一、对象已死吗？
在堆里面有着几乎所有的对象实例，垃圾收集器在进行回收之前，首先确定这些对象之中哪些还“存活”，哪些已“死去”（即不可能再被任何途径使用的对象）。
1、引用计数法
引用计数法（reference counting）。它的做法是为每个对象添加一个引用计数器，用来统计指向该对象的引用个数。一旦某个对象的引用计数器为 0，则说明该对象已经死亡，便可以被回收了。
如果有一个引用，被赋值为某一对象，那么将该对象的引用计数器 +1。如果一个指向某一对象的引用，被赋值为其他值，那么将该对象的引用计数器 -1。也就是说，我们需要截获所有的引用更新操作，并且相应地增减目标对象的引用计数器。
虽然引用计数法实现简单、判定效率很高，在大部分情况下它都是一个不错的算法。但是，至少主流的 Java 虚拟机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。
举个例子，假设对象 a 与 b 相互引用，除此之外没有其他引用指向 a 或者 b。在这种情况下，a 和 b 实际上已经死了，但由于它们的引用计数器皆不为 0，在引用计数法的心中，这两个对象还活着。因此，这些循环引用对象所占据的空间将不可回收，从而造成了内存泄露。
2、可达性分析
目前 Java 虚拟机的主流垃圾回收器采取的是可达性分析算法。这个算法的实质在于将一系列 GC Roots 作为初始的存活对象合集（live set），然后从该合集出发，开始向下探索，探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（用图论的话来说，就是从 GC Roots 到这个对象不可达）时，则证明此对象是不可用的。如下图所示，对象 object5、object6、object7 虽然互相有关联，但是它们到 GC Roots 是不可达的，所以它们将会判定为是可回收的对象。
那么什么是 GC Roots 呢？我们可以暂时理解为由堆外指向堆内的引用，一般而言，GC Roots 包括（但不限于）如下几种：
- 虚拟机栈（栈帧中的本地变量表）中引用的对象。
- 方法区中类静态属性引用的对象。
- 方法区中常量引用的对象。
- 本地方法栈中 JNI （即一般说的 Native 方法）引用的对象。
3、引用的几种方式
在 JDK 1.2 以前，Java 中的引用定义很传统：如果 reference 类型的数据中存储的数值代表的另外一块内存的起始地址，就称这块内存代表着一个引用，这种定义很纯粹，但是太过险隘，一个对象在这种定义下只有被引用或没有被引用两种状态。我们希望能描述这样一类对象：当内存空间还足够时，则能保留在内存之中；如果内存空间在进行垃圾收集后还是非常紧张，则可以抛弃这些对象。很多系统的缓存功能都符合这样的应用场景。
在 JDK 1.2 之后，Java 对引用的概念进行了补充，将引用分为强引用（Strong Reference）、软引用（Soft Reference）、弱引用（Week Reference）、虚引用（Phantom Reference）4 种，这 4 种引用强度依次逐渐减弱。
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，只要强引用还在，垃圾收集器永远不会回收掉被引用的对象。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。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。虚引用也称为幻引用，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。
二、垃圾收集算法
1、标记-清除算法
标记-清除（Mark-Sweep）算法是最基础的收集算法，之所以说它是最基础的收集算法，是因为后续的收集的算法都是基于这种思路并对其不足进行改进而得到的。
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的对象时，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。
该算法执行过程如下图：
2、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。新生代中划分成 Eden 区、From Survivor 区、To Survivor 区，默认比例 8:1:1,当回收时，将 From Survivor 存活着的对象一次性复制到另一块 To Survivor 空间上，最后清理掉刚才用过的 Survivor 空间，这样只浪费了 10% 的内存，当 Survivor 空间不够用时，需要依赖其它内存（这里指老年代）进行分配担保。
该算法执行过程如下图：
3、标记-整理算法
