在前一篇的文章《HotSpot垃圾回收算法概述》里面仰税，對于Serial, Parallel和CMS幾種垃圾回收器做了比較詳細(xì)的描述硫眯。但是對于G1的敘述是比較粗糙的疲陕。這篇文章則是提供了G1垃圾回收器的詳細(xì)分析补君。

概述

G1垃圾回收器是在Java7 update 4之后引入的一個新的垃圾回收器。G1是一個分代的芭毙，增量的筋蓖，并行與并發(fā)的標(biāo)記-復(fù)制垃圾回收器。它的設(shè)計(jì)目標(biāo)是為了適應(yīng)現(xiàn)在不斷擴(kuò)大的內(nèi)存和不斷增加的處理器數(shù)量稿蹲，進(jìn)一步降低暫停時間（pause time）扭勉，同時兼顧良好的吞吐量。G1回收器和CMS比起來苛聘，有以下不同：

1. G1垃圾回收器是compacting的涂炎，因此其回收得到的空間是連續(xù)的。這避免了CMS回收器因?yàn)椴贿B續(xù)空間所造成的問題设哗。如需要更大的堆空間唱捣，更多的floating garbage。連續(xù)空間意味著G1垃圾回收器可以不必采用空閑鏈表的內(nèi)存分配方式网梢，而可以直接采用bump-the-pointer的方式震缭；
2. G1回收器的內(nèi)存與CMS回收器要求的內(nèi)存模型有極大的不同。G1將內(nèi)存劃分一個個固定大小的region战虏，每個region可以是年輕代拣宰、老年代的一個。內(nèi)存的回收是以region作為基本單位的烦感；

G1還有一個及其重要的特性：軟實(shí)時（soft real-time）巡社。所謂的實(shí)時垃圾回收，是指在要求的時間內(nèi)完成垃圾回收手趣∩胃茫“軟實(shí)時”則是指，用戶可以指定垃圾回收時間的限時绿渣，G1會努力在這個時限內(nèi)完成垃圾回收朝群，但是G1并不擔(dān)保每次都能在這個時限內(nèi)完成垃圾回收。通過設(shè)定一個合理的目標(biāo)中符，可以讓達(dá)到90%以上的垃圾回收時間都在這個時限內(nèi)姜胖。

數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

在了解G1垃圾回收器的算法前，先熟悉在G1中使用的一些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和概念是有用的淀散。如果只是想大概了解一下G1垃圾回收器谭期，那么此節(jié)可以跳過。即便想詳細(xì)了解G1回收器的細(xì)節(jié)也可以先跳過這一節(jié)吧凉，直接閱讀下面的算法詳解隧出，遇到了不明白的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和概念，再回來此處尋找解釋阀捅。

G1垃圾回收器的復(fù)雜難懂胀瞪，有很大一部分原因是因?yàn)檫@些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

Heap Region

本質(zhì)上來說，G1垃圾回收器依然是一個分代垃圾回收器凄诞。但是它與一般的回收器所不同的是圆雁，它引入了額外的概念，Region帆谍。G1垃圾回收器把堆劃分成一個個大小相同的Region伪朽。在HotSpot的實(shí)現(xiàn)中，整個堆被劃分成2048左右個Region汛蝙。每個Region的大小在1-32MB之間烈涮，具體多大取決于堆的大小。

G1垃圾回收器的分代也是建立在這些Region的基礎(chǔ)上的窖剑。對于Region來說坚洽，它會有一個分代的類型，并且是唯一一個西土。即讶舰，每一個Region，它要么是young的需了，要么是old的跳昼。還有一類十分特殊的Humongous。所謂的Humongous肋乍，就是一個對象的大小超過了某一個閾值——HotSpot中是Region的1/2鹅颊，那么它會被標(biāo)記為Humongous。如果我們審視HotSpot的其余的垃圾回收器住拭，可以發(fā)現(xiàn)這種對象以前被稱為大對象挪略，會被直接分配老年代历帚。而在G1回收器中滔岳，則是做了特殊的處理。
G1并不要求相同類型的region要相鄰挽牢。換言之谱煤，就是G1回收器不要求它們連續(xù)。當(dāng)然在邏輯上禽拔，分代依舊是連續(xù)的刘离。因此，一種典型的分配可能是：

