垃圾收集的第一步是识别哪些对象已死，两种方法：
判断对象已死1：引用计数法
当一个对象被引用时，使它的引用计数器加1，当引用失效，计数器减1，当对象的引用为0，说明对象已死。这个方法理解起来非常简单，但是JAVA虚拟机没有采用这种方式，因为它有一个大BUG：
A a = new A();// A实例引用+1
B b = new B();// B实例引用+1
a.field = b;// B实例引用+1
b.filed = a;// A实例引用+1
a = null;// A实例引用-1
b = null;// B实例引用-1当这段代码执行结束时，A和B的实例各自都还有1个引用，是它们互相引用的，虚拟机已经无法访问到它们了，却不能通知GC清除它们。
判断对象已死2：可达性分析法
虚拟机将所有对象变成树形结构，根节点被成为GC Roots，每个节点就是一个对象，只要这个对象最终能追溯到根节点，说明它是活着的，否则它就死了。
能作为GC Root的对象都是引用对象，它们存在于：
1. 虚拟机栈的本地变量表
2. 虚拟机栈中JNI（即Native方法）引用的变量
3. 方法区（JAVA8成为元空间）中的静态属性或常量引用对象
JAVA中的引用分为四种：
强引用
Object obj = new Object()
这是我们平时最经常使用的引用，只要引用还在，没有被置null或者指向别的地址，那么这个对象就永远不会被回收
软引用
SoftReference JVM会在内存溢出前对软引用对象进行回收，一般用来做内存敏感型的缓存
弱引用
WeakReference强度与软引用更弱一些，只能生存到下一次GC之前，意思是当垃圾收集器工作时，无论当前的内存是否充足，都会回收掉只被弱引用关联的对象
虚引用
PhantomReference 名字叫做幽灵引用 or 幻影引用，好像没啥用处啊，因为甚至都不能通过幻影应用获得到它关联的对象。
再给你最后的机会 —— 二次标记
现在通过可达性分析法可以知道一个对象是不是存活了，那是不是每次GC都会直接把死掉的对象扔掉呢，不一定。
如果一个死亡的对象没有实现finalize方法，或者finalize方法已经被调用过一次了，它会被直接标记为可以回收
否则对象会被放入F-Queue队列，之后虚拟机会自动建立一个优先级很低的线程去执行队列中对象的finalize方法，这里的执行并不保证会完整的执行整个方法，只是触发一下，这是为了防止某个对象的finalize方法执行时间过长甚至死循环，这就要耽误GC的大事了，如果在finalize方法中，这个本来死掉的对象又跟GC Roots关联上了，那就是起死回生了
紧接着虚拟机对F-Queue中的对象做第二次标记，把那些依然处于死亡状态的对象打上回收标记，然后就开始清理死亡对象了。
有一个重点容易被忽略的是，finalize方法最多执行一次，一个对象第一次通过这个方法复活之后，再次死亡了会被直接标记为辣鸡，不会再放入F-Queue队列，因为虚拟机知道它的finalize方法已经执行过一次了
方法区的内存回收
这一块的内存回收主要针对：无用的类定义信息，无用的常量
无用的常量：这个的判断与对象是否死亡的判断类似，不再赘述
无用的类定义：需要满足已下三个条件
1. 所有的实例都被回收
2. 加载该类的ClassLoader被回收
3. 没有地方引用类对应的java.lang.Class对象，也没有使用反射访问该类的方法、属性等
HotSpot虚拟机提供了-Xnoclassgc参数可以让虚拟机不要回收无用类
现在我们可以甄别哪些对象要回收了，具体怎么删掉这些辣鸡还是有讲究的，假如我们把内存想象成一个数组，0表示空，1表示存活对象，4表示可回收的对象。有以下三种算法：
Mark-Sweep 标记清除算法
回收前（已经打好标记了）：
0114000144001111444111000
回收后：
0110000100001111000111000
这个方法肥肠简单粗暴，但是缺点很明显：
