3 分配

3.1 鎖堆分配

當(dāng)所需要的空間大于512字節(jié)或者在已有的緩存中無法分配所需的大小，就會(huì)發(fā)生鎖堆分配，顧名思義，鎖堆分配需要獲取堆上的鎖，所以應(yīng)該盡量避免。

圖表 7 鎖堆分配

圖表7即是鎖堆分配的偽代碼，垃圾收集器首先檢測(cè)要分配的空間的大小，如果小于512字節(jié)或者在當(dāng)前緩存內(nèi)有足夠的空間進(jìn)行分配，則嘗試緩存分配；如果不能進(jìn)行緩存分配，或者緩存分配失敗，則會(huì)發(fā)生鎖堆。垃圾收集器開始在空閑鏈表中查詢可用的空間，如果找到滿足條件的空間，則在此空間內(nèi)進(jìn)行分配，并且將剩余的空間返回到空閑鏈表中。需要注意的是，如果剩余的空閑空間不足512字節(jié)加上頭信息大小（32位架構(gòu)上12字節(jié)，64架構(gòu)上24字節(jié)），那么就不會(huì)返回到空閑鏈表中，這些小的存儲(chǔ)空間就被稱為“暗物質(zhì)”。如果垃圾收集器無法找到滿足條件的空閑空間，就會(huì)發(fā)生分配失敗，開始進(jìn)行垃圾收集工作。垃圾收集結(jié)束之后，繼續(xù)在空閑鏈表中查找滿足需求的空間，如果依然無法找到，就會(huì)發(fā)生內(nèi)存溢出的錯(cuò)誤。無論對(duì)象是否分配成功，堆鎖都會(huì)被釋放。

3.1.1 小提示

在某些情況下，比如在很大的堆中，空閑鏈表是由大量的空閑存儲(chǔ)空間段組成，或者應(yīng)用頻繁的申請(qǐng)較大的存儲(chǔ)空間，鎖堆分配策略可能會(huì)存在問題。因?yàn)槊看味夹枰獜目臻e鏈表的頭開始查找滿足需求的空閑空間，效率相對(duì)較低，所以有了快速空閑鏈表查找算法來解決這個(gè)問題。

每次鎖堆分配嘗試查找鏈表時(shí)，都會(huì)收集以下數(shù)據(jù)：

· 在找到滿足需求的空間之前已經(jīng)在空閑鏈表中查找過的存儲(chǔ)段數(shù)量

· 在找到滿足需求的空間之前所查找的空閑段中的最大段的大小。也就是不能滿足需求的段的最大大小

當(dāng)找到滿足需求的空間之后，如果查找計(jì)數(shù)大于20，表示需要?jiǎng)?chuàng)建一個(gè)active hint指向空閑鏈表。然后，根據(jù)實(shí)際的需求來決定是從空閑鏈表頭開始查找，還是從active hint指向的位置開始查找，一旦在一個(gè)段中進(jìn)行了分配，active hint會(huì)被及時(shí)更新。

3.2 緩存分配

圖表 8 堆中的緩存段

緩存分配是針對(duì)小對(duì)象設(shè)計(jì)的高性能分配策略，線程預(yù)先從堆中分配一段空間，對(duì)象直接在這一段空間內(nèi)進(jìn)行分配，無需獲取堆的鎖，所以緩存分配的效率是極高的。如果滿足以下條件，就會(huì)進(jìn)行緩存分配：

· 對(duì)象小于512字節(jié)，或者

· 線程本地堆中有足夠的空間容納對(duì)象

圖表8是堆中緩存段的示意圖。緩存段又叫做線程本地堆（thread local heap，TLH）。當(dāng)垃圾收集器為一個(gè)線程分配線程本地堆時(shí)，使用鎖堆分配一段空間給該線程獨(dú)享使用。分配集合中對(duì)應(yīng)線程本地堆的比特位不會(huì)被設(shè)置，直到線程本地堆滿了，或者一輪垃圾收集工作開始的時(shí)候，才會(huì)被設(shè)置。為了提高分配線程本地堆的性能，垃圾收集器總是使用在空閑鏈表中找到的第一個(gè)空閑段，并且不大于40KB。

圖表 9 在緩存段中分配的對(duì)象

圖表9顯示的是在緩存段中分配的一些對(duì)象。在緩存段中，對(duì)象總是從段頂開始分配，這樣能夠比從段底分配更加高效。圖表9中還顯示了在分配集合中，并沒有設(shè)置緩存段的標(biāo)識(shí)位。直到緩存段滿了，或者一輪垃圾收集工作開始的時(shí)候，這些標(biāo)識(shí)位才會(huì)被設(shè)置。

