继续上一篇所学，本篇主要学习6款经典垃圾收集器、2款低延迟垃圾收集器，并进一步介绍垃圾收集器的衡量标准。
1、前期铺垫与说明：
如果说收集算法是内存回收的方法论，那垃圾收集器就是内存回收的实践者。《Java虚拟机规范》中对垃圾收集器应该如何实现并没有做出任何规定。
从ParNew收集器开始，会涉及“并发”和“并行”概念的收集器，该如何理解？
1）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。
2）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。
2、垃圾收集器的分类1-经典垃圾收集器
2.1 Serial收集器(连续收集器)
问题1：谈谈对Serial收集器的认识或理解？
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。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
问题2：Serial收集器使用的垃圾收集算法：
新生代采取复制算法，暂停所有用户线程
老年代采用标记整理算法，暂停所有用户线程
问题3：Serial收集器的应用：
它依然是HotSpot虚拟机运行在客户端模式(用户桌面的应用场景)下的默认新生代收集器，有着优于其他收集器的地方，那就是简单而高效（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，由于没有线程交互的开销，专心做垃圾收集自然可以获得最高的单线程收集效率。
2.2 ParNew收集器
问题1：谈谈对ParNew收集器的认识或理解？
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.
问题2：ParNew收集器的应用？
ParNew收集器是JDK 7之前的遗留系统中首选的新生代收集器。其中有一个与功能、性能无关但其实很重要的原因是：除了Serial收集器外，目前只有它能与CMS收集器配合工作。
问题3：ParNew收集器的在不同硬件环境下的优缺点？
ParNew收集器在单核心处理器的环境中绝对不会有比Serial收集器更好的效果，甚至由于存在线程交互的开销，该收集器在通过超线程（Hyper-Threading）技术实现的伪双核处理器环境中都不能百分之百保证超越Serial收集器。随着可以被使用的处理器核心数量的增加，ParNew对于垃圾收集时系统资源的高效利用还是很有好处的。它默认开启的收集线程数与处理器核心数量相同，在处理器核心非常多（譬如32个，现在CPU都是多核加超线程设计，服务器达到或超过32个逻辑核心的情况非常普遍）的环境中，可以使用-XX：ParallelGCThreads参数来限制垃圾收集的线程数。
2.3 Parallel Scavenge收集器
问题1：谈谈对Parallel Scavenge收集器的认识或理解？
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。其目标则是达到一个可控制的吞吐量（Throughput）。所谓吞吐量就是处理器用于运行用户代码的时间/(运行用户代码时间+运行垃圾收集收集时间)。而CMS等收集器的关注点是尽可能地缩短垃圾收集时用户线程的停顿时间。Parallel Scavenge收集器架构中本身有PS MarkSweep收集器来进行老年代收集，并非直接调用Serial Old收集器，但是这个PS MarkSweep收集器与Serial Old的实现几乎是一样的。
问题2：为了达到可控的吞吐量的控制参数：
a.-XX：MaxGCPauseMillis ：控制最大垃圾收集停顿时间(大于0的毫秒数)，该值并不是越小越好。因为：垃圾收集停顿时间缩短是以牺牲吞吐量和新生代空间为代价换取的。
b.-XX：GCTimeRatio：设置吞吐量大小(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。默认值为99，即允许最大1%（即1/(1+99)）的垃圾收集时间。
c.-XX：+UseAdaptiveSizePolicy：当这个参数被激活之后，就不需要人工指定新生代的大小（-Xmn）、Eden与Survivor区的比例（-XX：SurvivorRatio）、晋升老年代对象大小（-XX：PretenureSizeThreshold）等细节参数了，虚拟机会根据当前系统的运行情况收集性能监控信息，动态调整这些参数以提供最合适的停顿时间或者最大的吞吐量。这种调节方式称为垃圾收集的自适应的调节策略（GC Ergonomics）。自适应调节策略也是Parallel Scavenge收集器区别于ParNew收集器的一个重要性。
问题3：既然 Parallel Scavenge收集器是一款新生代收集器，那么与其搭配使用的老年代收集器是什么？
在JDK 5以及之前的版本中Parallel Scavenge收集器与Serial Old收集器搭配使用
2.4 Serial Old收集器
问题1：谈谈对Serial Old收集器的认识或理解？
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。
问题2：Serial Old收集器的应用
a.这个收集器的主要意义也是供客户端模式下的HotSpot虚拟机使用。
b.在服务端模式下，它也可能有两种用途：一种是在JDK 5以及之前的版本中与Parallel Scavenge收集器搭配使用 ，另外一种就是作为CMS收集器发生失败时的后备预案，在并发收集发生Concurrent Mode Failure时使用。
2.5 CMS收集器
问题1：谈谈对CMS收集器的认识或理解？