1. 是可用的内存变得很碎，比较难找到大块的连续空间，当有大对象找不到连续空间放的时候，会导致提前触发下一次垃圾收集。
2. 因为内存很碎，清除步骤的效率低，一个对象一个对象一块内存一块内存地去清。
Copying 复制算法
为了解决标记清除算法的问题，就有复制算法了，把可用内存平均分成两块，一块空着，一块放东西
回收前：
第一块：0000000000
第二块：1441100014
回收第一步：把活着的对象挪到空的那块去，从头按顺序放
第一块：1111000000
第二块：1441100014（保持原样）
回收第二步：把原来放东西那块全部清除：
第一块：1111000000
第二块： 000000000
实现简单，运行高效，不会有碎片，但是也有两个不好
1是存活对象的内存地址会变化，那说明引用对象保存的地址要变，或者句柄池里的地址得变
2是最大的弊端，只有一半的内存空间可以用，太浪费了
对于新生代基本都用的这种算法（新生代老年代啥的后面会提到），只是虚拟机肯定不会这么傻，因为绝大部分对象是“朝生夕死”的，所以分配初始空间的区域要大，而留给存活对象的空间可以比它小得多，因此HotSpot将内存分为一个较大的Eden区和两个较小的Survivor区，每次使用Eden和其中一个Survivor，GC时把存活对象放到另一个Survivor，清空Eden原来的Survivor，然后继续使用Eden和目前存放存活对象的Survivor。HotSpot默认Eden和Survivor的比例是8:1，就是说任何时候新生代中可用的内存是90%。那其实也会有个问题，如果存活的对象超过Survivor区域了怎么办，这时候就需要老年代进行分配担保Handle Promotion。
Mark-Compact 标记整理算法
从之前的结论看来，HotSpot支持的复制算法已经很不错了，但是如果对象的存活率比较高甚至是100%，就要进行大量的复制操作，Survivor区不够放的话还要从其他区域（老年代）进行分配担保，肥肠麻烦，所以针对老年代的内存回收，这种算法不合适。标记整理算法就出来了，它跟标记清除很像，但是用巧妙的方法避免了内存碎片。
回收前（已经打好标记了）：
0114000144001111444111000
整理（把所有存活的对象往一边挪）：
1111111111（边缘）040004400444000
清理（把边缘外面的对象全部清除）：
1111111111（边缘）00000000000000
Generation Collection 分代收集
这不是一种收集算法，只是将内存分成新生代和老年代，这样可以针对各自不同的特点选用不同的算法，更加合理。
新生代里绝大部分的对象是朝生夕死的，所以适合使用复制算法
而老年代里的对象存活率很高，所以适合使用标记-清理或者标记-整理算法
JVM在进行垃圾收集时还有一些其他需要注意的地方，大致过一下：
枚举根节点
可达性分析的时候，要逐个检查GC Roots的引用，如果直接去方法区和栈里面一个一个查会很耗费时间，并且这个过程必须Stop The World，因为如果JVM一边检查着，对象的引用状态还在不停变化着，检查结果就会不准确，所以必须想办法减少这个时间，最好JVM可以直接知道哪些地方存着引用对象。
HotSpot虚拟机通过OopMap达到这个目的，在类加载完成以及在JIT编译过程中，HotSpot JVM就把方法区或栈或寄存器中哪些位置放了引用记录到OopMap中，GC扫描时就可以直接知道这些信息了。
关于寄存器：CPU执行运算时的数据, 需要从内存里载入寄存器中, 运算完再从寄存器存入内存, 对象的地址也要经过这么个过程，所以有的时候对象的地址是在寄存器，而不在JVM内存里
Safe Point 安全点