4 垃圾收集

在鎖堆分配中如果發(fā)生了分配失敗，或者有對(duì)System.gc()的顯式調(diào)用，則會(huì)發(fā)生垃圾收集。調(diào)用System.gc()的線程或者發(fā)生分配失敗的線程負(fù)責(zé)進(jìn)行垃圾收集。首先，他獲取垃圾收集所需的鎖，然后掛起其他線程，再開始垃圾收集的三個(gè)階段的工作：標(biāo)識(shí)、清理以及壓縮階段（非必須的）。IBM JDK的垃圾收集是stop-the-world類型的，因?yàn)樵诶占^程中，所有的應(yīng)用線程都被掛起。

4.1 標(biāo)識(shí)階段

在標(biāo)識(shí)階段，所有的活動(dòng)對(duì)象都被標(biāo)識(shí)。因?yàn)椴豢傻竭_(dá)對(duì)象不太容易定位，所以要明確所有的可到達(dá)對(duì)象，那么余下的就是垃圾了。這個(gè)標(biāo)識(shí)所有可達(dá)到對(duì)象的過程也被稱作追蹤(tracing)。

被保存的寄存器、線程的執(zhí)行棧、類中的靜態(tài)域、本地或者全局的JNI引用，共同構(gòu)成了虛擬機(jī)的活動(dòng)狀態(tài)。虛擬機(jī)自身調(diào)用的函數(shù)都會(huì)生成一個(gè)C執(zhí)行棧上的一個(gè)幀。這個(gè)幀可能包含一些對(duì)象實(shí)例，可能是要賦值給本地變量的對(duì)象，也可能是來自調(diào)用者的調(diào)用參數(shù)。在追蹤階段，所有這些引用都是被同等對(duì)待的。垃圾收集器自頂?shù)降讙呙杳總€(gè)線程的棧，4字節(jié)為一組（在64位架構(gòu)上是8字節(jié)一組），垃圾收集器假設(shè)棧是4字節(jié)對(duì)齊的（在64位架構(gòu)上是8字節(jié)對(duì)齊的），然后檢查棧上每個(gè)4字節(jié)組是否是指向堆上的一個(gè)對(duì)象，有可能所指向的不是一個(gè)真正的對(duì)象，因?yàn)榭赡苤皇桥銮珊鸵粋€(gè)整數(shù)或者浮點(diǎn)數(shù)的存儲(chǔ)表示相同。垃圾收集器掃描線程棧，然后保守的處理他所找到的這些指針，只要這個(gè)指針指向一個(gè)對(duì)象地址，那么就假設(shè)他真的是一個(gè)對(duì)象引用，并且在垃圾收集的時(shí)候，不能移動(dòng)這個(gè)對(duì)象。如果滿足以下3個(gè)條件，這個(gè)槽位就被認(rèn)為是指向一個(gè)對(duì)象的指針：

1. 8字節(jié)對(duì)齊的

2. 位于堆的地址范圍內(nèi)

3. 對(duì)應(yīng)的分配比特位已經(jīng)設(shè)置為1

以這種方式被引用的對(duì)象就是根對(duì)象，根對(duì)象的dosed標(biāo)識(shí)位被設(shè)置，表示這個(gè)對(duì)象不能被移動(dòng)，只有在壓縮階段時(shí)，垃圾收集器才會(huì)設(shè)置dosed標(biāo)識(shí)位。從根對(duì)象開始，可以精確的追蹤其他被引用對(duì)象，因?yàn)槔占髦肋@些引用確實(shí)是真正指向?qū)ο蟮囊茫捎诳梢孕薷囊茫赃@些被引用的對(duì)象在壓縮階段可以被移動(dòng)。追蹤階段使用一個(gè)可以容納4KB條目的棧，所有的引用都被壓棧，同時(shí)，設(shè)置對(duì)應(yīng)的標(biāo)識(shí)比特位。首先，全部根對(duì)象被壓棧，然后再依次出棧，在出棧的過程中繼續(xù)追蹤。普通對(duì)象（非數(shù)組對(duì)象）通過mptr訪問類信息塊來追蹤被其引用的其他對(duì)象。一旦找到引用，并且被引用對(duì)象尚未被標(biāo)識(shí)，那么該對(duì)象就被標(biāo)識(shí)并且壓棧。

對(duì)于數(shù)組對(duì)象，垃圾收集器檢查每個(gè)條目，如果該對(duì)象尚未被標(biāo)識(shí)，則對(duì)其進(jìn)行標(biāo)識(shí)并且壓棧。為了避免標(biāo)識(shí)棧溢出，每次只處理數(shù)組的一部分內(nèi)容。

垃圾收集器重復(fù)以上過程，直到標(biāo)識(shí)棧為空。

4.1.1 標(biāo)識(shí)棧溢出

因?yàn)闃?biāo)識(shí)棧的大小是有限制的，所有有可能發(fā)生標(biāo)識(shí)棧溢出的問題。雖然這種問題發(fā)生的幾率非常小，但是當(dāng)發(fā)生標(biāo)識(shí)棧溢出時(shí)，對(duì)于垃圾收集的暫停時(shí)間有非常大的影響。

