三色標記法是一種垃圾回收法，它可以讓JVM不發(fā)生或僅短時間發(fā)生STW（Stop The World），從而達到清除JVM內存垃圾的目的。JVM中的CMS、G1垃圾回收器所使用垃圾回收算法即為三色標記法。

三色標記算法思想三色標記法將對象的顏色分為了黑、灰、白，三種顏色。

白色：該對象沒有被標記過。（對象垃圾）

灰色：該對象已經(jīng)被標記過了，但該對象下的屬性沒有全被標記完。（GC需要從此對象中去尋找垃圾）

黑色：該對象已經(jīng)被標記過了，且該對象下的屬性也全部都被標記過了。（程序所需要的對象）

算法流程

從我們main方法的根對象（JVM中稱為GC Root）開始沿著他們的對象向下查找，用黑灰白的規(guī)則，標記出所有跟GC Root相連接的對象，掃描一遍結束后，一般需要進行一次短暫的STW（Stop The World），再次進行掃描，此時因為黑色對象的屬性都也已經(jīng)被標記過了。

所以只需找出灰色對象并順著繼續(xù)往下標記（且因為大部分的標記工作已經(jīng)在第一次并發(fā)的時候發(fā)生了，所以灰色對象數(shù)量會很少，標記時間也會短很多）， 此時程序繼續(xù)執(zhí)行，GC線程掃描所有的內存，找出掃描之后依舊被標記為白色的對象（垃圾），清除。

具體流程：

首先創(chuàng)建三個集合：白、灰、黑。

將所有對象放入白色集合中。

然后從根節(jié)點開始遍歷所有對象（注意這里并不遞歸遍歷），把遍歷到的對象從白色集合放入灰色集合。

之后遍歷灰色集合，將灰色對象引用的對象從白色集合放入灰色集合，之后將此灰色對象放入黑色集合

重復 4 直到灰色中無任何對象

通過write-barrier檢測對象有變化，重復以上操作

收集所有白色對象（垃圾）

三色標記存在問題

浮動垃圾：并發(fā)標記的過程中，若一個已經(jīng)被標記成黑色或者灰色的對象，突然變成了垃圾，由于不會再對黑色標記過的對象重新掃描，所以不會被發(fā)現(xiàn)，那么這個對象不是白色的但是不會被清除，重新標記也不能從GC Root中去找到，所以成為了浮動垃圾，浮動垃圾對系統(tǒng)的影響不大，留給下一次GC進行處理即可。

對象漏標問題（需要的對象被回收）：并發(fā)標記的過程中，一個業(yè)務線程將一個未被掃描過的白色對象斷開引用成為垃圾（刪除引用），同時黑色對象引用了該對象（增加引用）（這兩部可以不分先后順序）；因為黑色對象的含義為其屬性都已經(jīng)被標記過了，重新標記也不會從黑色對象中去找，導致該對象被程序所需要，卻又要被GC回收，此問題會導致系統(tǒng)出現(xiàn)問題，而CMS與G1，兩種回收器在使用三色標記法時，都采取了一些措施來應對這些問題，CMS對增加引用環(huán)節(jié)進行處理（Increment Update），G1則對刪除引用環(huán)節(jié)進行處理（SATB）。

解決辦法在JVM虛擬機中有兩種常見垃圾回收器使用了該算法：CMS（Concurrent Mark Sweep）、G1（Garbage First） ，為了解決三色標記法對對象漏標問題各自有各自的法：

CMS回顧

CMS（Concurrent Mark Sweep）收集器是一種以獲取最短回收停頓時間為目標的收集器。目前很大一部分的Java應用集中在互聯(lián)網(wǎng)網(wǎng)站或者基于瀏覽器的B/S系統(tǒng)的服務端上，這類應用通常都會較為關注服務的響應速度，希望系統(tǒng)停頓時間盡可能短，以給用戶帶來良好的交互體驗。CMS收集器就非常符合這類應用的需求（但是實際由于某些問題，很少有使用CMS作為主要垃圾回收器的）。

從名字（包含“Mark Sweep”）上就可以看出CMS收集器是基于標記-清除算法實現(xiàn)的，它的運作過程相對于前面幾種收集器來說要更復雜一些，整個過程分為四個步驟，包括：1）初始標記（CMS initial mark） 2）并發(fā)標記（CMS concurrent mark） 3）重新標記（CMS remark） 4）并發(fā)清除（CMS concurrent sweep）

其中初始標記、重新標記這兩個步驟仍然需要“Stop The World”。初始標記僅僅只是標記一下GCRoots能直接關聯(lián)到的對象，速度很快；

并發(fā)標記階段就是從GC Roots的直接關聯(lián)對象開始遍歷整個對象圖的過程，這個過程耗時較長但是不需要停頓用戶線程，可以與垃圾收集線程一起并發(fā)運行；

