作者：周志明
较小的内存空间，当前线程所执行的字节码的行号指示器。作用：程序控制流的指示器，分支、循环、跳转、异常处理、线程恢复等基础功能都依赖计数器；
线程私有，生命周期与线程相同。作用：存储局部变量表、操作数栈、动态连接、方法出口等信息。 ( HotSpot虚拟机的栈容量是不可以动态扩展的，以前的Classic虚拟机倒是可以。所以在HotSpot虚拟 机上是不会由于虚拟机栈无法扩展而导致OutOfMemoryError异常——只要线程申请栈空间成功了就不 会有OOM，但是如果申请时就失败，仍然是会出现OOM异常的???)
为虚拟机使用到的本地方法服务。（作用：类似于Java虚拟机栈，具体虚拟机可以根据需要自由实现它）
被所有线程共享的一块内存区域，虚拟机启动时创建。作用：存放对象实例。所有线程共享的Java堆中可以划分出多个线程私有的分配缓冲区 （Thread Local Allocation Buffer，TLAB），以提升对象分配时的效率。不过无论从什么角度，无论如 何划分，都不会改变Java堆中存储内容的共性，无论是哪个区域，存储的都只能是对象的实例，将Java 堆细分的目的只是为了更好地回收内存，或者更快地分配内存。
各个线程共享的内存区域，作用：存储已被虚拟机加载的类型信息、常量、静态变量、即时编译器编译后的代码缓存等数据。JDK8以前被称为 永久代，JDK8后被称为 元空间。运行时常量池：存放编译期生成的各种字面量与符号引用。（运行时常量池相对于Class文件常量池的另外一个重要特征是具备动态性，Java语言并不要求常量 一定只有编译期才能产生，也就是说，并非预置入Class文件中常量池的内容才能进入方法区运行时常 量池，运行期间也可以将新的常量放入池中，这种特性被开发人员利用得比较多的便是String类的 intern()方法。）
非虚拟机运行时数据区的一部分，本机直接内存的分配不会受到Java堆大小的限制，但是，既然是内存，则肯定还是会受到 本机总内存大小以及处理器寻址空间的限制。
对象创建：先去检查这个指令的参数是否能在常量池中定位到 一个类的符号引用，并且检查这个符号引用代表的类是否已被加载、解析和初始化过。如果没有，那 必须先执行相应的类加载过程。在类加载检查通过后，接下来虚拟机将为新生对象分配内存。分配内存方法：“指针碰撞”、”空闲列表“；
划分为三部分：对象头（Header）、实例 数据（Instance Data）和对齐填充（Padding）。
对象头部分：包括两类信息。第一类是用于存储对象自身的运行时数据，如哈 希码（HashCode）、GC分代年龄、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程ID、偏向时间戳等，这部 分数据的长度在32位和64位的虚拟机（未开启压缩指针）中分别为32个比特和64个比特，官方称它 为“Mark Word”。
第二部分：是类型指针，即对象指向它的类型元数据的指针，Java虚拟机通过这个指针 来确定该对象是哪个类的实例（并不是所有的虚拟机实现都必须在对象数据上保留类型指针，换句话 说，查找对象的元数据信息并不一定要经过对象本身，）。
实例数据：对象真正存储的有效信息，即我们在程序代码里面所定义的各种类型的字 段内容，无论是从父类继承下来的，还是在子类中定义的字段都必须记录起来。这部分的存储顺序会 受到虚拟机分配策略参数（-XX：FieldsAllocationStyle参数）和字段在Java源码中定义顺序的影响。 HotSpot虚拟机默认的分配顺序为longs/doubles、ints、shorts/chars、bytes/booleans、oops（Ordinary Object Pointers，OOPs），从以上默认的分配策略中可以看到，相同宽度的字段总是被分配到一起存 放，在满足这个前提条件的情况下，在父类中定义的变量会出现在子类之前。
对齐填充，这并不是必然存在的，也没有特别的含义，它仅仅起着占位符的作 用。（对象头部分已经被精心设计成正好是8字节的倍数（1倍或者 2倍），因此，如果对象实例数据部分没有对齐的话，就需要通过对齐填充来补全。）