4.1.1.1 溢出集合

垃圾收集器需要一個(gè)能夠映射整個(gè)堆的比特位數(shù)組來記錄堆中未被追蹤的對(duì)象，就是FR_bits數(shù)組，該數(shù)組是為進(jìn)行增量壓縮（Incremental Compaction， IC）設(shè)置的，對(duì)于每個(gè)可能的引用槽位（在32位架構(gòu)上是4字節(jié)，在64位架構(gòu)上是8字節(jié)），有一個(gè)對(duì)應(yīng)的比特位。由于JVMObject頭信息不會(huì)包含任何引用信息，所以每個(gè)對(duì)象對(duì)應(yīng)的FR_bits數(shù)組中的前2個(gè)比特位是不被IC使用的，因此垃圾收集器使用FR_bits數(shù)組中的第1個(gè)冗余比特位實(shí)現(xiàn)溢出集合。

4.1.1.2 處理非系統(tǒng)堆對(duì)象的標(biāo)識(shí)棧溢出

當(dāng)線程嘗試將一個(gè)引用壓棧到標(biāo)識(shí)棧時(shí)，如果此時(shí)發(fā)現(xiàn)標(biāo)識(shí)棧已經(jīng)滿了，他會(huì)向自己的本地標(biāo)識(shí)隊(duì)列發(fā)布一個(gè)任務(wù)。如果發(fā)布動(dòng)作失敗了，線程會(huì)設(shè)置這個(gè)引用對(duì)象對(duì)應(yīng)的FR_bits數(shù)組，以表示發(fā)生了標(biāo)識(shí)棧溢出。

然后追蹤工作繼續(xù)處理已經(jīng)設(shè)置了FR_bits數(shù)組的、無法被壓棧的引用。

一旦線程處理完了標(biāo)識(shí)棧，他就會(huì)嘗試接管溢出集合，并且，為了確保溢出集合只被一個(gè)線程處理，該線程設(shè)置一個(gè)是否發(fā)生標(biāo)識(shí)棧溢出的全局標(biāo)識(shí)為False。一旦確立了溢出集合的所屬權(quán)，這個(gè)線程就開始掃描FR_bits數(shù)組，查找所有的非零比特位。一旦找到非零的比特位，則將其清零，并且對(duì)應(yīng)的引用被壓棧。到一定量的引用被壓棧之后，他們被發(fā)布到本地標(biāo)識(shí)隊(duì)列，以便于其他線程輔助處理溢出集合。

在處理溢出集合的同時(shí)，有可能發(fā)生標(biāo)識(shí)棧溢出。如果發(fā)生這種情況，那么一個(gè)全局標(biāo)識(shí)會(huì)被設(shè)置以標(biāo)識(shí)發(fā)生了溢出，上面描述的處理過程會(huì)重復(fù)執(zhí)行。

4.1.1.3 系統(tǒng)堆溢出機(jī)制

在收集根對(duì)象時(shí)，垃圾收集器會(huì)將所有系統(tǒng)堆和ACS堆中的對(duì)象引用也壓棧，因此同樣會(huì)發(fā)生標(biāo)識(shí)棧溢出的問題。但是FR_bits數(shù)組只映射了非系統(tǒng)堆，所以無法用來記錄系統(tǒng)堆和ACS堆中未被追蹤的對(duì)象。

在垃圾收集的標(biāo)識(shí)階段，已經(jīng)加載的類的地址是不會(huì)被修改的，因此，垃圾收集器需要記錄在發(fā)生標(biāo)識(shí)棧溢出前的那一刻，他所到達(dá)的追蹤鏈條的位置。所以，引入兩個(gè)全局變量“overflowSystemClasses”和“overflowACSClasses”來表示對(duì)應(yīng)在系統(tǒng)堆和ACS堆中的進(jìn)行位置。當(dāng)處理溢出集合時(shí)，這兩個(gè)變量告訴垃圾收集器應(yīng)該在什么位置停止。

4.1.1.4 處理系統(tǒng)堆對(duì)象的標(biāo)識(shí)棧溢出

在并行標(biāo)識(shí)（parallelMark）階段，如果線程已經(jīng)處理完了標(biāo)識(shí)棧，接下來需要檢查overflowSystemClasses和overflowACSClasses兩個(gè)變量是否被設(shè)置。如果其中某個(gè)變量被設(shè)置，那么這個(gè)線程就會(huì)試圖獲取對(duì)應(yīng)對(duì)象列表的控制權(quán)，并且將這個(gè)變量設(shè)置為NULL。一旦線程獲取了控制權(quán)，就會(huì)將引用壓棧到標(biāo)識(shí)棧，一定量的引用被壓棧之后，向本地標(biāo)識(shí)隊(duì)列發(fā)布任務(wù)，以允許其他線程輔助進(jìn)行后續(xù)工作。

如果在處理的過程中，再次發(fā)生了標(biāo)識(shí)棧溢出，線程會(huì)記錄在發(fā)生溢出之前處理到的位置，然后重復(fù)上面的工作。

4.1.2 并行標(biāo)識(shí)