G1 Regions

注：圖片來自G1: One Garbage Collector To Rule Them All

其中E代表的是Eden睹栖，S代表的是Survivor硫惕，H代表的是Humongous，剩余的深藍(lán)色代表的是Old（或者Tenured）野来，灰色的代表的是空閑的region恼除。
每一個分配的Region，都可以分成兩個部分，已分配的和未被分配的豁辉。它們之間的界限被稱為top令野。總體上來說徽级，把一個對象分配到Region內(nèi)气破，只需要簡單增加top的值。這個做法實(shí)際上就是bump-the-pointer餐抢。過程如下：

Region內(nèi)存分配

Region可以說是G1回收器一次回收的最小單元现使。即每一次回收都是回收N個Region。這個N是多少弹澎，主要受到G1回收的效率和用戶設(shè)置的軟實(shí)時目標(biāo)有關(guān)朴下。每一次的回收，G1會選擇可能回收最多垃圾的Region進(jìn)行回收苦蒿。與此同時殴胧，G1回收器會維護(hù)一個空間Region的鏈表。每次回收之后的Region都會被加入到這個鏈表中佩迟。
每一次都只有一個Region處于被分配的狀態(tài)中团滥，被稱為current region。在多線程的情況下报强，這會帶來并發(fā)的問題灸姊。G1回收器采用和CMS一樣的TLABs的手段。即為每一個線程分配一個Buffer秉溉，線程分配內(nèi)存就在這個Buffer內(nèi)分配力惯。但是當(dāng)線程耗盡了自己的Buffer之后，需要申請新的Buffer召嘶。這個時候依然會帶來并發(fā)的問題父晶。G1回收器采用的是CAS（Compate And Swap）操作。

為線程分配Buffer的過程大概是：

1. 記錄top值弄跌；
2. 準(zhǔn)備分配甲喝；
3. 比較記錄的top值和現(xiàn)在的top值，如果一樣铛只，則執(zhí)行分配埠胖，并且更新top的值；否則淳玩，重復(fù)1直撤；

顯然的，采用TLABs的技術(shù)蜕着，就會帶來碎片谋竖。舉例來說，當(dāng)一個線程在自己的Buffer里面分配的時候，雖然Buffer里面還有剩余的空間圈盔，但是卻因?yàn)榉峙涞膶ο筮^大以至于這些空閑空間無法容納豹芯，此時線程只能去申請新的Buffer，而原來的Buffer中的空閑空間就被浪費(fèi)了驱敲。Buffer的大小和線程數(shù)量都會影響這些碎片的多寡铁蹈。

Remember Set和Card Table

RS(Remember Set)是一種抽象概念，用于記錄從非收集部分指向收集部分的指針的集合众眨。
在傳統(tǒng)的分代垃圾回收算法里面握牧，RS(Remember Set)被用來記錄分代之間的指針。在G1回收器里面娩梨，RS被用來記錄從其他Region指向一個Region的指針情況沿腰。因此，一個Region就會有一個RS狈定。這種記錄可以帶來一個極大的好處：在回收一個Region的時候不需要執(zhí)行全堆掃描颂龙，只需要檢查它的RS就可以找到外部引用，而這些引用就是initial mark的根之一纽什。

那么措嵌，如果一個線程修改了Region內(nèi)部的引用，就必須要去通知RS芦缰，更改其中的記錄企巢。為了達(dá)到這種目的，G1回收器引入了一種新的結(jié)構(gòu)让蕾，CT(Card Table)——卡表浪规。每一個Region，又被分成了固定大小的若干張卡(Card)探孝。每一張卡笋婿，都用一個Byte來記錄是否修改過≡俟茫卡表即這些byte的集合萌抵。實(shí)際上找御，如果把RS理解成一個概念模型元镀，那么CT就可以說是RS的一種實(shí)現(xiàn)方式。

從第一感覺霎桅，或者出于直覺的考慮栖疑，使用一個bit來記錄一張卡是否被修改過，就已經(jīng)足夠了滔驶。而使用一個byte會造成更多的空間開銷遇革。但是實(shí)際上，使用一個byte來記錄一張卡是否被修改過，會比使用一個bit來記錄效率更高萝快。更多細(xì)節(jié)參閱資料3锻霎。