复制收集算法在对象存活率较高时就要进行较多的复制操作，效率将会变低。更关键的是，如果不想浪费 50% 的空间，就需要有额外的空间进行分配担保，以应对被使用的内存中所有对象都 100% 存活的极端情况，所以在老年代一般不能直接选用这种算法。
根据老年代的特点，有人提出了另外一种 “标记-整理（Mark-Compact）” 算法,标记过程仍然与 “标记-清除算法” 一样，但后续步骤不是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，然后直接清理掉边界以外的内存。
该算法执行过程如下图：
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” （Generation Collection）算法，只是根据对象存活周期的不同将内存划分几块。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，只需要付出少量的存活对象的复制成本就可以完成收集。而老年代中因为对象存活率较高、没有额外空间进行分配担保，就必须使用 “标记-清理” 或 “标记-整理” 算法进行回收。
三、HotSpot 的算法实现
虽然上面的可达性分析的算法本身很简明，但是在实践中还是有不少其他问题需要解决的。
比如说，在多线程环境下，其他线程可能会更新已经访问过的对象中的引用，从而造成误报（将引用设置为 null）或者漏报（将引用设置为未被访问过的对象）。
误报并没有什么伤害，Java 虚拟机至多损失了部分垃圾回收的机会。漏报则比较麻烦，因为垃圾回收器可能回收事实上仍被引用的对象内存。一旦从原引用访问已经被回收了的对象，则很有可能会直接导致 Java 虚拟机崩溃。
如何解决呢？请继续往下看：
1、Stop-the-world
在 Java 虚拟机里，传统的垃圾回收算法采用的是一种简单粗暴的方式，那便是 Stop-the-world，停止其他非垃圾回收线程的工作，直到完成垃圾回收。这也就造成了垃圾回收所谓的暂停时间（GC pause）。
Java 虚拟机中的 Stop-the-world 是通过安全点（safepoint）机制来实现的。当 Java 虚拟机收到 Stop-the-world 请求，它便会等待所有的线程都到达安全点，才允许请求 Stop-the-world 的线程进行独占的工作。
当然，安全点的初始目的并不是让其他线程停下，而是找到一个稳定的执行状态。在这个执行状态下，Java 虚拟机的堆栈不会发生变化。这么一来，垃圾回收器便能够“安全”地执行可达性分析。
2、安全点
举个例子，当 Java 程序通过 JNI 执行本地代码时，如果这段代码不访问 Java 对象、调用 Java 方法或者返回至原 Java 方法，那么 Java 虚拟机的堆栈不会发生改变，也就代表着这段本地代码可以作为同一个安全点。
只要不离开这个安全点，Java 虚拟机便能够在垃圾回收的同时，继续运行这段本地代码。
由于本地代码需要通过 JNI 的 API 来完成上述三个操作，因此 Java 虚拟机仅需在 API 的入口处进行安全点检测（safepoint poll），测试是否有其他线程请求停留在安全点里，便可以在必要的时候挂起当前线程。
除了执行 JNI 本地代码外，Java 线程还有其他几种状态：解释执行字节码、执行即时编译器生成的机器码和线程阻塞。阻塞的线程由于处于 Java 虚拟机线程调度器的掌控之下，因此属于安全点。
其他几种状态则是运行状态，需要虚拟机保证在可预见的时间内进入安全点。否则，垃圾回收线程可能长期处于等待所有线程进入安全点的状态，从而变相地提高了垃圾回收的暂停时间。
对于解释执行来说，字节码与字节码之间皆可作为安全点。Java 虚拟机采取的做法是，当有安全点请求时，执行一条字节码便进行一次安全点检测。
执行即时编译器生成的机器码则比较复杂。由于这些代码直接运行在底层硬件之上，不受 Java 虚拟机掌控，因此在生成机器码时，即时编译器需要插入安全点检测，以避免机器码长时间没有安全点检测的情况。HotSpot 虚拟机的做法便是在生成代码的方法出口以及非计数循环的循环回边（back-edge）处插入安全点检测。
那么为什么不在每一条机器码或者每一个机器码基本块处插入安全点检测呢？原因主要有两个：
- 安全点检测本身也有一定的开销。不过 HotSpot 虚拟机已经将机器码中安全点检测简化为一个内存访问操作。在有安全点请求的情况下，Java 虚拟机会将安全点检测访问的内存所在的页设置为不可读，并且定义一个 segfault 处理器，来截获因访问该不可读内存而触发 segfault 的线程，并将它们挂起。
- 即时编译器生成的机器码打乱了原本栈桢上的对象分布状况。在进入安全点时，机器码还需提供一些额外的信息，来表明哪些寄存器，或者当前栈帧上的哪些内存空间存放着指向对象的引用，以便垃圾回收器能够枚举 GC Roots。