由于優(yōu)化的按位清理算法和壓縮避免機(jī)制的存在，使得一個(gè)垃圾收集周期的主要時(shí)間消耗在對(duì)象標(biāo)識(shí)階段。所以，開發(fā)了并行標(biāo)識(shí)技術(shù)，該技術(shù)使得在單CPU的主機(jī)上不降低標(biāo)識(shí)的性能，并且能夠在8路主機(jī)上將性能提高4倍左右。

在標(biāo)識(shí)階段的時(shí)間主要消耗在一些輔助線程以及協(xié)調(diào)這些輔助線程共同工作上。一個(gè)線程作為主要線程，也就是我們所說的垃圾收集主線程。這個(gè)線程負(fù)責(zé)掃描C堆棧，找到活動(dòng)的根對(duì)象。在一個(gè)具有N個(gè)CPU的主機(jī)上，會(huì)創(chuàng)建N-1個(gè)輔助線程來輔助完成后續(xù)的標(biāo)識(shí)階段工作。輔助線程的數(shù)量可以由虛擬機(jī)啟動(dòng)參數(shù)

-Xgcthreadsn來重新設(shè)定。設(shè)置為1表示沒有輔助線程，該參數(shù)取值范圍為1到N。

更高層面講，每個(gè)標(biāo)識(shí)線程擁有自己的本地棧以及共享的隊(duì)列，這兩個(gè)變量都包含了那些已經(jīng)被標(biāo)識(shí)但是尚未被掃描的對(duì)象的引用。輔助線程大部分的標(biāo)識(shí)工作都是依賴本地的棧變量來完成的，只有在需要負(fù)載均衡的時(shí)候才會(huì)在共享隊(duì)列上進(jìn)行同步的操作。由于對(duì)于標(biāo)識(shí)比特位的操作是原子操作，所以無需獲取鎖。

由于每個(gè)線程的棧都可以容納4KB個(gè)條目，標(biāo)識(shí)隊(duì)列可以容納2KB個(gè)條目，所以大大降低了標(biāo)識(shí)棧溢出的發(fā)生幾率。

4.1.3 并發(fā)標(biāo)識(shí)

并發(fā)標(biāo)識(shí)機(jī)制保證在堆內(nèi)存增大的時(shí)候，能夠降低垃圾收集的暫停時(shí)間。在堆滿之前，開始進(jìn)行并發(fā)標(biāo)識(shí)：垃圾收集器通知每個(gè)線程掃描自己的執(zhí)行棧以查找根對(duì)象，然后基于這些根對(duì)象開始進(jìn)行并發(fā)的追蹤，追蹤是在進(jìn)行鎖堆分配的時(shí)候，由一個(gè)較低優(yōu)先級(jí)的后臺(tái)線程以及全部的應(yīng)用線程一起完成。

由于垃圾收集器在應(yīng)用運(yùn)行的同時(shí)標(biāo)識(shí)活動(dòng)對(duì)象，所以必須記錄已經(jīng)追蹤的對(duì)象的任何變化。為了達(dá)到這個(gè)目的，他采用了一種寫隔離（write barrier）的技術(shù)，在對(duì)象發(fā)生變化時(shí)被激活。首先將堆分隔成512字節(jié)的段，每個(gè)段對(duì)應(yīng)卡片表（card table）中的一個(gè)字節(jié)。當(dāng)指向一個(gè)對(duì)象的引用發(fā)生變化時(shí)，對(duì)應(yīng)這個(gè)對(duì)象所在段的卡片表中的字節(jié)被設(shè)置為0x01。使用字節(jié)而不是比特位有兩個(gè)原因：字節(jié)的寫入速度比比特位更快，另外，字節(jié)中其他的比特位還可以用作其他用途。

如果發(fā)生以下情況，就會(huì)開始STW（Stop The World）收集：

· 分配失敗

· System.gc()

· 并發(fā)標(biāo)識(shí)階段完成

垃圾收集器開始進(jìn)行并發(fā)標(biāo)識(shí)階段的工作，以試圖在堆耗盡之前完成垃圾收集工作。虛擬機(jī)啟動(dòng)參數(shù)可以管理并發(fā)標(biāo)識(shí)的時(shí)間。

在STW階段，垃圾收集器掃描所有的根對(duì)象，并且通過標(biāo)識(shí)卡片來查看需要進(jìn)一步追蹤的對(duì)象，然后按照普通的模式進(jìn)行清理。這樣能夠保證在并發(fā)標(biāo)識(shí)階段開始時(shí)的不可到達(dá)對(duì)象都可以被清理，但是無法保證在并發(fā)標(biāo)識(shí)階段進(jìn)行過程中變成不可到達(dá)的對(duì)象也被清理。

并發(fā)標(biāo)識(shí)策略可以減少垃圾收集的暫停時(shí)間，但是會(huì)帶來額外消耗，因?yàn)閼?yīng)用線程需要在獲取堆鎖的時(shí)候進(jìn)行一些跟蹤工作。具體的性能降低取決于有多少空閑的CPU時(shí)間可以給后臺(tái)線程使用。另外，寫隔離機(jī)制也會(huì)有額外的消耗。