Concurrent Mark Sweep是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。CMS收集器是基于标记-清除算法实现的
问题2：CMS收集器进行垃圾收集的整个过程，分为哪几步骤？
共以下四个步骤：
a.初始标记（CMS initial mark）：仅仅只是标记一下GCRoots能直接关联到的对象，速度很快；
b.并发标记（CMS concurrent mark）：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；
c.重新标记（CMS remark）：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。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；
d.并发清除（CMS concurrent sweep）：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。
备注：初始标记、重新标记这两个步骤仍然需要“Stop The World”；整个过程中耗时最长的并发标记和并发清除阶段中，垃圾收集器线程都可以与用户线程一起工作，所以从总体上来说，CMS收集器的内存回收过程是与用户线程一起并发执行的。
问题3：CMS收集器的优点与缺点？
1）优点：并发收集、低停顿；
2）缺点：
a.CMS收集器对处理器资源非常敏感，其默认启动的回收线程数是（处理器核心数量+3）/4，也就是说，如果处理器核心数在四个或以上，并发回收时垃圾收集线程只占用不超过25%的处理器运算资源。如果应用本来的处理器负载就很高，还要分出一半的运算能力去执行收集器线程，就可能导致用户程序的执行速度忽然大幅降低。其变种“增量式并发收集器”（Incremental Concurrent Mark Sweep/i-CMS）让收集器线程、用户线程交替运行，尽量减少垃圾收集线程的独占资源的时间，其效果并没有那么明显，在jdk7就被声明为“deprecated”，到JDK 9发布后i-CMS模式被完全废弃。
b.由于CMS收集器无法处理“浮动垃圾”（Floating Garbage），有可能出现“Con-current ModeFailure”失败进而导致另一次完全“Stop The World”的Full GC的产生。
c.CMS是一款基于“标记-清除”算法实现的收集器，这意味着收集结束时会有大量空间碎片产生。为了解决这个问题，CMS收集器提供了一下两个参数：
c.1 -XX：+UseCMS-CompactAtFullCollection开关参数,用于在CMS收集器不得不进行Full GC时开启内存碎片的合并整理过程，由于这个内存整理必须移动存活对象，（在Shenandoah和ZGC出现前）是无法并发的。这样空间碎片问题是解决了，但停顿时间又会变长，因此又提供了下面这个参数
c.2 -XX：CMSFullGCsBefore-Compaction（此参数从JDK 9开始废弃），这个参数的作用是要求CMS收集器在执行过若干次（数量由参数值决定）不整理空间的Full GC之后，下一次进入Full GC前会先进行碎片整理（默认值为0，表示每次进入Full GC时都进行碎片整理）
问题4：CMS三色标记理解？
三色标记就是我们CMS在扫描过程中对对象的一种定义，包含以下三种：
a.黑色：表示对象已经被垃圾回收机制访问过或者对象引用的对象都被扫描到了，这个对象就会变成黑色。
b.灰色：可能至少存在一个引用还没有被扫描到。
c.白色：还没有被扫描到就是白色或者没有被GC ROOT引用的对象也会被定义为白色。
举例说明：A引入了B，B引用了C，D没有被任何引用。那么首先我们的CMS首先扫描到了A，发现A有引用B，那么我们的CMS会将A标记为黑色，B标记为灰色，然后这时候，通过B又找到了C那么这个时候发现C已经没有任何引用了就会将C标记为黑色。但是我们的D到目前为止没有被任何引用（记住这里说的条件到目前为止）那么D从始至终都没有被 扫描，此时就会一直是白色，对于白色的对象来说CMS在执行并发清理的时候就会将此类对象干掉。但是这里有了一个问题：如果我们的扫描过程已经结束这一段了，但是此时此刻我的A突然引用了D类型怎么办，这样一来我们的D只要被GC干掉是不是就会出现问题？也就是说我这里产生了一个漏标的问题。他们会增量更新和写屏障来解决这种问题的。
问题5：增量更新与写屏障
所谓增量更新就是在并发标记过程中，把赋值的这种新增的引用，做一个集合存起来。在重新标记的时候会找到集合里面的引用然后重新去扫描，再把源头标记为灰色。这就是我们的增量更新。当然，在把我们新增的引用放到集合的时候，会实现一种写屏障的方式。写屏障我们可以理解为在赋值操作的前面加一个方法，赋值的后面做一些操作，也可以理解为AOP
2.6 Garbage First收集器
问题1：Garbage First收集器的发展与认识
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，而CMS则沦落至被声明为不推荐使用（Deprecate）的收集器。
问题2：G1的收集器的思想？
G1面向堆内存任何部分来组成回收集（Collection Set，一般简称CSet）进行回收，衡量标准不再是它属于哪个分代，而是哪块内存中存放的垃圾数量最多，回收收益最大，这就是G1收集器的Mixed GC模式。G1开创的基于Region的堆内存布局是它能够实现这个目标的关键。
问题3：G1的内存布局？
a.虽然G1也仍是遵循分代收集理论设计的，但其堆内存的布局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）。
b.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.
