简介
进程不同的区域存储不同性质的数据，除了程序计数器区域不会OOM外，其它的都有可能因为存储本区域数据过多而OOM。有一个梗：说在食堂里吃饭，吃完把餐盘端走清理的是 C++ 程序员，吃完直接就走的是 Java 程序员。清理工作由保洁来做，这里的“保洁”就是gc
Garbage collection is the JVM’s process of freeing up unused Java objects in the Java heap.The Java heap is where the objects of a Java program live. It is a repository for live objects, dead objects, and free memory. When an object can no longer be reached from any pointer in the running program, it is considered “garbage” and ready for collection.
整体思路
Java虚拟机浅谈——垃圾收集器与内存分配策略早在1960年的时候，MIT的Lisp是第一门真正使用内存动态分配和垃圾收集技术的语言。当Lisp还在胚胎时期时，人们就在思考GC需要完成的三件事情：
- 哪些内存需要回收？
- 什么时候回收？分配对象时发生回收；外部调用，比如System.gc；
- 如何回收？
jdk8 内存结构
GC 主要工作在 Heap 区和 MetaSpace 区（上图蓝色部分）。堆的结构：Java 堆主要分为 2 个区域-年轻代与老年代，其中年轻代又分 Eden 区和 Survivor 区，其中 Survivor 区又分 From 和 To 2个区（为啥需要俩？）。当Eden区的空间满了，Java虚拟机会触发一次Minor GC,以收集新生代的垃圾，存活下来的对象会转移到surviror区。YGC回收之后，大多数的对象会被回收，活着的进入s0，再次YGC，活着的对象eden + s0 -> s1，再次YGC，eden + s1 -> s0。如果对象在Eden出生，并经过第一次Minor GC后仍然存活，并且被Survivor容纳的话，年龄设为1，没熬过一下Minor Gc（YGC）年龄+1，若年龄超过一定限制（
-XX:MaxTenuringThreshold 15，CMS 6），则被晋升到老年代（如果没有 Survivor 区，Eden 区每进行一次 Minor GC，存活的对象就会被送到老年代，老年代很快就会被填满）。老年代满了而无法容纳更多的对象就会进行Full GC，Full GC经常会伴随至少一次Minor GC，比Minor GC 慢10倍以上。 堆的总大小由Xmx 控制，新生代与老年代大小比例由 -XX:NewRatio 控制。
可以使用jstat 查看jvm 各种状态信息，下例可以看到 EU（eden使用）快接近了EC（eden大小），可以考虑扩大下新生代大小。
// 每个2s 打印下jvm 各区的大小，打印3次
jstat -gc <pid> 2s 3
S0C S1C S0U S1U EC EU OC OU MC MU CCSC CCSU YGC YGCT FGC FGCT GCT
153600.0 153600.0 1421.7 0.0 1228800.0 481956.1 6144000.0 96211.3 78376.0 75475.7 8892.0 8317.7 150 3.789 4 0.464 4.253
153600.0 153600.0 1421.7 0.0 1228800.0 922349.3 6144000.0 96211.3 78376.0 75475.7 8892.0 8317.7 150 3.789 4 0.464 4.253
153600.0 153600.0 0.0 1322.9 1228800.0 120407.9 6144000.0 96211.4 78376.0 75475.7 8892.0 8317.7 151 3.809 4 0.464 4.273
内存分配