開啟并發(fā)標(biāo)識(shí)的參數(shù)為：

-Xgcpolicy:<optthruput|optavgpause>

設(shè)置-Xgcpolicy參數(shù)為optthruput禁用并發(fā)標(biāo)識(shí)。optthruput是默認(rèn)設(shè)置。如果你的應(yīng)用中不存在暫停時(shí)間帶來的問題，可以使用這個(gè)默認(rèn)選項(xiàng)獲得最好的吞吐能力。

設(shè)置-Xgcpolicy參數(shù)為optavgpause啟用并發(fā)標(biāo)識(shí)。如果應(yīng)用因?yàn)槔占臅和r(shí)間導(dǎo)致響應(yīng)能力下降，可以使用這個(gè)參數(shù)來改善情況，但是會(huì)降低應(yīng)用吞吐量。

4.2 清理階段

標(biāo)識(shí)階段結(jié)束之后，標(biāo)識(shí)集合中對(duì)于堆中每個(gè)可到達(dá)對(duì)象都進(jìn)行了標(biāo)識(shí)，而且是分配集合的子集。清理階段就是計(jì)算分配集合和標(biāo)識(shí)集合的差集，也就是說，找到那些已經(jīng)被分配但是已經(jīng)不被引用的對(duì)象。

最初，使用按位清理（bitsweep）技術(shù)，這種技術(shù)檢查標(biāo)識(shí)集合中較長(zhǎng)的連續(xù)0序列，可能對(duì)應(yīng)的就是空閑空間。一旦找到連續(xù)0序列，垃圾收集器檢查這個(gè)序列開始位置對(duì)應(yīng)的對(duì)象的大小，來計(jì)算可以釋放多少空間。如果這個(gè)大小大于512字節(jié)加上對(duì)象頭大小，那么這一段空間就會(huì)重新加入到空閑鏈表中去。

未返回到空閑鏈表中的小的空閑空間，就被稱作是“暗物質(zhì)”，當(dāng)緊鄰“暗物質(zhì)”空間的對(duì)象被釋放之后，或者壓縮動(dòng)作執(zhí)行之后，他就可能再次返回到空閑鏈表中去。垃圾收集器不需要清理空閑段中的每個(gè)對(duì)象，因?yàn)檫@一段都是可以被清理的對(duì)象。在這個(gè)過程中，標(biāo)識(shí)集合會(huì)整個(gè)復(fù)制到分配集合中去，這樣分配集合就表示了堆中所有的已分配對(duì)象。

4.2.1 并發(fā)按位清理技術(shù)

并發(fā)按位清理技術(shù)能夠盡量使用可用的處理器以提高清理階段的執(zhí)行效率。在并發(fā)清理階段，垃圾收集器使用和并發(fā)標(biāo)識(shí)階段同樣的輔助線程，所以，默認(rèn)的參與并發(fā)處理的線程數(shù)也可以由虛擬機(jī)參數(shù)-Xgcghreadsn來設(shè)置。堆被分割成多個(gè)段，段的數(shù)量要遠(yuǎn)遠(yuǎn)大于并發(fā)清理線程的數(shù)量，計(jì)算公式如下：

· 32 * 輔助線程數(shù)量 或者

· 堆的最大大小/16MB

中選擇較大的一個(gè)。每次一個(gè)輔助線程選擇一個(gè)段來掃描，然后按位清理，并且保存每個(gè)段的清理結(jié)果，完成之后，再重新建立空閑鏈表。

4.3 壓縮階段

在清理階段結(jié)束之后，垃圾收集器可以對(duì)堆中剩余的活動(dòng)對(duì)象進(jìn)行壓縮，以移除他們之間的空閑空間。這個(gè)壓縮過程是非常復(fù)雜的，因?yàn)橐坏┮苿?dòng)了一個(gè)對(duì)象，那么所有指向這個(gè)對(duì)象的引用都需要修改。如果是來自棧的引用，那么垃圾收集器還不能確定這就是一個(gè)對(duì)象引用（有可能碰巧只是一個(gè)浮點(diǎn)數(shù)），就不能移動(dòng)這個(gè)對(duì)象。這樣的對(duì)象還會(huì)繼續(xù)保持在原來的位置，并且dosed標(biāo)識(shí)位會(huì)被設(shè)置。類似的，JNI操作中引用的對(duì)象也是要固化在原來的位置不能被移動(dòng)的，直到JNI操作結(jié)束，不再引用這個(gè)對(duì)象的時(shí)候，才可能被移動(dòng)。利用mptr的低三位設(shè)置為0，垃圾收集器可以在兩個(gè)階段內(nèi)壓縮那些可以移動(dòng)的對(duì)象。其中一位用來標(biāo)識(shí)對(duì)象被清理，這個(gè)清理標(biāo)識(shí)位出現(xiàn)在兩個(gè)地方：size+flags（即OLINK_IsSwapped）以及mptr（即GC_FirstSwapped），這兩種情況中，最低的位（x01）都會(huì)被設(shè)置。