重新標記階段則是為了修正并發(fā)標記期間，因用戶程序繼續(xù)運作而導致標記產(chǎn)生變動的那一部分對象的標記記錄，這個階段的停頓時間通常會比初始標記階段稍長一些，但也遠比并發(fā)標記階段的時間短；

最后是并發(fā)清除階段，清理刪除掉標記階段判斷的已經(jīng)死亡的對象，由于不需要移動存活對象，所以這個階段也是可以與用戶線程同時并發(fā)的。由于在整個過程中耗時最長的并發(fā)標記和并發(fā)清除階段中，垃圾收集器線程都可以與用戶線程一起工作，所以從總體上來說，CMS收集器的內存回收過程是與用戶線程一起并發(fā)執(zhí)行的。

CMS解決辦法：增量更新

在應對漏標問題時，CMS使用了增量更新（Increment Update）方法來做：

在一個未被標記的對象（白色對象）被重新引用后，引用它的對象若為黑色則要變成灰色，在下次二次標記時讓GC線程繼續(xù)標記它的屬性對象。

但是就算時這樣，其仍然是存在漏標的問題：

在一個灰色對象正在被一個GC線程回收時，當它已經(jīng)被標記過的屬性指向了一個白色對象（垃圾）

而這個對象的屬性對象本身還未全部標記結束，則為灰色不變

而這個GC線程在標記完最后一個屬性后，認為已經(jīng)將所有的屬性標記結束了，將這個灰色對象標記為黑色，被重新引用的白色對象，無法被標記

CMS另兩個致命缺陷

CMS采用了Mark-Sweep算法，最后會產(chǎn)生許多內存碎片，當?shù)揭欢〝?shù)量時，CMS無法清理這些碎片了，CMS會讓Serial Old垃圾處理器來清理這些垃圾碎片，而Serial Old垃圾處理器是單線程操作進行清理垃圾的，效率很低。

所以使用CMS就會出現(xiàn)一種情況，硬件升級了，卻越來越卡頓，其原因就是因為進行Serial Old GC時，效率過低。

解決方案：使用Mark-Sweep-Compact算法，減少垃圾碎片

調優(yōu)參數(shù)（配套使用）：

-XX：+UseCMSCompactAtFullCollection 開啟CMS的壓縮

-XX:CMSFullGCsBeforeCompaction 默認為0，指經(jīng)過多少次CMS FullGC才進行壓縮

當JVM認為內存不夠，再使用CMS進行并發(fā)清理內存可能會發(fā)生OOM的問題，而不得不進行Serial Old GC，Serial Old是單線程垃圾回收，效率低

解決方案：降低觸發(fā)CMS GC的閾值，讓浮動垃圾不那么容易占滿老年代

調優(yōu)參數(shù)：

-XX:CMSInitiatingOccupancyFraction 92% 可以降低這個值，讓老年代占用率達到該值就進行CMS GC

G1回顧

G1（Garbage First）物理內存不再分代，而是由一塊一塊的Region組成，但是邏輯分代仍然存在。G1不再堅持固定大小以及固定數(shù)量的分代區(qū)域劃分，而是把連續(xù)的Java堆劃分為多個大小相等的獨立區(qū)域（Region），每一個Region都可以根據(jù)需要，扮演新生代的Eden空間、Survivor空間，或者老年代空間。收集器能夠對扮演不同角色的Region采用不同的策略去處理，這樣無論是新創(chuàng)建的對象還是已經(jīng)存活了一段時間、熬過多次收集的舊對象都能獲取很好的收集效果。

Region中還有一類特殊的Humongous區(qū)域，專門用來存儲大對象。G1認為只要大小超過了一個Region容量一半的對象即可判定為大對象。每個Region的大小可以通過參數(shù)-XX：G1HeapRegionSize設定，取值范圍為1MB～32MB，且應為2的N次冪。而對于那些超過了整個Region容量的超級大對象，將會被存放在N個連續(xù)的Humongous Region之中，G1的大多數(shù)行為都把Humongous Region作為老年代的一部分來進行看待

G1前置知識

Card Table（多種垃圾回收器均具備）

由于在進行YoungGC時，我們在進行對一個對象是否被引用的過程，需要掃描整個Old區(qū)，所以JVM設計了CardTable，將Old區(qū)分為一個一個Card，一個Card有多個對象；如果一個Card中的對象有引用指向Young區(qū)，則將其標記為Dirty Card，下次需要進行YoungGC時，只需要去掃描Dirty Card即可。

Card Table 在底層數(shù)據(jù)結構以 Bit Map實現(xiàn)。

RSet（Remembered Set）

是輔助GC過程的一種結構，典型的空間換時間工具，和Card Table有些類似。

后面說到的CSet（Collection Set）也是輔助GC的，它記錄了GC要收集的Region集合，集合里的Region可以是任意年代的。

在GC的時候，對于old-》young和old-》old的跨代對象引用，只要掃描對應的CSet中的RSet即可。邏輯上說每個Region都有一個RSet，RSet記錄了其他Region中的對象引用本Region中對象的關系，屬于points-into結構（誰引用了我的對象）。