上面说到，GC要发生时，很有必要通过OopMap快速的枚举GC Roots，那么什么时候维护OopMap呢，一个是类加载完的时候，这时候是维护方法区的OopMap，还有就是代码执行过程中，需要维护栈的OopMap，但是，会导致引用变化的代码实在太多太频繁了，如果每次遇到这样的代码就要维护OopMap，代价太大了，所以出现了安全点，当线程执行到安全点，就去检查是不是在GC，如果是，就把自己停下，然后更新自己的 OopMap ，记下栈上哪些位置代表着引用。刚刚说的这种STW（Stop The World）的方式叫做主动式中断，就是线程到安全点之后主动检查GC的标志位，这种方法也是JVM采纳的方法。还有一种叫做抢先式中断，JVM强行停止所有线程，然后检查各个线程是不是在安全点上，如果不在，就恢复让它继续执行直到安全点，听起来就不靠谱的样子。
安全点不能太多，太多了影响性能，也不能太少，太少了会导致GC发生时等待线程执行到安全点要等很久。
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以Hotspot为例，简单的说明一下什么地方会放置safepoint：
1、理论上，在解释器的每条字节码的边界都可以放一个safepoint，不过挂在safepoint的调试符号信息要占用内存空间，如果每条机器码后面都加safepoint的话，需要保存大量的运行时数据，所以要尽量少放置safepoint，在safepoint会生成polling代码询问VM是否要“进入safepoint”，polling操作也是有开销的，polling操作会在后续解释。
2、通过JIT编译的代码里，会在所有方法的返回之前，以及所有非counted loop的循环（无界循环）回跳之前放置一个safepoint，为了防止发生GC需要STW时，该线程一直不能暂停。另外，JIT编译器在生成机器码的同时会为每个safepoint生成一些“调试符号信息”，为GC生成的符号信息是OopMap，指出栈上和寄存器里哪里有GC管理的指针。
Safe Region 安全区域
程序执行时，在不长的时间里就会遇到可进入GC的安全点，但如果线程没有分配cpu时间，比如线程处于sleep或blocked状态，就无法走到安全点去挂起。Safe Region解决了这一问题。
安全区域是指在一段代码片段中，引用关系不会发生变化，在该区域的任何地方发生GC都是安全的。当代码执行到安全区域时，首先标识自己已经进入了安全区域，那样如果在这段时间里JVM发起GC，就不用管标示自己在安全区域的那些线程了，在线程离开安全区域时，会检查系统是否正在执行GC，如果是，就等到GC完成后再离开安全区域。
这里其实每太明白，意思是能使线程处于sleep或者blocked的代码一定是会被JVM标记为安全区域的吗？所以当线程醒过来继续执行时就会判断是不是在GC？
RememberedSet
新生代Minor GC发生得非常频繁。GC过程是这样的：首先枚举根节点。根节点有可能在新生代中，也有可能在老年代中。这里由于我们只想收集新生代（换句话说，不想收集老年代，因为不是Major GC），所以没有必要对位于老年代的 GC Roots 做全面的可达性分析。但问题是，确实可能存在位于老年代的某个 GC Root，它引用了新生代的某个对象，这个对象你是不能清除的。那怎么办呢？
仍然是拿空间换时间的办法。事实上，对于位于不同年代对象之间的引用关系，虚拟机会在程序运行过程中给记录下来。对应上面所举的例子，“老年代对象引用新生代对象”这种关系，会在引用关系发生时，在新生代边上专门开辟一块空间记录下来，这就是 RememberedSet。所以新生代的GC Roots + RememberedSet ，才是新生代收集时真正的 GC Roots 。然后就可以以此为据，在新生代上做可达性分析，进行垃圾回收。
我们知道， G1 收集器使用的是化整为零的思想，把一块大的内存划分成很多个域（ Region ）。但问题是，难免有一个 Region 中的对象引用另一个 Region 中对象的情况。为了达到可以以 Region 为单位进行垃圾回收的目的， G1 收集器也使用了 RememberedSet 这种技术，在各个 Region 上记录自家的对象被外面对象引用的情况。