在RS的修改上也會遇到并發(fā)的問題。因?yàn)橐粋€Region可能有多個線程在并發(fā)修改揪漩，因此它們也會并發(fā)修改RS旋恼。為了避免這樣一種沖突，G1垃圾回收器進(jìn)一步把RS劃分成了多個哈希表奄容。每一個線程都在各自的哈希表里面修改冰更。最終，從邏輯上來說昂勒，RS就是這些哈希表的集合蜀细。哈希表是實(shí)現(xiàn)RS的一種通常的方式之一。它有一個極大的好處就是能夠去除重復(fù)戈盈。這意味著奠衔，RS的大小將和修改的指針數(shù)量相當(dāng)。而在不去重的情況下塘娶，RS的數(shù)量和寫操作的數(shù)量相當(dāng)涣觉。

整個關(guān)系如下：

Remember Set

圖中RS的虛線表名的是，RS并不是一個和Card Table獨(dú)立的血柳，不同的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)官册，而是指RS是一個概念模型。實(shí)際上难捌，Card Table是RS的一種實(shí)現(xiàn)方式膝宁。

Remember Set的寫屏障

寫屏障是指，在改變特定內(nèi)存的值（實(shí)際上也就是寫入內(nèi)存）的時候額外執(zhí)行的一些動作根吁。在大多數(shù)的垃圾回收算法中员淫，都利用到了寫屏障。寫屏障通常用于在運(yùn)行時探測并記錄回收相關(guān)指針(interesting pointer)击敌，在回收器只回收堆中部分區(qū)域的時候介返，任何來自該區(qū)域外的指針都需要被寫屏障捕獲，這些指針將會在垃圾回收的時候作為標(biāo)記開始的根沃斤。JAVA使用的其余的分代的垃圾回收器圣蝎，都有寫屏障。舉例來說衡瓶，每一次將一個老年代對象的引用修改為指向年輕代對象徘公，都會被寫屏障捕獲，并且記錄下來哮针。因此在年輕代回收的時候关面，就可以避免掃描整個老年代來查找根坦袍。

G1垃圾回收器的寫屏障和RS是相輔相成的，也就是記錄Region內(nèi)部的指針等太。這種記錄發(fā)生在寫操作之后捂齐。對于一個寫屏障來說，過濾掉不必要的寫操作是十分有必要的缩抡。這種過濾既能加快賦值器的速度辛燥，也能減輕回收器的負(fù)擔(dān)。G1垃圾回收器采用的雙重過濾

1. 過濾掉同一個Region內(nèi)部引用缝其；
2. 過濾掉空引用挎塌；

過濾掉這兩個部分之后，可以使RS的大小大大減小内边。

G1的垃圾回收器的寫屏障使用一種兩級的log buffer結(jié)構(gòu)：

1. global set of filled buffer：所有線程共享的一個全局的榴都，存放填滿了的log buffer的集合；
2. thread log buffer：每個線程自己的log buffer漠其。所有的線程都會把寫屏障的記錄先放進(jìn)去自己的log buffer中嘴高，裝滿了之后，就會把log buffer放到 global set of filled buffer中和屎，而后再申請一個log buffer拴驮；

可以內(nèi)容可以參閱資料4的11.8節(jié)

Collect Set

Collect Set(CSet)是指，在Evacuation階段柴信，由G1垃圾回收器選擇的待回收的Region集合套啤。G1垃圾回收器的軟實(shí)時的特性就是通過CSet的選擇來實(shí)現(xiàn)的。對應(yīng)于算法的兩種模式fully-young generational mode和partially-young mode随常，CSet的選擇可以分成兩種：

1. 在fully-young generational mode下：顧名思義潜沦，該模式下CSet將只包含young的Region。G1將調(diào)整young的Region的數(shù)量來匹配軟實(shí)時的目標(biāo)绪氛；
2. 在partially-young mode下：該模式會選擇所有的young region唆鸡，并且選擇一部分的old region。old region的選擇將依據(jù)在Marking cycle phase中對存活對象的計(jì)數(shù)枣察。G1選擇存活對象最少的Region進(jìn)行回收争占。

SATB(snapshot-at-the-beginning)