问题4：G1如何对大对象进行存储？
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，Region中有一类特殊的Humongous区域，专门用来存储大对象。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。
问题5：G1收集器为什么能建立可预测的停顿时间模型？
是因为它将Region作为单次回收的最小单元，即每次收集到的内存空间都是Region大小的整数倍，这样可以有计划地避免在整个Java堆中进行全区域的垃圾收集。更具体的处理思路是让G1收集器去跟踪各个Region里面的垃圾堆积的“价值”大小，价值即回收所获得的空间大小以及回收所需时间的经验值，然后在后台维护一个优先级列表，每次根据用户设定允许的收集停顿时间（使用参数-XX：MaxGCPauseMillis指定，默认值是200毫秒），优先处理回收价值收益最大的那些Region，这也就是“Garbage First”名字的由来。这种使用Region划分内存空间，以及具有优先级的区域回收方式，保证了G1收集器在有限的时间内获取尽可能高的收集效率。
问题6：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？
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。
问题7：在并发标记阶段如何保证收集线程与用户线程互不干扰地运行？这需要解决以下2点：
1）解决的是用户线程改变对象引用关系时，必须保证其不能打破原本的对象图结构，导致标记结果出现错误。
a.CMS收集器采用增量更新算法实现
b.G1收集器则是通过原始快照（SATB）算法来实现
2）垃圾收集对用户线程的影响还体现在回收过程中新创建对象的内存分配上，程序要继续运行就肯定会持续有新对象被创建
a.G1为每一个Region设计了两个名为TAMS（Top at Mark Start）的指针，把Region中的一部分空间划分出来用于并发回收过程中的新对象分配，并发回收时新分配的对象地址都必须要在这两个指针位置以上。G1收集器默认在这个地址以上的对象是被隐式标记过的，即默认它们是存活的，不纳入回收范围。
b.CMS中的“Concurrent Mode Failure”失败会导致Full GC类似，如果内存回收的速度赶不上内存分配的速度，G1收集器也要被迫冻结用户线程执行，导致Full GC而产生长时间“Stop The World”
问题8：怎样建立起可靠的停顿预测模型？
a.具体体现是：
用户通过-XX：MaxGCPauseMillis参数指定的停顿时间。
b.理论如何实现？
G1收集器的停顿预测模型是以衰减均值（Decaying Average）为理论基础来实现的，在垃圾收集过程中，G1收集器会记录每个Region的回收耗时、每个Region记忆集里的脏卡数量等各个可测量的步骤花费的成本，并分析得出平均值、标准偏差、置信度等统计信息。这里强调的“衰减平均值”是指它会比普通的平均值更容易受到新数据的影响，平均值代表整体平均状态，但衰减平均值更准确地代表“最近的”平均状态。换句话说，Region的统计状态越新越能决定其回收的价值。然后通过这些信息预测现在开始回收的话，由哪些Region组成回收集才可以在不超过期望停顿时间的约束下获得最高的收益。
问题9：如果我们不去计算用户线程运行过程中的动作（如使用写屏障维护记忆集的操作），G1收集器的运作过程大致可划分为哪4步?