从JVM 堆空间分配对象时， 必须锁定整个堆，以便不会被其它线程影响。为了解决这个问题，jvm 为每个线程分配一个TLAB 缓冲区，当尝试分配一个对象时，优先从当前线程的TLAB 中分配对象。 不同线程的TLAB 都位于Eden 区， 所有的TLAB 对所有的线程都是可见的，只不过每个线程有一个TLAB 数据结构，用于保存待分配内存区域的起始和结束地址，在分配的时候只在这个区间做分配，从而达到无锁分配。 若从 TLAB 分配不成功，则进入慢速分配，即从堆中分配对象。
如何判断对象已经死亡
垃圾可以分成语义垃圾和语法垃圾两种，语义垃圾（Semantic Garbage）是计算机程序中永远不会被程序访问到的对象或者数据；语法垃圾（Syntactic Garbage）是计算机程序内存空间中从根对象无法达到（Unreachable）的对象或者数据。 语义垃圾是不会被使用的的对象，可能包括废弃的内存、不使用的变量，垃圾收集器无法解决程序中语义垃圾的问题。
对象是否存活，是由整体应用其它部分是否对其有引用决定的。
- 引用计数法。记录对象被引用的次数。算法简单，实现较难。
- 可达性分析算法。以一系列GC Roots对象作为起点，从这写节点向下检索，当GC Roots到这些对象不可达时，则证明此对象是不可用的。实现起来比较简单。其缺点在于 GC 期间，整个应用需要被挂起（STW，Stop-the-world），后面很多此类算法的提出，都是在解决这个问题（缩小 STW 时间）。
底层原理：垃圾回收算法是如何设计的？基于引用计数法的 GC，天然带有增量特性（incremental），GC 可与应用交替运行，不需要暂停应用；同时，在引用计数法中，每个对象始终都知道自己的被引用数，当计数器为0时，对象可以马上回收，而在可达性分析类 GC 中，即使对象变成了垃圾，程序也无法立刻感知，直到 GC 执行前，始终都会有一部分内存空间被垃圾占用。
真正的工业级实现一般是这两类算法的组合，但是总体来说，基于可达性分析的 GC 还是占据了主流，究其原因，首先，引用计数算法无法解决「循环引用无法回收」的问题，即两个对象互相引用，所以各对象的计数器的值都是 1，即使这些对象都成了垃圾（无外部引用），GC 也无法将它们回收。当然上面这一点还不是引用计数法最大的弊端，引用计数算法最大的问题在于：计数器值的增减处理非常繁重，譬如对根对象的引用，此外，多个线程之间共享对象时需要对计数器进行原子递增/递减，这本身又带来了一系列新的复杂性和问题，计数器对应用程序的整体运行速度的影响。
GC Roots
- 虚拟机栈（栈帧中的本地变量表）中引用的对象。因为这一点，引发了“变量不用时，是否要专门为其赋值为null” 的讨论，参见Java中当对象不再使用时，不赋值为null会导致什么后果 ？，即局部变量作用域虽然已经结束，但仍存在于运行时栈中（方法还未运行结束），被GC 判断为对象仍然是存活的。
- 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
新生代的gc和老年的代的gc回收的区域是不一样，那么这里的GC Root是不是应该不一样呢？肯定是不一样的。
jvm 从GC roots出发标记所有存活的对象，然后遍历对象的每一个字段进行标记， 直到所有的对象都标记完毕。在分代GC 中，新生代和老年代处于不同的收集阶段，假设我们只收集新生代，按照上述方法老年代的对象也会被标记，却没有收集老年代，浪费时间。仅收集老年代时也会碰到同样问题，当且仅当我们要进行Full GC才需要全部标记。 所以算法设计者做了一个设计，用一个RSet 记录从非收集部分指向收集部分的指针的集合。比如 老年代对象到 新生代对象的引用关系记录下来，在Young GC的时候有两种根，一种是栈空间/全局变量空间的引用，另外一个就是老生代分区到新生代分区的引用。PS：这里还涉及到卡表等辅助数据结构
三色标记
底层原理：垃圾回收算法是如何设计的？可达性分析类 GC 都属于「搜索型算法」（标记阶段经常用到深度优先搜索），这一类算法的过程可以用 Edsger W. Dijkstra 等人提出的三色标记算法（Tri-color marking）来进行抽象（算法详情可以参考论文：On-the-fly Garbage Collection：An Exercise in Cooperation）。三色标记算法背后的首要原则就是把堆中的对象根据它们的颜色分到不同集合里面，这三种颜色和所包含的意思分别如下所示：
- 白色：还未被垃圾回收器标记的对象
- 灰色：自身已经被标记，但其拥有的成员变量还未被标记