Java程序会通过栈上的reference数据来操作堆上的具 体对象。reference：一个指向对象的引用，未定义通过什么方式定位和访问堆中对象具体位置。主流访问方式：使用句柄和直接指针。
垃圾收集器：主要处理的就是 Java堆和方法区的内存区域。
垃圾收集器在对堆进行回收前，第一件事情就 是要确定这些对象之中哪些还“存活”着，哪些已经“死去”（“死去”即不可能再被任何途径使用的对 象）了。
在对象中添加一个引用计数器，每当有一个地方 引用它时，计数器值就加一；当引用失效时，计数器值就减一；任何时刻计数器为零的对象就是不可 能再被使用的。
缺陷：当对象objA和objB都有字段instance，赋值令 objA.instance=objB及objB.instance=objA，除此之外，这两个对象再无任何引用时。实际上这两个对象已 经不可能再被访问，但是它们因为互相引用着对方，导致它们的引用计数都不为零，引用计数算法也 就无法回收它们。
基本思路：通过 一系列称为“GC Roots”的根对象作为起始节点集，从这些节点开始，根据引用关系向下搜索，搜索过 程所走过的路径称为“引用链”（Reference Chain），如果某个对象到GC Roots间没有任何引用链相连， 或者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能再被使用的。（为目前主流的垃圾回收算法）
在Java技术体系里面，固定可作为GC Roots的对象包括以下几种：
·在虚拟机栈（栈帧中的本地变量表）中引用的对象，譬如各个线程被调用的方法堆栈中使用到的 参数、局部变量、临时变量等。
· ·在方法区中类静态属性引用的对象，譬如Java类的引用类型静态变量。
··在方法区中常量引用的对象，譬如字符串常量池（String Table）里的引用。 ·
·在本地方法栈中JNI（即通常所说的Native方法）引用的对象。 ·
·Java虚拟机内部的引用，如基本数据类型对应的Class对象，一些常驻的异常对象（比如 NullPointExcepiton、OutOfMemoryError）等，还有系统类加载器。 ·
·所有被同步锁（synchronized关键字）持有的对象。 ·反映Java虚拟机内部情况的JMXBean、JVMTI中注册的回调、本地代码缓存等。
引用：
强引用是最传统的“引用”的定义，是指在程序代码之中普遍存在的引用赋值，即类似“Object obj=new Object()”这种引用关系。无论任何情况下，只要强引用关系还存在，垃圾收集器就永远不会回 收掉被引用的对象。
·软引用是用来描述一些还有用，但非必须的对象。只被软引用关联着的对象，在系统将要发生内 存溢出异常前，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。在JDK 1.2版之后提供了SoftReference类来实现软引用。
·弱引用也是用来描述那些非必须对象，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为止。当垃圾收集器开始工作，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。在JDK 1.2版之后提供了WeakReference类来实现弱引用。
·虚引用也称为“幽灵引用”或者“幻影引用”，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只是为了能在这个对象被收集器回收时收到一个系统通知。在JDK 1.2版之后提供 了PhantomReference类来实现虚引用。