SATB(snapshot-at-the-beginning)，是最開始用于實(shí)時垃圾回收器的一種技術(shù)序目。G1垃圾回收器使用該技術(shù)在標(biāo)記階段記錄一個存活對象的快照("logically takes a snapshot of the set of live objects in the heap at the start of marking cycle")臂痕。然而在并發(fā)標(biāo)記階段，應(yīng)用可能修改了原本的引用宛琅，比如刪除了一個原本的引用刻蟹。這就會導(dǎo)致并發(fā)標(biāo)記結(jié)束之后的存活對象的快照和SATB不一致逗旁。G1是通過在并發(fā)標(biāo)記階段引入一個寫屏障來解決這個問題的：每當(dāng)存在引用更新的情況嘿辟，G1會將修改之前的值寫入一個log buffer（這個記錄會過濾掉原本是空引用的情況）舆瘪，在最終標(biāo)記(final marking phase)階段掃描SATB，修正SATB的誤差红伦。

SATB的log buffer如RS的寫屏障使用的log buffer一樣英古，都是兩級結(jié)構(gòu)，作用機(jī)制也是一樣的昙读。

細(xì)節(jié)可以參閱資料2召调，6

Marking bitmaps和TAMS

Marking bitmap是一種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，其中的每一個bit代表的是一個可用于分配給對象的起始地址蛮浑。舉例來說：

bitmap

其中addrN代表的是一個對象的起始地址唠叛。綠色的塊代表的是在該起始地址處的對象是存活對象，而其余白色的塊則代表了垃圾對象沮稚。
G1使用了兩個bitmap艺沼，一個叫做previous bitmap，另外一個叫做next bitmap蕴掏。previous bitmap記錄的是上一次的標(biāo)記階段完成之后的構(gòu)造的bitmap障般；next bitmap則是當(dāng)前正在標(biāo)記階段正在構(gòu)造的bitmap。在當(dāng)前標(biāo)記階段結(jié)束之后盛杰，當(dāng)前標(biāo)記的next bitmap就變成了下一次標(biāo)記階段的previous bitmap挽荡。
TAMS(top at mark start)變量，是一對用于區(qū)分在標(biāo)記階段新分配對象的變量即供，分別被稱為previous TAMS和next TAMS定拟。在previous TAMS和next TAMS之間的對象則是本次標(biāo)記階段時候新分配的對象。如圖：

previous TMAS 和 next TAMS

白色region代表的是空閑空間逗嫡，綠色region代表是存活對象办素，橙色region代表的在此次標(biāo)記階段新分配的對象。注意的是祸穷，在橙色區(qū)域的對象性穿，并不能確保它們都事實(shí)上是存活的。

算法詳解

整個算法可以分成兩大部分：

1. Marking cycle phase：標(biāo)記階段雷滚，該階段是不斷循環(huán)進(jìn)行的需曾；
2. Evacuation phase：該階段是負(fù)責(zé)把一部分region的活對象拷貝到空Region里面去，然后回收原本的Region空間祈远，該階段是STW(stop-the-world)的呆万；

而算法也可以分成兩種模式：

1. fully-young generational mode：有時候也會被稱為young GC，該模式只會回收young region车份，算法是通過調(diào)整young region的數(shù)量來達(dá)到軟實(shí)時目標(biāo)的谋减；
2. partially-young mode：也被稱為Mixed GC，該階段會回收young region和old region扫沼，算法通過調(diào)整old region的數(shù)量來達(dá)到軟實(shí)時目標(biāo)出爹；

有趣的地方是不論處在何種模式之下庄吼，yong region都在被回收的范圍內(nèi)。而old region只能期望于Mixed GC严就。但是图甜，如同在CMS垃圾回收器中遇到的困境一樣次员，Mixed GC可能來不及回收old region。也就說，在需要分配老年代的對象的時候潮秘，并沒有足夠的空間跺撼。這個時候就只能觸發(fā)一次full GC灭贷。

算法會自動在young GC和mixed GC之間切換削茁，并且定期觸發(fā)Marking cycle phase。HotSpot的G1實(shí)現(xiàn)允許指定一個參數(shù)InitiatingHeapOccupancyPercent粟害，在達(dá)到該參數(shù)的情況下旁理，就會執(zhí)行marking cycle phase。

算法并不使用在對象頭增加字段來標(biāo)記該對象我磁，而是采用bitmap的方式來記錄一個對象被標(biāo)記的情況孽文。這種記錄方法的好處就是在使用這些標(biāo)記信息的時候，僅僅需要掃描bitmap而已夺艰。G1統(tǒng)計(jì)一個region的存活的對象芋哭，就是依賴于bitmap的標(biāo)記。