- 黑色：自身已经被标记，且对象本身所有的成员变量也已经被标记
在 GC 开始阶段，刚开始所有的对象都是白色的，在通过可达性分析时，首先会从根节点开始遍历，将 GC Roots 直接引用到的对象 A、B、C 直接加入灰色集合，然后从灰色集合中取出 A，将 A 的所有引用加入灰色集合，同时把 A 本身加入黑色集合。最后灰色集合为空，意味着可达性分析结束，仍在白色集合的对象即为 GC Roots 不可达，可以进行回收了。
在标记对象是否存活的过程中，对象间的引用关系是不能改变的，这对于串行 GC 来说是可行的，因为此时应用程序处于 STW 状态。对于并发 GC 来说，在分析对象引用关系期间，对象间引用关系的建立和销毁是肯定存在的，如果没有其他补偿手段，并发标记期间就可能出现对象多标（假设 C 被标为灰色后，在进行下面的标记之前，A 和 C 之间的引用关系解除了）和漏标（对象 C 在被标记为灰色后，对象 C 断开了和对象 E 之间的引用，同时对象 A 新建了和对象 E 之间的引用。在进行后面的标记时，因为 C 没有对 E 的引用，所以不会将 E 放到灰色集合，虽然 A 重新引用了 E，但因为 A 已经是黑色了，不会再返回重新进行深度遍历了）的情况。
多标不会影响程序的正确性，只会推迟垃圾回收的时机，漏标会影响程序的正确性，需要引入读写屏障来解决漏标的问题（在几乎所有gc算法中都用到了）。GC 里的读屏障（Read barrier）和写屏障（Write barrier）指的是程序在从堆中读取引用或更新堆中引用时，GC 需要执行一些额外操作，其本质是一些同步的指令操作，在进行读/写引用时，会额外执行这些指令。
回收已死对象所占内存区域
极客时间《深入拆解Java虚拟机》垃圾回收的三种方式
- 标记-清除，将死亡对象占据的内存标记为空闲，回收被标记的对象。
- 标记-压缩/整理，将存活的对象聚在一起（比如内存的一端），需要将所有对象的引用指向新位置，工作量和存活对象量成正比。
- 标记-复制，将内存两等分，同一时间只利用其中一块来存放对象。说白了是一个以空间换时间的思路。
- 分代算法。基于一个假说（Generational Hypothesis）：绝大多数对象都是朝生夕灭的
- 增量算法
- 并发算法
前三种是最基础的算法，标记阶段是把所有活动对象都做上标记的阶段，有对象头标记和位图标记（bitmap marking）这两种方式。标记-清除算法执行完成后，会让堆出现碎片化，后面两种可以视为是对标记-清除算法中「清除」阶段的优化，最后面三种是对前面三种算法在某些方面的改进。
java垃圾收集器的历史
目前在 Hotspot VM 中主要有分代收集和分区收集两大类，未来会逐渐向分区收集发展。
- Serial（串行）收集器
- Parallel（并行）收集器
- CMS（并发）收集器
- G1（并发）收集器，G1 的垃圾回收是分代的，整个堆分成一系列大小相等的分区（Region）5张图带你彻底理解G1垃圾收集器
- ZGC，单代垃圾回收器，全并发的标记-复制算法（在标记、转移和重定位阶段几乎都是并发的） 新一代垃圾回收器ZGC的探索与实践。与go gc 很相似。
- Java垃圾回收器是一种“自适应的、分代的、停止—复制、标记-清扫”式的垃圾回收器。
- 在G1中没有物理上的Young(Eden/Survivor)/Old Generation，它们是逻辑的、使用一些非连续的区域(Region)组成的。一个新生代的Region gc 后成为可用Region，可能会被作为老年代Region
新一代垃圾回收器ZGC的探索与实践ZGC通过着色指针和读屏障技术，解决了转移过程中准确访问对象的问题，实现了并发转移。大致原理描述如下：并发转移中“并发”意味着GC线程在转移对象的过程中，应用线程也在不停地访问对象。假设对象发生转移，但对象地址未及时更新，那么应用线程可能访问到旧地址，从而造成错误。而在ZGC中，应用线程访问对象将触发“读屏障”，如果发现对象被移动了，那么“读屏障”会把读出来的指针更新到对象的新地址上，这样应用线程始终访问的都是对象的新地址。那么，JVM是如何判断对象被移动过呢？就是利用对象引用的地址，即着色指针。
ZGC将对象存活信息存储在42~45位中，这与传统的垃圾回收并将对象存活信息放在对象头中完全不同。
读屏障，是JVM向应用代码插入一小段代码的技术。当应用线程从（且仅从）堆中读取对象引用时，就会执行这段代码。ZGC中读屏障的代码作用：在对象标记和转移过程中，用于确定对象的引用地址是否满足条件，并作出相应动作。