（对象是否清除：在可达性分析算法中判定为不可达的对象，也不是“非死不可”的，这时候它们暂时还处于“缓 刑”阶段，要真正宣告一个对象死亡，至少要经历两次标记过程：如果对象在进行可达性分析后发现没 有与GC Roots相连接的引用链，那它将会被第一次标记，随后进行一次筛选，筛选的条件是此对象是 否有必要执行finalize()方法。假如对象没有覆盖finalize()方法，或者finalize()方法已经被虚拟机调用 过，那么虚拟机将这两种情况都视为“没有必要执行”。任何一个对象的finalize()方法都只会被系统自动调用一次）
主要回收两部分内容：废弃的常量和不再使用的类型。
判定一个常量是否“废弃”: 已经没有任何字符串对象引用 常量池中的“java”常量，且虚拟机中也没有其他地方引用这个字面量。
要判定一个类型是否属于“不再被使用的类”的条件就 比较苛刻了。需要同时满足下面三个条件：
·该类所有的实例都已经被回收，也就是Java堆中不存在该类及其任何派生子类的实例。·加载该类的类加载器已经被回收，这个条件除非是经过精心设计的可替换类加载器的场景，如 OSGi、JSP的重加载等，否则通常是很难达成的。·该类对应的java.lang.Class对象没有在任何地方被引用，无法在任何地方通过反射访问该类的方 法。Java虚拟机被允许对满足上述三个条件的无用类进行回收，但是关于是否要对类型进行回收，HotSpot虚拟机提供了-Xnoclassgc参数进行控制，还可以使用-verbose：class以及-XX：+TraceClass-Loading、-XX： +TraceClassUnLoading查看类加载和卸载信息，其中-verbose：class和-XX：+TraceClassLoading可以在 Product版的虚拟机中使用，-XX：+TraceClassUnLoading参数需要FastDebug版的虚拟机支持。
从如何判定对象消亡的角度出发，垃圾收集算法可以划分为“引用计数式垃圾收集”（Reference Counting GC）和“追踪式垃圾收集”（Tracing GC）两大类，这两类也常被称作“直接垃圾收集”和“间接 垃圾收集”。本节介绍的所有算法均属于追踪式垃圾收集的范畴。
当前商业虚拟机的垃圾收集器，大多数都遵循了“分代收集”（Generational Collection）（最新出现（或在实验中）的几款垃圾收集器都展现出了面向全区域收集设计的思想）的理论进 行设计，分代收集名为理论，实质是一套符合大多数程序运行实际情况的经验法则，它建立在两个分 代假说之上：
1）弱分代假说（Weak Generational Hypothesis）：绝大多数对象都是朝生夕灭的。
2）强分代假说（Strong Generational Hypothesis）：熬过越多次垃圾收集过程的对象就越难以消 亡。
3）跨代引用假说（Intergenerational Reference Hypothesis）：跨代引用相对于同代引用来说仅占极 少数。（后面发展添加的经验法则）
这两个分代假说共同奠定了多款常用的垃圾收集器的一致的设计原则：收集器应该将Java堆划分 出不同的区域，然后将回收对象依据其年龄（年龄即对象熬过垃圾收集过程的次数）分配到不同的区 域之中存储。
在新生代上建立一个全局的数据结构（该结构被称 为“记忆集”，Remembered Set），这个结构把老年代划分成若干小块，标识出老年代的哪一块内存会 存在跨代引用。
部分收集（Partial GC）：指目标不是完整收集整个Java堆的垃圾收集，其中又分为：
新生代收集（Minor GC/Young GC）：指目标只是新生代的垃圾收集。老年代收集（Major GC/Old GC）：指目标只是老年代的垃圾收集。目前只有CMS收集器会有单 独收集老年代的行为。另外请注意“Major GC”这个说法现在有点混淆，在不同资料上常有不同所指， 读者需按上下文区分到底是指老年代的收集还是整堆收集。混合收集（Mixed GC）：指目标是收集整个新生代以及部分老年代的垃圾收集。目前只有G1收 集器会有这种行为。 ·整堆收集（Full GC）：收集整个Java堆和方法区的垃圾收集。算法分为“标记”和“清除”两个阶段：首先标记出所有需要回 收的对象，在标记完成后，统一回收掉所有被标记的对象，也可以反过来，标记存活的对象，统一回 收所有未被标记的对象。