Marking Cycle Phase

算法的Marking cycle phase大概可以分成五個階段：

1. Initial marking phase：G1收集器掃描所有的根郁副。該過程是和young GC的暫停過程一起的减牺；
2. Root region scanning phase：掃描Survivor Regions中指向老年代的被initial mark phase標(biāo)記的引用及引用的對象，這一個過程是并發(fā)進(jìn)行的存谎。但是該過程要在下一個young GC開始之前結(jié)束拔疚；
3. Concurrent marking phase：并發(fā)標(biāo)記階段，標(biāo)記整個堆的存活對象既荚。該過程可以被young GC所打斷稚失。并發(fā)階段產(chǎn)生的新的引用（或者引用的更新）會被SATB的write barrier記錄下來；
4. Remark phase：也叫final marking phase恰聘。該階段只需要掃描SATB(Snapshot At The Beginning)的buffer句各，處理在并發(fā)階段產(chǎn)生的新的存活對象的引用。作為對比晴叨，CMS的remark需要掃描整個mod union table的標(biāo)記為dirty的entry以及全部根凿宾；
5. Cleanup phase：清理階段。該階段會計(jì)算每一個region里面存活的對象兼蕊，并把完全沒有存活對象的Region直接放到空閑列表中初厚。在該階段還會重置Remember Set。該階段在計(jì)算Region中存活對象的時候孙技，是STW(Stop-the-world)的产禾，而在重置Remember Set的時候排作，卻是可以并行的；

Initial marking phase

該階段掃描所有的根下愈，與CMS類似纽绍。所不同的是蕾久，該階段是和young GC一起的势似。這里的young GC實(shí)際上是指的就是fully-young generational mode。

Java Platform, Standard Edition HotSpot Virtual Machine Garbage Collection Guide的原文是"This phase is piggybacked on a normal (STW) young garbage collection"僧著。

Root region scanning phase

該過程主要是掃描Survivor region中指向老年代的履因，在initial mark phase標(biāo)記的引用及其引用的對象。這是一個很奇怪的步驟盹愚，因?yàn)樵谇懊娌徽撌荘arallel Collector還是CMS栅迄，都沒有這么一個步驟。

要理解這一點(diǎn)皆怕，要注意的是毅舆，算法的兩種模式，不論是young GC還是mixed GC愈腾，都需要回收young region憋活。因?yàn)閷?shí)際上RS是不記錄從young region出發(fā)的指針，例如虱黄，這部分指針包括young region - young region悦即，也包括young-region - old region指針。那么就可能出現(xiàn)一種情況橱乱，一個老年代的存活對象辜梳，只被年輕代的對象引用。在一次young GC中泳叠，這些存活的年輕代的對象會被復(fù)制到Survivor Region作瞄，因此需要掃描這些Survivor region來查找這些指向老年代的對象的引用，作為并發(fā)標(biāo)記階段掃描老年代的根的一部分危纫。

在理解了這一點(diǎn)的基礎(chǔ)上粉洼，那么對于階段必須在下一次young GC啟動前完成的要求，也就理解了叶摄。因?yàn)槿绻诙蔚膟oung GC啟動了属韧，那么這個過程中，survivor region就可能發(fā)生變化蛤吓。這個時候執(zhí)行root region phase就會產(chǎn)生錯誤的結(jié)果宵喂。

Concurrent marking phase

在標(biāo)記階段，會使用到一個marking stack的東西会傲。G1不斷從marking stack中取出引用锅棕，遞歸掃描整個堆里的對象圖拙泽，并且在bitmap上進(jìn)行標(biāo)記。這個遞歸過程采用的是深度遍歷裸燎，會不斷把對象的域入棧顾瞻。

在并發(fā)標(biāo)記階段，因?yàn)閼?yīng)用還在運(yùn)行德绿，所以可能會有引用變更荷荤，包括現(xiàn)有引用指向別的對象，或者刪除了一個引用移稳，或者創(chuàng)建了一個新的對象等蕴纳。G1采用的是使用SATB的并發(fā)標(biāo)記算法。

在資料6中記錄了使用SATB的兩條原則：

1. All accessible cells at the beginning of the garbage collection are eventually marked during the marked phase;
2. Newly alocated cells during the garbage collection are never collected during the sweep phase of that garbage collection