着色指针和读屏障技术不仅应用在并发转移阶段，还应用在并发标记阶段：将对象设置为已标记，传统的垃圾回收器需要进行一次内存访问，并将对象存活信息放在对象头中；而在ZGC中，只需要设置指针地址的第42~45位即可，并且因为是寄存器访问，所以速度比访问内存更快。
部分实现细节
Rset 管理
写屏障是指在改变特定内存的值时（实际上就是写入内存）额外执行一些动作。在gc 中的运用举例来说，每一次将一个老年代对象的引用修改为 指向新生代对象，都会被写屏障捕获，即在写变更的时候通过插入一条额外的代码把引用关系放入到DCQ中。PS：只有特定引用关系变更才需要写入DCQ。
G1 使用refine 线程异步维护和管理引用关系。refine 线程会有多个， 如果没有足够多的引用关系变更，refine 线程实际上都在空转，所以需要一个机制能动态激活和冻结refine 线程（jvm wait和notify 机制）。设计思想是：从0到n-1线程（n表示refine线程的个数），都是由前一个线程发现自己太忙，激活后一个。线程发现自己太闲的时候，主动冻结自己。第0个线程由mutator 激活，当mutator 尝试把修改的应用放入到队列时，如果0号refine 线程还没激活，则发送notify 信号激活它。refine 线程根据引用者找到被引用者，然后在被引用者所在的分区的RSet 记录引用关系。在refine 线程执行的过程中不会发生GC，也不会发生对象移动， 对象地址都是固定的。
并发标记
《JVM G1源码分析和调优》并发标记的主要问题是垃圾回收器在标记对象的过程中，Mutator可能正在改变对象引用关系图，从而造成漏标和错标。错标不会影响程序的正确性， 只会造成所谓的浮动垃圾，但漏标会导致可达对象被当做垃圾收集掉， 从而影响程序的正确性。 为了区别对象的不同状态， 引入了三色标记法。PS：引入三色标记是为了更形象的表述/定义漏标，就好比红黑两色来表达红黑树的约束一样。
对象在并发标记阶段会被漏标的充分必要条件是：
- Mutator 插入了一个从黑色对象到白色对象的新引用。因为黑色对象已经被标记， 如果不对黑色对象重新处理，那么白色对象将被漏标，造成错误。
- Mutator 删除了所有从灰色对象到白色对象的直接或间接引用。因为灰色对象正在标记，字段引用的对象还没有被标记，如果这个引用的白色对象被删除了（引用发生了变化），那么这个引用对象也可能被漏标。PS没懂
要避免对象的漏标，只要打破上诉两个条件的任意一个即可，所以有两种不同的实现
- 增量更新算法（CMS 使用），关注对象引用插入，把被更新的黑色或白色对象标记为灰色
- （G1使用）STAB 关注引用的删除，即在对象被赋值前，把老的引用对象记录下来，然后根据这些对象为根重新标记一遍
再回首CMS垃圾回收为什么CMS的GC线程可以和用户线程一起工作？当黑色指向白色的引用被建立时，通过写屏障来记录引用关系，等扫描结束后，再以引用关系里的黑色对象为根重新扫描一次即可。 PS：颜色只是一种表述，代码中并没有相关存在，更多的还是找到变更的对象引用关系。
屏障
RSet 的写屏障是为了标记 引用关系，并发标记的写屏障 是为了记录变更后续remark
注意：JVM 里还有另外一组内存屏障的概念：读屏障（Load Barrier）和写屏障（Store Barrier），这两组指令和上面我们谈及的屏障不同，Load Barrier 和 Store Barrier主要用来保证主缓存数据的一致性以及屏障两侧的指令不被重排序。
STW
为了实现STW，JVM 设计了安全点，当Mutator 到达这个位置时放弃cpu 执行，让VMThread/GC线程进入执行。安全点是mutator 主动进入的，而且进入的方式不一样
- G1线程，比如refine线程，并发标记线程
- 执行解释代码的线程
- 执行编译代码的线程
- 一直运行的本地代码线程
- 从本地代码返回执行Java 代码的线程
内存泄漏
内存垃圾主要可以分为语义垃圾和语法垃圾两类，语义垃圾（semantic garbage），有些场景也被称为内存泄露，指的是从语法上可达（可以通过局部、全局变量被引用）的对象，但从语义上来讲他们是垃圾，垃圾回收器对此无能为力。另外一种内存垃圾就是语法垃圾（syntactic garbage），讲的是那些从语法上无法到达的对象，这些才是垃圾收集器主要的收集目标。