主要缺点有两个：
第一个是执行效率不稳定，如果Java堆中包含大量对 象，而且其中大部分是需要被回收的，这时必须进行大量标记和清除的动作，导致标记和清除两个过 程的执行效率都随对象数量增长而降低；第二个是内存空间的碎片化问题，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当以后在程序运行过程中需要分配较大对象时无法找 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。
标记-复制算法常被简称为复制算法。为了解决标记-清除算法面对大量可回收对象时执行效率低 的问题，1969年Fenichel提出了一种称为“半区复制”（Semispace Copying）的垃圾收集算法，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。
缺陷： 这种复制回收算法的代价是将可用内存缩小为了原来的一半，空间浪费未免太多了一 点。
针对老年代对象的存亡特征，1974年Edward Lueders提出了另外一种有针对性的“标记-整 理”（Mark-Compact）算法，其中的标记过程仍然与“标记-清除”算法一样，但后续步骤不是直接对可 回收对象进行清理，而是让所有存活的对象都向内存空间一端移动，然后直接清理掉边界以外的内 存，“标记-整理”算法的示意图如图3-4所示。 标记-清除算法与标记-整理算法的本质差异在于前者是一种非移动式的回收算法，而后者是移动 式的。是否移动回收后的存活对象是一项优缺点并存的风险决策：
所有收集器在根节点枚举这一步骤时都是必须暂停用户线程的，因此毫无疑问根节点 枚举与之前提及的整理内存碎片一样会面临相似的“Stop The World”的困扰。
安全点的设定，也就决定了用户程序执行时 并非在代码指令流的任意位置都能够停顿下来开始垃圾收集，而是强制要求必须执行到达安全点后才 能够暂停。因此，安全点的选定既不能太少以至于让收集器等待时间过长，也不能太过频繁以至于过 分增大运行时的内存负荷。安全点位置的选取基本上是以“是否具有让程序长时间执行的特征”为标准 进行选定的，因为每条指令执行的时间都非常短暂，程序不太可能因为指令流长度太长这样的原因而 长时间执行，“长时间执行”的最明显特征就是指令序列的复用，例如方法调用、循环跳转、异常跳转 等都属于指令序列复用，所以只有具有这些功能的指令才会产生安全点。
所有线程（这里其实不包括 执行JNI调用的线程）都跑到最近的安全点的两种方案：抢先式中断 （Preemptive Suspension）和主动式中断（Voluntary Suspension），
抢先式中断不需要线程的执行代码 主动去配合，在垃圾收集发生时，系统首先把所有用户线程全部中断，如果发现有用户线程中断的地 方不在安全点上，就恢复这条线程执行，让它一会再重新中断，直到跑到安全点上。现在几乎没有虚 拟机实现采用抢先式中断来暂停线程响应GC事件；主动式中断的思想是当垃圾收集需要中断线程的时候，不直接对线程操作，仅仅简单地设置一 个标志位，各个线程执行过程时会不停地主动去轮询这个标志，一旦发现中断标志为真时就自己在最 近的安全点上主动中断挂起。轮询标志的地方和安全点是重合的，另外还要加上所有创建对象和其他 需要在Java堆上分配内存的地方，这是为了检查是否即将要发生垃圾收集，避免没有足够内存分配新 对象。是指能够确保在某一段代码片段之中，引用关系不会发生变化，因此，在这个区域中任 意地方开始垃圾收集都是安全的。我们也可以把安全区域看作被扩展拉伸了的安全点。
记忆集是一种用于记录从非收集区域指向收集区域的指针集合的抽象数据结构。为解决对象跨代引用所带来的问题，垃圾收集器在新生代中建 立了名为记忆集（Remembered Set）的数据结构，用以避免把整个老年代加进GC Roots扫描范围。
可供选择（当然也可以选择这个范 围以外的）的记录精度：
