衡量垃圾收集器的三项最重要的指标是：内存占用（Footprint）、吞吐量（Throughput）和延迟（Latency），三者共同构成了一个“不可能三角”。三者总体的表现会随技术进步而越来越好，但是要在这三个方面同时具有卓越表现的“完美”收集器是极其困难甚至是不可能的，一款优秀的收集器通常最多可以同时达成其中的两项。
两款收集器Shenandoah和ZGC，几乎整个工作过程全部都是并发的，只有初始标记、最终标记这些阶段有短暂的停顿，这部分停顿的时间基本上是固定的，与堆的容量、堆中对象的数量没有正比例关系。实际上，它们都可以在任意可管理的（譬如现在ZGC只能管理4TB以内的堆）堆容量下，实现垃圾收集的停顿都不超过十毫秒这种以前听起来是天方夜谭、匪夷所思的目标。这两款目前仍处于实验状态的收集器，被官方命名为“低延迟垃圾收集器”（Low-Latency Garbage Collector或者Low-Pause-Time Garbage Collector）。
Shenandoah收集器
目标是实现一种能在任何堆内存大小下都可以把垃圾收集的停顿时间限制在十毫秒以内的垃圾收集器，该 目标意味着相比CMS和G1，Shenandoah不仅要进行并发的垃圾标记，还要并发地进行对象清理后的整理动作。
那Shenandoah相比起G1又有什么改进呢？虽然Shenandoah也是使用基于Region的堆内存布局，同样有着用于存放大对象的Humongous Region，默认的回收策略也同样是优先处理回收价值最大的Region……但在管理堆内存方面，它与G1至少有三个明显的不同之处，最重要的当然是支持并发的整理算法，G1的回收阶段是可以多线程并行的，但却不能与用户线程并发，这点作为Shenandoah最核心的功能稍后笔者会着重讲解。其次，Shenandoah（目前）是默认不使用分代收集的，换言之，不会有专门的新生代Region或者老年代Region的存在，没有实现分代，并不是说分代对Shenandoah没有价值，这更多是出于性价比的权衡，基于工作量上的考虑而将其放到优先级较低的位置上。最后，Shenandoah摒弃了在G1中耗费大量内存和计算资源去维护的记忆集，改用名为“连接矩阵”（Connection Matrix）的全局数据结构来记录跨Region的引用关系，降低了处理跨代指针时的记忆集维护消耗，也降低了伪共享问题的发生概率。连接矩阵可以简单理解为一张二维表格，如果Region N有对象指向Region M，就在表格的N行M列中打上一个标记，如图3-15所示，如果Region 5中的对象Baz引用了Region 3的Foo，Foo又引用了Region 1的Bar，那连接矩阵中的5行3列、3行1列就应该被打上标记。在回收时通过这张表格就可以得出哪些Region之间产生了跨代引用。
Shenandoah收集器的工作过程大致可以划分为以下九个阶段（此处以Shenandoah在2016年发表的原始论文[4]进行介绍。在最新版本的Shenandoah 2.0中，进一步强化了“部分收集”的特性，初始标记之前还有Initial Partial、Concurrent Partial和Final Partial阶段，它们可以不太严谨地理解为对应于以前分代收集中的Minor GC的工作）：
初始标记（Initial Marking）：与G1一样，首先标记与GC Roots直接关联的对象，这个阶段仍是“Stop The World”的，但停顿时间与堆大小无关，只与GC Roots的数量相关。
并发标记（Concurrent Marking）：与G1一样，遍历对象图，标记出全部可达的对象，这个阶段是与用户线程一起并发的，时间长短取决于堆中存活对象的数量以及对象图的结构复杂程度。
最终标记（Final Marking）：与G1一样，处理剩余的SATB扫描，并在这个阶段统计出回收价值最高的Region，将这些Region构成一组回收集（Collection Set）。最终标记阶段也会有一小段短暂的停顿。