一个最简单的C的内存泄漏的例子：
char *ptr1 = (char *)malloc(10);
char *ptr2 = (char *)malloc(10);
ptr2 = ptr1;
free(ptr1)
一开始ptr2指向的那块内存发生了泄漏，没人用了，因为没有指针指向，用不了，却又回收不掉（内存管理数据结构，一直记录此块内存是被分配的）。
What is a PermGen leak?a memory leak in Java is a situation where some objects are no longer used by an application, but the Garbage Collector fails to recognize them as unused. This leads to the OutOfMemoryError if those unused objects contribute to the heap usage significantly enough that the next memory allocation request by the application cannot be fulfilled.
如何分析内存泄漏，精确到对象？用弱引用堵住内存泄漏 关注hprof工具， google 分析程序内存和cpu 使用的工具：gperftools
内存泄漏既可以是堆内也可以是堆外内存，还可以是PermGen/MetaspaceWhat is a PermGen leak?
如上图所示，如果一个对象 被另一个有效对象引用，则其Class 对象、Class 对象引用的ClassLoader对象、ClassLoader对象引用的所有归其加载的Class对象也将“可达”，可能导致不需要的Class无法被“卸载”。
- 程序有内存泄漏的第一个迹象通常是它抛出一个 OutOfMemoryError，或者因为频繁的垃圾收集而表现出糟糕的性能。
- 用一个普通的（强）引用拷贝一个对象引用时，限制 referent 的生命周期至少与被拷贝的引用的生命周期一样长。如果不小心，将一个对象放入一个全局集合中的话，那么它可能就与程序的生命周期一样（也就是对对象引用的操作会影响对象的生命周期）。另一方面，在创建对一个对象的弱引用时，完全没有扩展 referent 的生命周期，只是在对象仍然存活的时候，保持另一种到达它的方法。
- 引用队列是垃圾收集器向应用程序返回关于对象生命周期的信息的主要方法。如果创建弱引用时将弱引用与引用队列关联，则当referent被回收时，gc会将弱引用加入到引用队列中。
规避GC
jvm 提供自动垃圾回收机制，但免费的其实是最贵的，一些追求性能的框架会自己进行内存管理。资源的分配与回收——池
- 对象池
- 堆外内存/offheap。JVM源码分析之堆外内存完全解读堆外内存其实并无特别之处，线程栈，应用程序代码，NIO缓存用的都是堆外内存。事实上在C或者C++中，你只能使用堆外内存/未托管内存，因为它们默认是没有托管堆（managed heap）的。PS：笔者之前总是把“堆外” 当成了jvm进程外内存。
- jvm 堆内内存或者堆内的对象 都包含 mark word 等数据，用于辅助线程争用、gc回收等功能实现。也因此，网络io 数据读取到堆内 时需要经过 “内核 ==> 进程用户态 ==> 堆内” 两次拷贝。没有第二次拷贝，io 数据（也就是
byte[]） 在堆内是没有 mark word的。 - 广义的堆外内存包括jvm本身在运行过程中分配的内存、codecache、jni里分配的内存、DirectByteBuffer等，狭义的堆外内存主要指
java.nio.DirectByteBuffer在创建的时候分配的内存。堆外内存则是纯粹的byte[]空间。
- jvm 堆内内存或者堆内的对象 都包含 mark word 等数据，用于辅助线程争用、gc回收等功能实现。也因此，网络io 数据读取到堆内 时需要经过 “内核 ==> 进程用户态 ==> 堆内” 两次拷贝。没有第二次拷贝，io 数据（也就是
