老年代。

G1的垃圾清理过程与普通的copy-based不同。我们说，G1的Evacuation可能发生在并发标记阶段，为了保证Evacuation在并发标记阶段可以知道哪些对象是活的、需要被拷贝，我们介绍了两个BitMap和TAMS指针。这样一来，在Evacuation进行的过程中，管理器就有依据判断一个Region中哪些对象是应该被拷贝的。

最后，我还给你讲了在实际工作中需要掌握的几个G1参数，尤其是MaxGCPauseMillis和IHOP。MaxGCPauseMillis用来设置期望最大停顿时间，IHOP用来调整并发标记的处理时机，调整老年代回收的及时性。

思考题

请你思考：如何可以进一步减少垃圾回收的最大停顿时间？欢迎在留言区分享你的想法，我在留言区等你。

好啦，这节课到这就结束啦。欢迎你把这节课分享给更多对计算机内存感兴趣的朋友。我是海纳，我们下节课再见！