而Card Table則是一種points-out（我引用了誰的對象）的結構，每個Card 覆蓋一定范圍的Heap（一般為512Bytes）。G1的RSet是在Card Table的基礎上實現(xiàn)的：每個Region會記錄下別的Region有指向自己的指針，并標記這些指針分別在哪些Card的范圍內。這個RSet其實是一個Hash Table，Key是別的Region的起始地址，Value是一個集合，里面的元素是Card Table的Index。每個Region中都有一個RSet，記錄其他Region到本Region的引用信息；使得垃圾回收器不需要掃描整個堆找到誰引用當前分區(qū)中的對象，只需要掃描RSet即可。

CSet（Collection Set）

一組可被回收的分區(qū)Region的集合， 是多個對象的集合內存區(qū)域。

新生代與老年代的比例

5% - 60%，一般不使用手工指定，因為這是G1預測停頓時間的基準，這地方簡要說明一下，G1可以指定一個預期的停頓時間，然后G1會根據(jù)你設定的時間來動態(tài)調整年輕代的比例，例如時間長，就將年輕代比例調小，讓YGC盡早行。

G1解決辦法：SATB

SATB（Snapshot At The Beginning）， 在應對漏標問題時，G1使用了SATB方法來做，具體流程：

在開始標記的時候生成一個快照圖標記存活對象

在一個引用斷開后，要將此引用推到GC的堆棧里，保證白色對象（垃圾）還能被GC線程掃描到（在**write barrier（寫屏障）**里把所有舊的引用所指向的對象都變成非白的）。

配合Rset，去掃描哪些Region引用到當前的白色對象，若沒有引用到當前對象，則回收

SATB詳細流程

SATB是維持并發(fā)GC的一種手段。G1并發(fā)的基礎就是SATB。SATB可以理解成在GC開始之前對堆內存里的對象做一次快照，此時活的對像就認為是活的，從而開成一個對象圖。

在GC收集的時候，新生代的對象也認為是活的對象，除此之外其他不可達的對象都認為是垃圾對象。

如何找到在GC過程中分配的對象呢？每個region記錄著兩個top-at-mark-start（TAMS）指針，分別為prevTAMS和nextTAMS。在TAMS以上的對象就是新分配的，因而被視為隱式marked。

通過這種方式我們就找到了在GC過程中新分配的對象，并把這些對象認為是活的對象。

解決了對象在GC過程中分配的問題，那么在GC過程中引用發(fā)生變化的問題怎么解決呢？

G1給出的解決辦法是通過Write Barrier。Write Barrier就是對引用字段進行賦值做了額外處理。通過Write Barrier就可以了解到哪些引用對象發(fā)生了什么樣的變化。

mark的過程就是遍歷heap標記live object的過程，采用的是三色標記算法，這三種顏色為white（表示還未訪問到）、gray（訪問到但是它用到的引用還沒有完全掃描）、back（訪問到而且其用到的引用已經(jīng)完全掃描完）。

整個三色標記算法就是從GC roots出發(fā)遍歷heap，針對可達對象先標記white為gray，然后再標記gray為black；遍歷完成之后所有可達對象都是balck的，所有white都是可以回收的。

SATB僅僅對于在marking開始階段進行“snapshot”（marked all reachable at mark start），但是concurrent的時候并發(fā)修改可能造成對象漏標記。

對black新引用了一個white對象，然后又從gray對象中刪除了對該white對象的引用，這樣會造成了該white對象漏標記。

對black新引用了一個white對象，然后從gray對象刪了一個引用該white對象的white對象，這樣也會造成了該white對象漏標記。

對black新引用了一個剛new出來的white對象，沒有其他gray對象引用該white對象，這樣也會造成了該white對象漏標記。

SATB效率高于增量更新的原因？

因為SATB在重新標記環(huán)節(jié)只需要去重新掃描那些被推到堆棧中的引用，并配合Rset來判斷當前對象是否被引用來進行回收；

并且在最后G1并不會選擇回收所有垃圾對象，而是根據(jù)Region的垃圾多少來判斷與預估回收價值（指回收的垃圾與回收的STW時間的一個預估值），將一個或者多個Region放到CSet中，最后將這些Region中的存活對象壓縮并復制到新的Region中，清空原來的Region。

G1會不會進行Full GC？

會，當內存滿了的時候就會進行Full GC；且JDK10之前的Full GC，為單線程的，所以使用G1需要避免Full GC的產(chǎn)生。

解決方案：

加大內存；

提高CPU性能，加快GC回收速度，而對象增加速度趕不上回收速度，則Full GC可以避免；

降低進行Mixed GC觸發(fā)的閾值，讓Mixed GC提早發(fā)生（默認45%）

編輯：jq