Java中9种常见的CMS GC问题分析与解决要分析 GC 的问题，先要读懂 GC Cause，即 JVM 什么样的条件下选择进行 GC 操作，具体 Cause 的分类可以看一下 Hotspot 源码：src/share/vm/gc/shared/gcCause.hpp 和 src/share/vm/gc/shared/gcCause.cpp 中，重点需要关注的几个GC Cause：
- System.gc()： 手动触发GC操作。
- CMS： CMS GC 在执行过程中的一些动作，重点关注 CMS Initial Mark 和 CMS Final Remark 两个 STW 阶段。
- Promotion Failure： Old 区没有足够的空间分配给 Young 区晋升的对象（即使总可用内存足够大）。
- Concurrent Mode Failure： CMS GC 运行期间，Old 区预留的空间不足以分配给新的对象，此时收集器会发生退化，严重影响 GC 性能。
- GCLocker Initiated GC： 如果线程执行在 JNI 临界区时，刚好需要进行 GC，此时 GC Locker 将会阻止 GC 的发生，同时阻止其他线程进入 JNI 临界区，直到最后一个线程退出临界区时触发一次 GC。
jdk8 MetaSpace 主要由 Klass Metaspace 和 NoKlass Metaspace 两大部分组成。
- Klass MetaSpace： 就是用来存 Klass 的，就是 Class 文件在 JVM 里的运行时数据结构，这部分默认放在 Compressed Class Pointer Space 中，是一块连续的内存区域，紧接着 Heap。Compressed Class Pointer Space 不是必须有的，如果设置了 -XX:-UseCompressedClassPointers，或者 -Xmx 设置大于 32 G，就不会有这块内存，这种情况下 Klass 都会存在 NoKlass Metaspace 里。
- NoKlass MetaSpace： 专门来存 Klass 相关的其他的内容，比如 Method，ConstantPool 等，可以由多块不连续的内存组成。虽然叫做 NoKlass Metaspace，但是也其实可以存 Klass 的内容。 如果 ClassLoader 不停地在内存中 load 了新的 Class，就会导致 MetaSpace OOM
性能
Java中9种常见的CMS GC问题分析与解决评判 GC 的两个核心指标：
- 延迟（Latency）：也可以理解为最大停顿时间，即垃圾收集过程中一次 STW 的最长时间，越短越好，一定程度上可以接受频次的增大，GC 技术的主要发展方向。
- 吞吐量（Throughput）：应用系统的生命周期内，由于 GC 线程会占用 Mutator 当前可用的 CPU 时钟周期，吞吐量即为 Mutator 有效花费的时间占系统总运行时间的百分比，例如系统运行了 100 min，GC 耗时 1 min，则系统吞吐量为 99%，吞吐量优先的收集器可以接受较长的停顿。
目前各大互联网公司的系统基本都更追求低延时，避免一次 GC 停顿的时间过长对用户体验造成损失。简而言之，即为一次停顿的时间不超过应用服务的 TP9999，GC 的吞吐量不小于 99.99%。举个例子，假设某个服务 A 的 TP9999 为 80 ms，平均 GC 停顿为 30 ms，那么该服务的最大停顿时间最好不要超过 80 ms，GC 频次控制在 5 min 以上一次。如果满足不了，那就需要调优或者通过更多资源来进行并联冗余。
新一代垃圾回收器ZGC的探索与实践很多低延迟高可用Java服务的系统可用性经常受GC停顿的困扰。GC停顿指垃圾回收期间STW（Stop The World），当STW时，所有应用线程停止活动，等待GC停顿结束。以美团风控服务为例，部分上游业务要求风控服务65ms内返回结果，并且可用性要达到99.99%。但因为GC停顿，我们未能达到上述可用性目标。当时使用的是CMS垃圾回收器，单次Young GC 40ms，一分钟10次，接口平均响应时间30ms。通过计算可知，有（ 40ms + 30ms ) * 10次 / 60000ms = 1.12%的请求的响应时间会增加0 ~ 40ms不等，其中30ms * 10次 / 60000ms = 0.5%的请求响应时间会增加40ms。为了降低GC停顿对系统可用性的影响，一般从降低单次GC时间和降低GC频率两个角度出发进行了调优。