a.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；
b.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；
c.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。
d.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。
从上述阶段的描述可以看出，G1收集器除了并发标记外，其余阶段也是要完全暂停用户线程的，换言之，它并非纯粹地追求低延迟，官方给它设定的目标是在延迟可控的情况下获得尽可能高的吞吐量，所以才能担当起“全功能收集器”的重任与期望。其默认的停顿目标为两百毫秒
问题9：CMS与G1的比较及优劣？
G1优势：
1）从最传统的算法理论来说：
a.CMS采用“标记-清除”算法
b.G1从整体来看是基于“标记-整理”算法实现的收集器，但从局部（两个Region之间）上看又是基于“标记-复制”算法实现，无论如何，这两种算法都意味着G1运作期间不会产生内存空间碎片，垃圾收集完成之后能提供规整的可用内存。这种特性有利于程序长时间运行，在程序为大对象分配内存时不容易因无法找到连续内存空间而提前触发下一次收集。
2）可以指定最大停顿时间、分Region的内存布局、按收益动态确定回收集这些创新性设计
G1劣势：
1）内存占用：
a.G1无论是为了垃圾收集产生的内存占用（Footprint）还是程序运行时的额外执行负载（Overload）都要比CMS要高。
b.虽然G1和CMS都使用卡表来处理跨代指针，但G1的卡表实现更为复杂，而且堆中每个Region，无论扮演的是新生代还是老年代角色，都必须有一份卡表，这导致G1的记忆集（和其他内存消耗）可能会占整个堆容量的20%乃至更多的内存空间；相比起来CMS的卡表就相当简单，只有唯一一份，而且只需要处理老年代到新生代的引用，反过来则不需要，由于新生代的对象具有朝生夕灭的不稳定性，引用变化频繁，能省下这个区域的维护开销是很划算的 。
2）从执行负载的角度：
a.CMS用写后屏障来更新维护卡表；而G1除了使用写后屏障来进行同样的（由于G1的卡表结构复杂，其实是更烦琐的）卡表维护操作外，为了实现原始快照搜索（SATB）算法，还需要使用写前屏障来跟踪并发时的指针变化情况。相比起增量更新算法，原始快照搜索能够减少并发标记和重新标记阶段的消耗，避免CMS那样在最终标记阶段停顿时间过长的缺点，但是在用户程序运行过程中确实会产生由跟踪引用变化带来的额外负担。由于G1对写屏障的复杂操作要比CMS消耗更多的运算资源，所以CMS的写屏障实现是直接的同步操作，而G1就不得不将其实现为类似于消息队列的结构，把写前屏障和写后屏障中要做的事情都放到队列里，然后再异步处理。
3、垃圾收集器的分类2-低延迟垃圾收集器
简单介绍：
Shenandoah和ZGC，几乎整个工作过程全部都是并发的，只有初始标记、最终标记这些阶段有短暂的停顿，这部分停顿的时间基本上是固定的，与堆的容量、堆中对象的数量没有正比例关系。实际上，它们都可以在任意可管理的（譬如现在ZGC只能管理4TB以内的堆）堆容量下，实现垃圾收集的停顿都不超过十毫秒这种以前听起来是天方夜谭、匪夷所思的目标。这两款目前仍处于实验状态的收集器，被官方命名为“低延迟垃圾收集器”（Low-Latency Garbage Collector或者Low-Pause-Time Garbage Collector）
但是ZGC和Shenandoah的实现思路又是差异显著的，如果说RedHat公司开发的Shen-andoah像是Oracle的G1收集器的实际继承者的话，那Oracle公司开发的ZGC就更像是Azul System公司独步天下的PGC（Pauseless GC）和C4（Concurrent Continuously Compacting Collector）收集器的同胞兄弟。
3.1 Shenandoah收集器
问题1：简单介绍一下Shenandoah收集器发展史？
最初Shenandoah是由RedHat公司独立发展的新型收集器项目，在2014年RedHat把Shenandoah贡献给了OpenJDK，并推动它成为OpenJDK 12的正式特性一，也就是后来的JEP 189。这个项目的目标是实现一种能在任何堆内存大小下都可以把垃圾收集的停顿时间限制在十毫秒以内的垃圾收集器，该目标意味着相比CMS和G1，Shenandoah不仅要进行并发的垃圾标记，还要并发地进行对象清理后的整理动作。
这两款还未学习完成，待补充！
参看书籍：深入理解Java虚拟机：JVM高级特性与最佳实践第3版.pdf