下圖可以幫助你理解壓縮過程：

圖表 10 壓縮階段工作

圖表10展示了壓縮的效果。假設(shè)從A到B是一個(gè)走廊，走廊里面有一些家具（藍(lán)色的塊），代表對(duì)象。空白的區(qū)域代表空閑空間或者“暗物質(zhì)”，有兩個(gè)家具被固定在地板上（交叉紋理塊），代表固化的或者不能被移動(dòng)的對(duì)象。壓縮的過程就類似你要把家具從B推到A，盡可能的靠近A端。但是，不幸的是，你不能把家具舉起來越過固定在地板上的家具，所以，他們右側(cè)的家具最遠(yuǎn)也就推到緊鄰他們的位置。

4.3.1 避免壓縮

圖表 11 荒地

避免壓縮主要是致力于為對(duì)象找到合適的放置位置，以減少或者避免移動(dòng)對(duì)象。避免緊技術(shù)中最主要的一個(gè)概念叫做荒地預(yù)留。荒地預(yù)留技術(shù)試圖在堆中預(yù)留一段空間，然后盡量在其他地方進(jìn)行對(duì)象分配。在堆頂和荒地部分之間，定義一個(gè)邊界。如果存在大對(duì)象的分配，或者上一次垃圾收集之后尚未滿足分配需求的情況下，就會(huì)使用荒地空間。

圖表11是堆中荒地的示意圖。荒地在活動(dòng)的堆空間的最后進(jìn)行分配，初始大小是活動(dòng)堆空間的5%，根據(jù)實(shí)際需求進(jìn)行收縮或者擴(kuò)展。在鎖堆分配失敗的情況下，如果對(duì)象大小小于64KB或者上一次垃圾收集的結(jié)果取得足夠的進(jìn)展，那么就再開始一輪垃圾收集工作。足夠的進(jìn)展的意思是，自從上一次垃圾收集以來，至少有30%的堆空間被占用。30%是默認(rèn)值，可以通過-Xminf參數(shù)設(shè)置。如果沒有取得足夠進(jìn)展，或者對(duì)象大于等于64KB，那么會(huì)嘗試在荒地中進(jìn)行分配。這樣就能夠避免垃圾收集和堆壓縮動(dòng)作。

如果未設(shè)置虛擬機(jī)參數(shù)-Xnocompactgc并且以下幾個(gè)條件任何一個(gè)為true，那么就會(huì)發(fā)生堆壓縮動(dòng)作：

· 設(shè)置了虛擬機(jī)參數(shù)-Xcompactgc

· 清理階段結(jié)束之后，還是無法滿足分配需求

· 調(diào)用System.gc()并且在最后一次分配失敗發(fā)生或者并發(fā)標(biāo)識(shí)收集之前發(fā)生了壓縮動(dòng)作

· TLH消耗了至少一半的存儲(chǔ)，并且TLH的平均大小低于1000字節(jié)

· 堆的空閑空間小于5%

· 堆的空閑空間小于128KB

4.3.2 增量壓縮

4.3.2.1 介紹

垃圾收集釋放了對(duì)象空間之后，在堆中就會(huì)產(chǎn)生碎片。那么會(huì)引發(fā)一種現(xiàn)象，堆中還有足夠的空閑空間，但是由于他們是不連續(xù)的，所以無法進(jìn)行后續(xù)的分配。

壓縮動(dòng)作就是用來整理堆中的碎片，他將堆中分散的已分配的存儲(chǔ)段移動(dòng)到堆的一端，那么在堆的另一端就會(huì)生成一個(gè)較大的連續(xù)的空閑空間。但是壓縮會(huì)增加垃圾收集的暫停時(shí)間，對(duì)于1GB的堆，如果進(jìn)行了壓縮動(dòng)作，垃圾收集的暫停時(shí)間可能增加到40秒。對(duì)于應(yīng)用而言，這么長(zhǎng)的暫停時(shí)間通常是不可接受的。增量壓縮技術(shù)就是將壓縮動(dòng)作分散到多次垃圾收集周期中，以減少暫停時(shí)間。

增量壓縮的另一個(gè)重要作用是清理暗物質(zhì)。暗物質(zhì)就是堆中的很小的（小于512字節(jié)）存儲(chǔ)片，這些存儲(chǔ)片不在空閑鏈表中，因此不能被重新利用。暗物質(zhì)的存在程度直接影響了應(yīng)用的吞吐能力，因?yàn)樵蕉嗟陌滴镔|(zhì)就會(huì)導(dǎo)致堆中可用的存儲(chǔ)空間越少，可用存儲(chǔ)越少，垃圾收集發(fā)生的頻率就會(huì)越高，對(duì)于應(yīng)用的性能會(huì)產(chǎn)生非常明顯的影響。這些暗物質(zhì)分散在整個(gè)堆中，會(huì)占用堆的大部分空間。