·字长精度：每个记录精确到一个机器字长（就是处理器的寻址位数，如常见的32位或64位，这个 精度决定了机器访问物理内存地址的指针长度），该字包含跨代指针。·对象精度：每个记录精确到一个对象，该对象里有字段含有跨代指针。 ·卡精度（也称为“卡表”）：每个记录精确到一块内存区域，该区域内有对象含有跨代指针。卡表元素何时变脏的答案是很明确的——有其他分代区域中对象引用了本区域对象时，其对应的 卡表元素就应该变脏，变脏时间点原则上应该发生在引用类型字段赋值的那一刻。
在JDK 7之后，HotSpot虚拟机增加了一个新的参数-XX：+UseCondCardMark，用来决定是否开启 卡表更新的条件判断。开启会增加一次额外判断的开销，但能够避免伪共享问题，两者各有性能损 耗，是否打开要根据应用实际运行情况来进行测试权衡。
引入三色标记（Tri-color Marking）[1]作为工具来辅 助推导，把遍历对象图过程中遇到的对象，按照“是否访问过”这个条件标记成以下三种颜色：
·白色：表示对象尚未被垃圾收集器访问过。显然在可达性分析刚刚开始的阶段，所有的对象都是 白色的，若在分析结束的阶段，仍然是白色的对象，即代表不可达。黑色：表示对象已经被垃圾收集器访问过，且这个对象的所有引用都已经扫描过。黑色的对象代 表已经扫描过，它是安全存活的，如果有其他对象引用指向了黑色对象，无须重新扫描一遍。黑色对 象不可能直接（不经过灰色对象）指向某个白色对象。·灰色：表示对象已经被垃圾收集器访问过，但这个对象上至少存在一个引用还没有被扫描过。关于可达性分析的扫描过程，读者不妨发挥一下想象力，把它看作对象图上一股以灰色为波峰的 波纹从黑向白推进的过程，如果用户线程此时是冻结的，只有收集器线程在工作，那不会有任何问 题。但如果用户线程与收集器是并发工作呢？收集器在对象图上标记颜色，同时用户线程在修改引用——即修改对象图的结构，这样可能出现两种后果。一种是把原本消亡的对象错误标记为存活，另一种是把原本存活的对象错误标记为已消亡，这就是非常致命的后果了，程序肯定会因此 发生错误。
Wilson于1994年在理论上证明了，当且仅当以下两个条件同时满足时，会产生“对象消失”的问 题，即原本应该是黑色的对象被误标为白色： ·
赋值器插入了一条或多条从黑色对象到白色对象的新引用；·赋值器删除了全部从灰色对象到该白色对象的直接或间接引用。因此，我们要解决并发扫描时的对象消失问题，只需破坏这两个条件的任意一个即可。由此分别 产生了两种解决方案：增量更新（Incremental Update）和原始快照（Snapshot At The Beginning， SATB）。 增量更新要破坏的是第一个条件，当黑色对象插入新的指向白色对象的引用关系时，就将这个新 插入的引用记录下来，等并发扫描结束之后，再将这些记录过的引用关系中的黑色对象为根，重新扫 描一次。这可以简化理解为，黑色对象一旦新插入了指向白色对象的引用之后，它就变回灰色对象 了。 原始快照要破坏的是第二个条件，当灰色对象要删除指向白色对象的引用关系时，就将这个要删 除的引用记录下来，在并发扫描结束之后，再将这些记录过的引用关系中的灰色对象为根，重新扫描 一次。这也可以简化理解为，无论引用关系删除与否，都会按照刚刚开始扫描那一刻的对象图快照来 进行搜索。
Serial收集器是最基础、历史最悠久的收集器，曾经（在JDK 1.3.1之前）是HotSpot虚拟机新生代 收集器的唯一选择。
这个收集器是一个单线程工作的收集器，但它的“单线 程”的意义并不仅仅是说明它只会使用一个处理器或一条收集线程去完成垃圾收集工作，更重要的是强 调在它进行垃圾收集时，必须暂停其他所有工作线程，直到它收集结束。
优点：简单而高效（与其他收集器的单线程相比），对于内 存资源受限的环境，它是所有收集器里额外内存消耗（Memory Footprint）最小的。
ParNew收集器实质上是Serial收集器的多线程并行版本，除了同时使用多条线程进行垃圾收集之 外，其余的行为包括Serial收集器可用的所有控制参数（例如：-XX：SurvivorRatio、-XX： PretenureSizeThreshold、-XX：HandlePromotionFailure等）、收集算法、Stop The World、对象分配规 则、回收策略等都与Serial收集器完全一致，在实现上这两种收集器也共用了相当多的代码。