并发清理（Concurrent Cleanup）：这个阶段用于清理那些整个区域内连一个存活对象都没有找到的Region（这类Region被称为Immediate Garbage Region）。
并发回收（Concurrent Evacuation）：并发回收阶段是Shenandoah与之前HotSpot中其他收集器的核心差异。在这个阶段，Shenandoah要把回收集里面的存活对象先复制一份到其他未被使用的Region之中。复制对象这件事情如果将用户线程冻结起来再做那是相当简单的，但如果两者必须要同时并发进行的话，就变得复杂起来了。其困难点是在移动对象的同时，用户线程仍然可能不停对被移动的对象进行读写访问，移动对象是一次性的行为，但移动之后整个内存中所有指向该对象的引用都还是旧对象的地址，这是很难一瞬间全部改变过来的。对于并发回收阶段遇到的这些困难，Shenandoah将会通过读屏障和被称为“Brooks Pointers”的转发指针来解决（讲解完Shenandoah整个工作过程之后笔者还要再回头介绍它）。并发回收阶段运行的时间长短取决于回收集的大小。
初始引用更新（Initial Update Reference）：并发回收阶段复制对象结束后，还需要把堆中所有指向旧对象的引用修正到复制后的新地址，这个操作称为引用更新。引用更新的初始化阶段实际上并未做什么具体的处理，设立这个段只是为了建立一个线程集合点，确保所有并发回收阶段中进行的收集器线程都已完成分配给它们的对象移动任务而已。初始引用更新时间很短，会产生一个非常短暂的停顿。
并发引用更新（Concurrent Update Reference）：真正开始进行引用更新操作，这个阶段是与用户线程一起并发的，时间长短取决于内存中涉及的引用数量的多少。并发引用更新与并发标记不同，它不再需要沿着对象图来搜索，只需要按照内存物理地址的顺序，线性地搜索出引用类型，把旧值改为新值即可。
最终引用更新（Final Update Reference）：解决了堆中的引用更新后，还要修正存在于GC Roots中的引用。这个阶段是Shenandoah的最后一次停顿，停顿时间只与GC Roots的数量相关。
并发清理（Concurrent Cleanup）：经过并发回收和引用更新之后，整个回收集中所有的Region已再无存活对象，这些Region都变成Immediate Garbage Regions了，最后再调用一次并发清理过程来回收这些Region的内存空间，供以后新对象分配使用。
以上对Shenandoah收集器这九个阶段的工作过程的描述可能拆分得略为琐碎，读者只要抓住其中三个最重要的并发阶段（并发标记、并发回收、并发引用更新），就能比较容易理清Shenandoah是如何运作的了。图3-16[5]中黄色的区域代表的是被选入回收集的Region，绿色部分就代表还存活的对象，蓝色就是用户线程可以用来分配对象的内存Region了。图3-16中不仅展示了Shenandoah三个并发阶段的工作过程，还能形象地表示出并发标记阶段如何找出回收对象确定回收集，并发回收阶段如何移动回收集中的存活对象，并发引用更新阶段如何将指向回收集中存活对象的所有引用全部修正，此后回收集便不存在任何引用可达的存活对象了。
转发指针（Forwarding Pointer，也常被称为Indirection Pointer）来实现对象移动与用户程序并发的一种解决方案。此前，要做类似的并发操作，通常是在被移动对象原有的内存上设置保护陷阱（Memory Protection Trap），一旦用户程序访问到归属于旧对象的内存空间就会产生自陷中段，进入预设好的异常处理器中，再由其中的代码逻辑把访问转发到复制后的新对象上。虽然确实能够实现对象移动与用户线程并发，但是如果没有操作系统层面的直接支持，这种方案将导致用户态频繁切换到核心态[6]，代价是非常大的，不能频繁使用[7]。