4.3.2.2 增量壓縮概覽

圖表 12 增量壓縮

在圖表12中，涂色的塊表示已經(jīng)分配的空間，未涂色的塊表示空閑空間。暗物質(zhì)會(huì)分布在空閑空間之間。下半部分表示在增量壓縮之后，對(duì)象被移動(dòng)到段的一側(cè)，另一側(cè)就整理出了較大的連續(xù)空閑空間。

只有在堆大小大于某個(gè)值（當(dāng)前是128MB）時(shí)，才會(huì)發(fā)生增量壓縮。如果堆小于128MB，增量壓縮并不會(huì)帶來比完整壓縮更短的暫停時(shí)間。

增量壓縮有如下兩步：

1) 記錄和標(biāo)識(shí)指向壓縮區(qū)域的所有引用，這個(gè)動(dòng)作在標(biāo)識(shí)階段完成

2) 計(jì)算對(duì)象的新位置，在區(qū)域內(nèi)進(jìn)行壓縮，并修改指向被移動(dòng)對(duì)象的引用

增量壓縮在一個(gè)周期內(nèi)進(jìn)行，一個(gè)增量壓縮周期就是指在垃圾收集周期內(nèi)，一次一個(gè)區(qū)域的完成整個(gè)堆的壓縮動(dòng)作。壓縮動(dòng)作會(huì)跨越多個(gè)垃圾收集周期，因此將壓縮動(dòng)作的耗時(shí)分散到多個(gè)垃圾收集周期，減少暫停隨時(shí)間。

4.3.2.3 增量壓縮相關(guān)的主要參數(shù)

默認(rèn)是啟用增量壓縮的，是否運(yùn)行增量壓縮取決于一些觸發(fā)條件。但是有兩個(gè)參數(shù)可以由用戶決定是使用增量壓縮還是傳統(tǒng)壓縮：

· -Xpartialcompactgc，表示每次垃圾收集都使用增量壓縮，除非必須進(jìn)行完整的壓縮動(dòng)作

· -Xnopartialcompactgc，表示禁用增量壓縮機(jī)制

但是，需要提醒的是，-X參數(shù)屬于非標(biāo)準(zhǔn)的虛擬機(jī)參數(shù)，可能在未通知的情況下進(jìn)行修改。

4.4 引用對(duì)象

引用對(duì)象能夠使得所有的對(duì)象引用都以同樣的方式被操作和處理，因此垃圾收集器在堆上創(chuàng)建兩個(gè)獨(dú)立的對(duì)象：一個(gè)是對(duì)象本身，一個(gè)是引用對(duì)象。當(dāng)對(duì)象處于不可到達(dá)狀態(tài)時(shí)，該引用對(duì)象可以方便的加入到一個(gè)隊(duì)列中去。SoftReference，WeakReference以及PhantomReference由用戶創(chuàng)建，不能修改，即，他們只能指向創(chuàng)建時(shí)的那個(gè)對(duì)象，不能指向其他對(duì)象。帶有finalizer方法的對(duì)象在創(chuàng)建時(shí)注冊(cè)Finalizer類，因此FinalReference對(duì)象指向一個(gè)需要finalize的對(duì)象，并且關(guān)聯(lián)到Finalizer隊(duì)列。

在垃圾收集階段，引用對(duì)象被特殊處理：在標(biāo)識(shí)階段，不會(huì)處理引用對(duì)象的引用字段，標(biāo)識(shí)階段結(jié)束之后，按照如下順序處理引用字段：

1) Soft

2) Weak

3) Final

4) Phantom

對(duì)于SoftReference對(duì)象的處理稍有特殊，如果他所指向的對(duì)象未被標(biāo)識(shí)，ST組件會(huì)清理這個(gè)SoftReference。如果存儲(chǔ)不足，那么垃圾收集器根據(jù)最近最常用的規(guī)則來進(jìn)行清理。使用率根據(jù)最后一次被調(diào)用get方法來測(cè)量。一旦一個(gè)引用對(duì)象被處理，他所指向的真實(shí)對(duì)象會(huì)被標(biāo)識(shí)，這樣能夠確保如果一個(gè)FinalReference也指向同一個(gè)對(duì)象，他能夠看到這個(gè)標(biāo)識(shí)。FinalReferece不會(huì)被放到處理隊(duì)列中去。因此，在垃圾收集周期可以成功處理引用對(duì)象。

指向未標(biāo)識(shí)對(duì)象的引用對(duì)象最初被放到ReferenceHandler線程的隊(duì)列中，ReferenceHandler線程把對(duì)象從他的隊(duì)列中移除，同時(shí)查看這個(gè)對(duì)象自己的隊(duì)列是否存在，如果存在，則這個(gè)對(duì)象被重新放入ReferenceHandler線程的隊(duì)列中去，以進(jìn)行后續(xù)的處理。因此，F(xiàn)inalReference會(huì)重新入隊(duì)，確保最后finalize方法被finalizer線程執(zhí)行。