并行（Parallel）：并行描述的是多条垃圾收集器线程之间的关系，说明同一时间有多条这样的线 程在协同工作，通常默认此时用户线程是处于等待状态。 ·并发（Concurrent）：并发描述的是垃圾收集器线程与用户线程之间的关系，说明同一时间垃圾 收集器线程与用户线程都在运行。由于用户线程并未被冻结，所以程序仍然能响应服务请求，但由于 垃圾收集器线程占用了一部分系统资源，此时应用程序的处理的吞吐量将受到一定影响。
Parallel Scavenge收集器也是一款新生代收集器，它同样是基于标记-复制算法实现的收集器，也是 能够并行收集的多线程收集器。Parallel Scavenge收集器的目标则是达到一个可控制的吞吐 量（Throughput）。
Parallel Scavenge收集器提供了两个参数用于精确控制吞吐量，分别是控制最大垃圾收集停顿时间 的-XX：MaxGCPauseMillis参数以及直接设置吞吐量大小的-XX：GCTimeRatio参数。
-XX：MaxGCPauseMillis参数允许的值是一个大于0的毫秒数，收集器将尽力保证内存回收花费的 时间不超过用户设定值。-XX：GCTimeRatio参数的值则应当是一个大于0小于100的整数，也就是垃圾收集时间占总时间的 比率，相当于吞吐量的倒数。Serial Old是Serial收集器的老年代版本，它同样是一个单线程收集器，使用标记-整理算法。
Parallel Old是Parallel Scavenge收集器的老年代版本，支持多线程并发收集，基于标记-整理算法实 现。
CMS（Concurrent Mark Sweep）收集器是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。
目前很 大一部分的Java应用集中在互联网网站或者基于浏览器的B/S系统的服务端上，这类应用通常都会较为 关注服务的响应速度，希望系统停顿时间尽可能短，以给用户带来良好的交互体验。
CMS收集器是基于标记-清除算法实现的，它的运作 过程相对于前面几种收集器来说要更复杂一些，整个过程分为四个步骤，包括：
初始标记（CMS initial mark）并发标记（CMS concurrent mark）重新标记（CMS remark）并发清除（CMS concurrent sweep）初始标记、重新标记这两个步骤仍然需要“Stop The World”。
初始标记：仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联到的对象，速度很快；并发标记阶段就是从GC Roots的直接关联对象开始遍历整个对 象图的过程，这个过程耗时较长但是不需要停顿用户线程，可以与垃圾收集线程一起并发运行；重 新标记阶段则是为了修正并发标记期间，因用户程序继续运作而导致标记产生变动的那一部分对象的 标记记录（详见3.4.6节中关于增量更新的讲解），这个阶段的停顿时间通常会比初始标记阶段稍长一 些，但也远比并发标记阶段的时间短；并发清除阶段，清理删除掉标记阶段判断的已经死亡的 对象，由于不需要移动存活对象，所以这个阶段也是可以与用户线程同时并发的。三个缺点：
CMS收集器对处理器资源非常敏感。事实上，面向并发设计的程序都对处理器资源比较敏 感。在并发阶段，它虽然不会导致用户线程停顿，但却会因为占用了一部分线程（或者说处理器的计 算能力）而导致应用程序变慢，降低总吞吐量。由于CMS收集器无法处理“浮动垃圾”（Floating Garbage），有可能出现“Con-current Mode Failure”失败进而导致另一次完全“Stop The World”的Full GC的产生。CMS是一款基于“标记-清除”算法实现的收集器，如果 读者对前面这部分介绍还有印象的话，就可能想到这意味着收集结束时会有大量空间碎片产生。Garbage First（简称G1）收集器是垃圾收集器技术发展历史上的里程碑式的成果，它开创了收集 器面向局部收集的设计思路和基于Region的内存布局形式。