Brooks提出的新方案不需要用到内存保护陷阱，而是在原有对象布局结构的最前面统一增加一个新的引用字段，在正常不处于并发移动的情况下，该引用指向对象自己，如图3-17所示。从结构上来看，Brooks提出的转发指针与某些早期Java虚拟机使用过的句柄定位（关于对象定位详见第2章）有一些相似之处，两者都是一种间接性的对象访问方式，差别是句柄通常会统一存储在专门的句柄池中，而转发指针是分散存放在每一个对象头前面。
有了转发指针之后，有何收益暂且不论，所有间接对象访问技术的缺点都是相同的，也是非常显著的——每次对象访问会带来一次额外的转向开销，尽管这个开销已经被优化到只有一行汇编指令的程度，譬如以下所示：
mov r13,QWORD PTR [r12+r14*8-0x8]
不过，毕竟对象定位会被频繁使用到，这仍是一笔不可忽视的执行成本，只是它比起内存保护陷阱的方案已经好了很多。转发指针加入后带来的收益自然是当对象拥有了一份新的副本时，只需要修改一处指针的值，即旧对象上转发指针的引用位置，使其指向新对象，便可将所有对该对象的访问转
发到新的副本上。这样只要旧对象的内存仍然存在，未被清理掉，虚拟机内存中所有通过旧引用地址
问的代码便仍然可用，都会被自动转发到新对象上继续工作，如图3-18所示。需要注意，Brooks形式的转发指针在设计上决定了它是必然会出现多线程竞争问题的，如果收集器线程与用户线程发生的只是并发读取，那无论读到旧对象还是新对象上的字段，返回的结果都应该是一样的，这个场景还可以有一些“偷懒”的处理余地；但如果发生的是并发写入，就一定必须保证写操作只能发生在新复制的对象上，而不是写入旧对象的内存中。
转发指针另一点必须注意的是执行频率的问题，尽管通过对象头上的Brooks Pointer来保证并发时原对象与复制对象的访问一致性，这件事情只从原理上看是不复杂的，但是“对象访问”这四个字的分量是非常重的，对于一门面向对象的编程语言来说，对象的读取、写入，对象的比较，为对象哈希值计算，用对象加锁等，这些操作都属于对象访问的范畴，它们在代码中比比皆是，要覆盖全部对象访问操作，Shenandoah不得不同时设置读、写屏障去拦截。
RedHat官方在2016年所发表的Shenandoah实现论文中给出的应用实测数据，测试内容是使用ElasticSearch对200GB的维基百科数据进行索引，2016年做该测试时的Shenandoah并没有完全达成预定目标，停顿时间比其他几款收集器确实有了质的飞跃，但也并未实现最大停顿时间控制在十毫秒以内的目标，而吞吐量方面则出现了很明显的下降，其总运行时间是所有测试收集器中最长的。读者可以从这个官方的测试结果来对Shenandoah的弱项（高运行负担使得吞吐量下降）和强项（低延迟时间）建立量化的概念，并对比一下稍后介绍的ZGC的测试结果。
该论文是以2014～2015年间最初版本的Shenandoah为测试对象，在2017年，Christine Flood在JavaOne的演讲中，进行了相同测试Shenandoah的运行时间已经优化到335秒。相信在读者阅读到这段文字时，Shenandoah的实际表现在多数应用中均会优于结果中反映的水平。
ZGC收集器
ZGC（“Z”并非什么专业名词的缩写，这款收集器的名字就叫作Z Garbage Collector）是一款在JDK 11中新加入的具有实验性质[1]的低延迟垃圾收集器，是由Oracle公司研发的。2018年Oracle创建了JEP 333将ZGC提交给OpenJDK，推动其进入OpenJDK 11的发布清单之中。
ZGC和Shenandoah的目标是高度相似的，都希望在尽可能对吞吐量影响不太大的前提下[2]，实现在任意堆内存大小下都可以把垃圾收集的停顿时间限制在十毫秒以内的低延迟。
ZGC收集器是一款基于Region内存布局的，（暂时）不设分代的，使用了读屏障、染色指针和内存多重映射等技术来实现可并发的标记-整理算法的，以低延迟为首要目标的一款垃圾收集器。