4.4.1 JNI Weak引用

JNI Weak引用對(duì)象提供類似WeakReference對(duì)象的功能，但是處理機(jī)制是不同的。一段JNI代碼可以創(chuàng)建或者刪除JNI Weak引用對(duì)象，這個(gè)對(duì)象指向一個(gè)真正的對(duì)象。當(dāng)引用對(duì)象指向的對(duì)象未被標(biāo)識(shí)，垃圾收集器會(huì)清理這個(gè)引用對(duì)象，但是不同于前一章提到的隊(duì)列機(jī)制。需要注意的是，如果清理JNI Weak引用對(duì)象失敗，可能會(huì)引發(fā)內(nèi)存泄漏以及性能方面的問題。對(duì)于全局的JNI引用，也是同樣的處理方式。JNI Weak引用對(duì)象最后會(huì)被引用對(duì)象處理線程處理，因此，對(duì)于一個(gè)已經(jīng)被finalize的對(duì)象，如果存在指向他的phantom引用，他的JNI Weak引用對(duì)象也會(huì)持續(xù)存在。

4.5 堆擴(kuò)展

堆擴(kuò)展發(fā)生在垃圾收集完畢并且所有線程重新啟動(dòng)之后，但是HEAP_LOCK尚被持有的情況下。如果滿足以下條件之一，堆的活動(dòng)空間會(huì)進(jìn)行擴(kuò)展，直到堆的最大限制：

· 垃圾收集無法釋放足夠的空間來滿足分配需求

· 空閑空間低于最小空閑空閑設(shè)定，-Xminf參數(shù)，默認(rèn)30%

· 垃圾收集占用了超過13%的時(shí)間，并且按照最小擴(kuò)展量（-Xmine）擴(kuò)展之后，還是無法滿足堆內(nèi)最大空閑空間（-Xmaxf）要求的。

每次擴(kuò)展的量計(jì)算規(guī)則如下：

· 如果由于無法滿足堆的空閑空間為-Xminf（30%），垃圾收集器計(jì)算能夠滿足-Xminf堆空閑的擴(kuò)展量。如果這個(gè)計(jì)算結(jié)果大于最大擴(kuò)展量-Xmaxe（默認(rèn)為0，即沒有最大擴(kuò)展量限制），那么會(huì)采用-Xmaxe設(shè)定的數(shù)量。如果計(jì)算結(jié)果小于-Xmine（默認(rèn)為1MB），那么會(huì)按照-Xmine設(shè)定進(jìn)行擴(kuò)展

· 如果由于垃圾收集之后仍然不能滿足分配需求，并且垃圾收集的時(shí)間占用總運(yùn)行時(shí)間的比例不超過13%，則按照實(shí)際的分配需求來擴(kuò)展

· 如果由于其他原因觸發(fā)擴(kuò)展，則垃圾收集器計(jì)算能夠滿足17.5%堆空閑的擴(kuò)展量。類似上面，根據(jù)-Xmaxe和-Xmine的設(shè)定進(jìn)行調(diào)整

· 最終，如果垃圾收集未能釋放出滿足分配需求的空間，則堆的擴(kuò)展要保證至少滿足分配需求

所有計(jì)算出的擴(kuò)展量，在32位架構(gòu)上是64KB的整倍，在64位架構(gòu)上是4MB的整倍。

4.6 堆收縮

堆收縮發(fā)生在垃圾收集完畢并且所有線程都處于掛起狀態(tài)時(shí)。如果滿足以下任何一個(gè)條件，就不會(huì)發(fā)生堆收縮：

· 垃圾收集未能釋放滿足分配需求的空閑空間

· -Xmaxf參數(shù)設(shè)定為100%（默認(rèn)是60%）

· 在最近的3次垃圾收集之中發(fā)生過堆擴(kuò)展

· 由于調(diào)用System.gc()發(fā)生的垃圾收集，并且在收集周期開始之前，堆的空閑空間小于-Xminf（30%）

如果以上條件都不滿足，并且存在大于-Xmaxf的空閑空間，垃圾收集器會(huì)計(jì)算收縮量，以保證能夠擁有-Xmaxf的空閑空間，并且不小于初始大小（-Xms）。計(jì)算出的收縮量在32位架構(gòu)上是64KB的整倍，在64位架構(gòu)上是4MB的整倍。

如果滿足以下任何一個(gè)條件，會(huì)在收縮之前發(fā)生壓縮：

· 在本次垃圾收集周期未進(jìn)行壓縮

· 堆尾沒有空閑存儲(chǔ)片，或者堆尾的空閑存儲(chǔ)片小于需要收縮量的10%

· 在上一次垃圾收集周期中未發(fā)生壓縮和收縮

4.7 Resettable JVM

從1.3.0以后，引入了Resettable JVM，該虛擬機(jī)只能運(yùn)行在z/OS平臺(tái)。在http://www.s390.ibm.com/Java有詳細(xì)的文檔