G1是一款主要面向服务端应用的垃圾收集器。JDK 9发布之 日，G1宣告取代Parallel Scavenge加Parallel Old组合，成为服务端模式下的默认垃圾收集器。如果对JDK 9及以上版本的HotSpot虚拟机使用 参数-XX：+UseConcMarkSweepGC来开启CMS收集器的话，用户会收到一个警告信息，提示CMS未 来将会被废弃
G1不再坚持固定大小以及固定数量的 分代区域划分，而是把连续的Java堆划分为多个大小相等的独立区域（Region），每一个Region都可以 根据需要，扮演新生代的Eden空间、Survivor空间，或者老年代空间。收集器能够对扮演不同角色的 Region采用不同的策略去处理，这样无论是新创建的对象还是已经存活了一段时间、熬过多次收集的 旧对象都能获取很好的收集效果。 Region中还有一类特殊的Humongous区域，专门用来存储大对象。G1认为只要大小超过了一个 Region容量一半的对象即可判定为大对象。每个Region的大小可以通过参数-XX：G1HeapRegionSize设 定，取值范围为1MB～32MB，且应为2的N次幂。而对于那些超过了整个Region容量的超级大对象。
将会被存放在N个连续的Humongous Region之中，G1的大多数行为都把Humongous Region作为老年代 的一部分来进行看待，将Java堆分成多个独立Region后，Region里面存在的跨Region引用对象如何解决？解决的思 路我们已经知道（见3.3.1节和3.4.4节）：使用记忆集避免全堆作为GC Roots扫描，但在G1收集器上记 忆集的应用其实要复杂很多，它的每个Region都维护有自己的记忆集，这些记忆集会记录下别的Region 指向自己的指针，并标记这些指针分别在哪些卡页的范围之内。G1的记忆集在存储结构的本质上是一 种哈希表，Key是别的Region的起始地址，Value是一个集合，里面存储的元素是卡表的索引号。这 种“双向”的卡表结构（卡表是“我指向谁”，这种结构还记录了“谁指向我”）比原来的卡表实现起来更 复杂，同时由于Region数量比传统收集器的分代数量明显要多得多，因此G1收集器要比其他的传统垃 圾收集器有着更高的内存占用负担。根据经验，G1至少要耗费大约相当于Java堆容量10%至20%的额 外内存来维持收集器工作。
G1收集器的 运作过程大致可划分为以下四个步骤： ·
初始标记（Initial Marking）：仅仅只是标记一下GC Roots能直接关联到的对象，并且修改TAMS 指针的值，让下一阶段用户线程并发运行时，能正确地在可用的Region中分配新对象。这个阶段需要 停顿线程，但耗时很短，而且是借用进行Minor GC的时候同步完成的，所以G1收集器在这个阶段实际 并没有额外的停顿。·并发标记（Concurrent Marking）：从GC Root开始对堆中对象进行可达性分析，递归扫描整个堆 里的对象图，找出要回收的对象，这阶段耗时较长，但可与用户程序并发执行。当对象图扫描完成以 后，还要重新处理SATB记录下的在并发时有引用变动的对象。·最终标记（Final Marking）：对用户线程做另一个短暂的暂停，用于处理并发阶段结束后仍遗留 下来的最后那少量的SATB记录。·筛选回收（Live Data Counting and Evacuation）：负责更新Region的统计数据，对各个Region的回 收价值和成本进行排序，根据用户所期望的停顿时间来制定回收计划，可以自由选择任意多个Region 构成回收集，然后把决定回收的那一部分Region的存活对象复制到空的Region中，再清理掉整个旧 Region的全部空间。这里的操作涉及存活对象的移动，是必须暂停用户线程，由多条收集器线程并行 完成的。
PS:还未读完，接下来将持续更新。