由于这些信息需要不少空间来存储，因此即时编译器会尽量避免过多的安全点检测。
不过，不同的即时编译器插入安全点检测的位置也可能不同。以 Graal 为例，除了上述位置外，它还会在计数循环的循环回边处插入安全点检测。其他的虚拟机也可能选取方法入口而非方法出口来插入安全点检测。
不管如何，其目的都是在可接受的性能开销以及内存开销之内，避免机器码长时间不进入安全点的情况，间接地减少垃圾回收的暂停时间。
除了垃圾回收之外，Java 虚拟机其他一些对堆栈内容的一致性有要求的操作也会用到安全点这一机制。我会在涉及的时侯再进行具体的讲解。
四、内存分配与回收策略
Java 虚拟机可以给不同代使用不同的回收算法。对于新生代，我们猜测大部分的 Java 对象只存活一小段时间，那么便可以频繁地采用耗时较短的垃圾回收算法，让大部分的垃圾都能够在新生代被回收掉。
对于老年代，我们猜测大部分的垃圾已经在新生代中被回收了，而在老年代中的对象有大概率会继续存活。当真正触发针对老年代的回收时，则代表这个假设出错了，或者堆的空间已经耗尽了。
这时候，Java 虚拟机往往需要做一次全堆扫描，耗时也将不计成本。（当然，现代的垃圾回收器都在并发收集的道路上发展，来避免这种全堆扫描的情况。）
下面针对新生代的 Minor GC 来看看 Java 虚拟机中的堆具体是怎么划分的。
1、Java 虚拟机的堆划分
前面提到，Java 虚拟机将堆划分为新生代和老年代。其中，新生代又被划分为 Eden 区，以及两个大小相同的 Survivor 区。
默认情况下，Java 虚拟机采取的是一种动态分配的策略（对应 Java 虚拟机参数 -XX:+UsePSAdaptiveSurvivorSizePolicy），根据生成对象的速率，以及 Survivor 区的使用情况动态调整 Eden 区和 Survivor 区的比例。
当然，你也可以通过参数 -XX:SurvivorRatio 来固定这个比例。但是需要注意的是，其中一个 Survivor 区会一直为空，因此比例越低浪费的堆空间将越高。
通常来说，当我们调用 new 指令时，它会在 Eden 区中划出一块作为存储对象的内存。由于堆空间是线程共享的，因此直接在这里边划空间是需要进行同步的。
否则，将有可能出现两个对象共用一段内存的事故。
解决办法是：每个线程可以向 Java 虚拟机申请一段连续的内存，比如 2048 字节，作为线程私有的 TLAB。这项技术被称之为 TLAB（Thread Local Allocation Buffer，对应虚拟机参数 -XX:+UseTLAB，默认开启）。
这个操作需要加锁，线程需要维护两个指针（实际上可能更多，但重要也就两个），一个指向 TLAB 中空余内存的起始位置，一个则指向 TLAB 末尾。
接下来的 new 指令，便可以直接通过指针加法（bump the pointer）来实现，即把指向空余内存位置的指针加上所请求的字节数。
如果加法后空余内存指针的值仍小于或等于指向末尾的指针，则代表分配成功。否则，TLAB 已经没有足够的空间来满足本次新建操作。这个时候，便需要当前线程重新申请新的 TLAB。
当 Eden 区的空间耗尽了怎么办？这个时候 Java 虚拟机便会触发一次 Minor GC，来收集新生代的垃圾。存活下来的对象，则会被送到 Survivor 区。
前面提到，新生代共有两个 Survivor 区，我们分别用 from 和 to 来指代。其中 to 指向的 Survivior 区是空的。
当发生 Minor GC 时，Eden 区和 from 指向的 Survivor 区中的存活对象会被复制到 to 指向的 Survivor 区中，然后交换 from 和 to 指针，以保证下一次 Minor GC 时，to 指向的 Survivor 区还是空的。
Java 虚拟机会记录 Survivor 区中的对象一共被来回复制了几次。如果一个对象被复制的次数为 15（对应虚拟机参数 -XX:+MaxTenuringThreshold），那么该对象将被晋升（promote）至老年代。另外，如果单个 Survivor 区已经被占用了 50%（对应虚拟机参数 -XX:TargetSurvivorRatio），那么较高复制次数的对象也会被晋升至老年代。
总而言之，当发生 Minor GC 时，我们应用了标记 - 复制算法，将 Survivor 区中的老存活对象晋升到老年代，然后将剩下的存活对象和 Eden 区的存活对象复制到另一个 Survivor 区中。理想情况下，Eden 区中的对象基本都死亡了，那么需要复制的数据将非常少，因此采用这种标记 - 复制算法的效果极好。
Minor GC 的另外一个好处是不用对整个堆进行垃圾回收。但是，它却有一个问题，那就是老年代的对象可能引用新生代的对象。也就是说，在标记存活对象的时候，我们需要扫描老年代中的对象。如果该对象拥有对新生代对象的引用，那么这个引用也会被作为 GC Roots。