首先从ZGC的内存布局说起。与Shenandoah和G1一样，ZGC也采用基于Region的堆内存布局，但与它们不同的是，ZGC的Region（在一些官方资料中将它称为Page或者ZPage，本章为行文一致继续称为Region）具有动态性——动态创建和销毁，以及动态的区域容量大小。在x64硬件平台下ZGC的Region可以具有如图3-19所示的大、中、小三类容量：
小型Region（Small Region）：容量固定为2MB，用于放置小于256KB的小对象。
中型Region（Medium Region）：容量固定为32MB，用于放置大于等于256KB但小于4MB的对象。
大型Region（Large Region）：容量不固定，可以动态变化，但必须为2MB的整数倍，用于放置4MB或以上的大对象。每个大型Region中只会存放一个大对象，这也预示着虽然名字叫作“大型Region”，但它的实际容量完全有可能小于中型Region，最小容量可低至4MB。大型Region在ZGC的实现中是不会被重分配（重分配是ZGC的一种处理动作，用于复制对象的收集器阶段，稍后会介绍到）的，因为复制一个大对象的代价非常高昂。
ZGC收集器有一个标志性的设计是它采用的染色指针技术（Colored Pointer，其他类似的技术中可能将它称为Tag Pointer或者Version Pointer）。
染色指针是一种直接将少量额外的信息存储在指针上的技术，可是为什么指针本身也可以存储额外信息呢？在64位系统中，理论可以访问的内存高达16EB（2的64次幂）字节。实际上，基于需求（用不到那么多内存）、性能（地址越宽在做地址转换时需要的页表级数越多）和成本（消耗更多晶体管）的考虑，在AMD64架构中只支持到52位（4PB）的地址总线和48位（256TB）的虚拟地址空间，所以目前64位的硬件实际能够支持的最大内存只有256TB。此外，操作系统一侧也还会施加自己的约束，64位的Linux则分别支持47位（128TB）的进程虚拟地址空间和46位（64TB）的物理地址空间，64位的Windows系统甚至只支持44位（16TB）的物理地址空间。
尽管Linux下64位指针的高18位不能用来寻址，但剩余的46位指针所能支持的64TB内存在今天仍然能够充分满足大型服务器的需要。鉴于此，ZGC的染色指针技术继续盯上了这剩下的46位指针宽度，将其高4位提取出来存储四个标志信息。通过这些标志位，虚拟机可以直接从指针中看到其引用对象的三色标记状态、是否进入了重分配集（即被移动过）、是否只能通过finalize()方法才能被访问到，如图3-20所示。当然，由于这些标志位进一步压缩了原本就只有46位的地址空间，也直接导致ZGC能够管理的内存不可以超过4TB（2的42次幂）。
染色指针的三大优势：
染色指针可以使得一旦某个Region的存活对象被移走之后，这个Region立即就能够被释放和重用掉，而不必等待整个堆中所有指向该Region的引用都被修正后才能清理。这点相比起Shenandoah是一个颇大的优势，使得理论上只要还有一个空闲Region，ZGC就能完成收集，而Shenandoah需要等到引用更新阶段结束以后才能释放回收集中的Region，这意味着堆中几乎所有对象都存活的极端情况，需要1∶1复制对象到新Region的话，就必须要有一半的空闲Region来完成收集。至于为什么染色指针能够导致这样的结果，笔者将在后续解释其“自愈”特性的时候进行解释。
染色指针可以大幅减少在垃圾收集过程中内存屏障的使用数量，设置内存屏障，尤其是写屏障的目的通常是为了记录对象引用的变动情况，如果将这些信息直接维护在指针中，显然就可以省去一些专门的记录操作。实际上，到目前为止ZGC都并未使用任何写屏障，只使用了读屏障（一部分是染色指针的功劳，一部分是ZGC现在还不支持分代收集，天然就没有跨代引用的问题）。内存屏障对程序运行时性能的损耗在前面章节中已经讲解过，能够省去一部分的内存屏障，显然对程序运行效率是大有裨益的，所以ZGC对吞吐量的影响也相对较低。