这样一来，岂不是又做了一次全堆扫描呢？
2、卡麦
HotSpot 给出的解决方案是一项叫做卡表（Card Table）的技术。该技术将整个堆划分为一个个大小为 512 字节的卡，并且维护一个卡表，用来存储每张卡的一个标识位。这个标识位代表对应的卡是否可能存有指向新生代对象的引用。如果可能存在，那么我们就认为这张卡是脏的。
在进行 Minor GC 的时候，我们便可以不用扫描整个老年代，而是在卡表中寻找脏卡，并将脏卡中的对象加入到 Minor GC 的 GC Roots 里。当完成所有脏卡的扫描之后，Java 虚拟机便会将所有脏卡的标识位清零。
由于 Minor GC 伴随着存活对象的复制，而复制需要更新指向该对象的引用。因此，在更新引用的同时，我们又会设置引用所在的卡的标识位。这个时候，我们可以确保脏卡中必定包含指向新生代对象的引用。
在 Minor GC 之前，我们并不能确保脏卡中包含指向新生代对象的引用。其原因和如何设置卡的标识位有关。
首先，如果想要保证每个可能有指向新生代对象引用的卡都被标记为脏卡，那么 Java 虚拟机需要截获每个引用型实例变量的写操作，并作出对应的写标识位操作。
这个操作在解释执行器中比较容易实现。但是在即时编译器生成的机器码中，则需要插入额外的逻辑。这也就是所谓的写屏障（write barrier，注意不要和 volatile 字段的写屏障混淆）。
写屏障需要尽可能地保持简洁。这是因为我们并不希望在每条引用型实例变量的写指令后跟着一大串注入的指令。
因此，写屏障并不会判断更新后的引用是否指向新生代中的对象，而是宁可错杀，不可放过，一律当成可能指向新生代对象的引用。
这么一来，写屏障便可精简为下面的伪代码。这里右移 9 位相当于除以 512，Java 虚拟机便是通过这种方式来从地址映射到卡表中的索引的。最终，这段代码会被编译成一条移位指令和一条存储指令。
CARD_TABLE [this address >> 9] = DIRTY;
虽然写屏障不可避免地带来一些开销，但是它能够加大 Minor GC 的吞吐率（ 应用运行时间 /(应用运行时间 + 垃圾回收时间) ）。总的来说还是值得的。不过，在高并发环境下，写屏障又带来了虚共享（false sharing）问题。
在介绍对象内存布局中我曾提到虚共享问题，讲的是几个 volatile 字段出现在同一缓存行里造成的虚共享。这里的虚共享则是卡表中不同卡的标识位之间的虚共享问题。
在 HotSpot 中，卡表是通过 byte 数组来实现的。对于一个 64 字节的缓存行来说，如果用它来加载部分卡表，那么它将对应 64 张卡，也就是 32KB 的内存。
如果同时有两个 Java 线程，在这 32KB 内存中进行引用更新操作，那么也将造成存储卡表的同一部分的缓存行的写回、无效化或者同步操作，因而间接影响程序性能。
为此，HotSpot 引入了一个新的参数 -XX:+UseCondCardMark，来尽量减少写卡表的操作。其伪代码如下所示：
if (CARD_TABLE [this address >> 9] != DIRTY)
CARD_TABLE [this address >> 9] = DIRTY;
五、JVM 中的垃圾回收器
针对新生代的垃圾回收器共有三个：Serial，Parallel Scavenge 和 Parallel New。这三个采用的都是标记 - 复制算法。其中，Serial 是一个单线程的，Parallel New 可以看成 Serial 的多线程版本。Parallel Scavenge 和 Parallel New 类似，但更加注重吞吐率。此外，Parallel Scavenge 不能与 CMS 一起使用。
针对老年代的垃圾回收器也有三个：刚刚提到的 Serial Old 和 Parallel Old，以及 CMS。Serial Old 和 Parallel Old 都是标记 - 压缩算法。同样，前者是单线程的，而后者可以看成前者的多线程版本。
CMS 采用的是标记 - 清除算法，并且是并发的。除了少数几个操作需要 Stop-the-world 之外，它可以在应用程序运行过程中进行垃圾回收。在并发收集失败的情况下，Java 虚拟机会使用其他两个压缩型垃圾回收器进行一次垃圾回收。由于 G1 的出现，CMS 在 Java 9 中已被废弃。
G1（Garbage First）是一个横跨新生代和老年代的垃圾回收器。实际上，它已经打乱了前面所说的堆结构，直接将堆分成极其多个区域。每个区域都可以充当 Eden 区、Survivor 区或者老年代中的一个。它采用的是标记 - 压缩算法，而且和 CMS 一样都能够在应用程序运行过程中并发地进行垃圾回收。
G1 能够针对每个细分的区域来进行垃圾回收。在选择进行垃圾回收的区域时，它会优先回收死亡对象较多的区域。这也是 G1 名字的由来。