染色指针可以作为一种可扩展的存储结构用来记录更多与对象标记、重定位过程相关的数据，以便日后进一步提高性能。现在Linux下的64位指针还有前18位并未使用，它们虽然不能用来寻址，却可以通过其他手段用于信息记录。如果开发了这18位，既可以腾出已用的4个标志位，将ZGC可支持的最大堆内存从4TB拓展到64TB，也可以利用其余位置再存储更多的标志，譬如存储一些追踪信息来让垃圾收集器在移动对象时能将低频次使用的对象移动到不常访问的内存区域。
ZGC的运作过程大致可划分为以下四个大的阶段。全部四个阶段都是可以并发执行的，仅是两个阶段中间会存在短暂的停顿小阶段。
并发标记（Concurrent Mark）：与G1、Shenandoah一样，并发标记是遍历对象图做可达性分析的阶段，前后也要经过类似于G1、Shenandoah的初始标记、最终标记（尽管ZGC中的名字不叫这些）的短暂停顿，而且这些停顿阶段所做的事情在目标上也是相类似的。与G1、Shenandoah不同的是，ZGC的标记是在指针上而不是在对象上进行的，标记阶段会更新染色指针中的Marked 0、Marked 1标志位。
并发预备重分配（Concurrent Prepare for Relocate）：这个阶段需要根据特定的查询条件统计得出本次收集过程要清理哪些Region，将这些Region组成重分配集（Relocation Set）。重分配集与G1收集器的回收集（Collection Set）还是有区别的，ZGC划分Region的目的并非为了像G1那样做收益优先的增量回收。相反，ZGC每次回收都会扫描所有的Region，用范围更大的扫描成本换取省去G1中记忆集的维护成本。因此，ZGC的重分配集只是决定了里面的存活对象会被重新复制到其他的Region中，里面的Region会被释放，而并不能说回收行为就只是针对这个集合里面的Region进行，因为标记过程是针对全堆的。此外，在JDK 12的ZGC中开始支持的类卸载以及弱引用的处理，也是在这个阶段中完成的。
并发重分配（Concurrent Relocate）：重分配是ZGC执行过程中的核心阶段，这个过程要把重分配集中的存活对象复制到新的Region上，并为重分配集中的每个Region维护一个转发表（Forward Table），记录从旧对象到新对象的转向关系。得益于染色指针的支持，ZGC收集器能仅从引用上就明确得知一个对象是否处于重分配集之中，如果用户线程此时并发访问了位于重分配集中的对象，这次访问将会被预置的内存屏障所截获，然后立即根据Region上的转发表记录将访问转发到新复制的对象上，并同时修正更新该引用的值，使其直接指向新对象，ZGC将这种行为称为指针的“愈”（SelfHealing）能力。这样做的好处是只有第一次访问旧对象会陷入转发，也就是只慢一次，对比Shenandoah的Brooks转发指针，那是每次对象访问都必须付出的固定开销，简单地说就是每次都慢，因此ZGC对用户程序的运行时负载要比Shenandoah来得更低一些。还有另外一个直接的好处是由于染色指针的存在，一旦重分配集中某个Region的存活对象都复制完毕后，这个Region就可以立即释放用于新对象的分配（但是转发表还得留着不能释放掉），哪怕堆中还有很多指向这个对象的未更新指针也没有关系，这些旧指针一旦被使用，它们都是可以自愈的。
并发重映射（Concurrent Remap）：重映射所做的就是修正整个堆中指向重分配集中旧对象的所有引用，这一点从目标角度看是与Shenandoah并发引用更新阶段一样的，但是ZGC的并发重映射并不是一个必须要“迫切”去完成的任务，因为前面说过，即使是旧引用，它也是可以自愈的，最多只是第一次使用时多一次转发和修正操作。重映射清理这些旧引用的主要目的是为了不变慢（还有清理结束后可以释放转发表这样的附带收益），所以说这并不是很“迫切”。因此，ZGC很巧妙地把并发重映射阶段要做的工作，合并到了下一次垃圾收集循环中的并发标记阶段里去完成，反正它们都是要遍历所有对象的，这样合并就节省了一次遍历对象图[9]的开销。一旦所有指针都被修正之后，原来记录新旧对象关系的转发表就可以释放掉了。