在G1中个粱，該算法的關(guān)鍵在于古毛，如果在并發(fā)標(biāo)記的時候，出現(xiàn)了引用修改（不包含新分配內(nèi)存給對象）都许，那么寫屏障會把這些引用的原始值捕獲下來稻薇，記錄在log buffer中。而后再處理胶征。后續(xù)的所有的標(biāo)記塞椎，都是從原來的值出發(fā)，而不是從新的值出發(fā)的弧烤。

SATB是一個邏輯上存在概念忱屑，在實(shí)際中并沒有任何真的實(shí)際的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)與之對應(yīng)。叫這個名字暇昂，是因?yàn)檩航洌坏┻M(jìn)入了concurrent marking階段，那么該在該階段的運(yùn)行過程中急波，即便應(yīng)用修改了引用从铲，但是因?yàn)镾ATB的寫屏障記錄下來了原始的值，在遍歷整個堆查找存活對象的時候澄暮，使用的依然是原來的值名段。這就是在邏輯上保持了一個snapshot at the beginning of concurrent marking phase。

在處理新創(chuàng)建的對象泣懊，G1采用了不同的方式伸辟。G1用了兩個TAMS變量了判斷新創(chuàng)建的對象。一個叫做previous TAMS馍刮，一個叫做next TAMS信夫。位于兩者之間的對象就是新分配的對象。

并發(fā)標(biāo)記階段，bitmap和TAMS的作用如圖：

bitmap和TAMS的作用

注：圖片引自資料2

該圖的詳細(xì)解釋如下：

1. A是第一次marking cycle的initial marking階段静稻。next bitmap尚未標(biāo)記任何存活對象警没，而此時的previous TAMS被初始化為region內(nèi)存地址起始值，next TAMS被初始化為top振湾。top實(shí)際上就是一個region未分配區(qū)域和已分配區(qū)域的分界點(diǎn)杀迹；
2. B是經(jīng)過concurrent marking階段之后，進(jìn)入了remark階段押搪。此時存活對象的掃描已經(jīng)完成了树酪，因此next bitmap構(gòu)造好了，剛好代表的是當(dāng)下狀態(tài)中region中的內(nèi)存使用情況嵌言。注意的是嗅回，此時top已經(jīng)不再與next TAMS重合了及穗，top和next TAMS之間的就是在前面標(biāo)記階段之時摧茴，新分配的對象；
3. C代表的是clean up階段埂陆。C和B比起來苛白，next bitmap變成了previous bitmap，而在bitmap中標(biāo)記為垃圾（也就是白色區(qū)域的）的對應(yīng)的region的區(qū)域也被染成了淺灰色焚虱。這并不是指垃圾對象已經(jīng)被清掃了购裙，僅僅是標(biāo)記出來了。同時next TAMS和previous TAMS也交換了角色鹃栽；
4. D代表的是下一個marking cycle的initial marking階段躏率，該階段和A類似，next TAMS重新被初始化為top的值民鼓；
5. EF就是BC的重復(fù)薇芝；

Remark phase

該階段是一個STW的階段。引入該階段的目的丰嘉，是為了能夠達(dá)到結(jié)束標(biāo)記的目標(biāo)夯到。要結(jié)束標(biāo)記的過程，要滿足三個條件：

1. concurrent marking已經(jīng)追蹤了所有的存活對象饮亏；
2. marking stack是空的耍贾；
3. 所有的log都被處理了；

前兩個條件是很容易達(dá)到的路幸，但是最后一個是很困難的荐开。如果不引入一個STW的remark過程，那么應(yīng)用會不斷的更新引用简肴，也就是說晃听，會不斷的產(chǎn)生log，因而永遠(yuǎn)也無法達(dá)成完成標(biāo)記的條件。

Clean up

該階段主要完成：

1. 統(tǒng)計(jì)存活對象杂伟，這是利用RS和bitmap來完成的移层，統(tǒng)計(jì)的結(jié)果將會用來排序region，以用于下一次的CSet的選擇赫粥；
2. 重置RSet观话；
3. 把空閑region放到空閑region列表中；

該階段比較容易引起誤解地方在于越平，Clean up并不會清理垃圾對象频蛔，也不會執(zhí)行存活對象的拷貝。也就是說秦叛，在極端情況下晦溪，該階段結(jié)束之后，空閑Region列表將毫無變化挣跋，JVM的內(nèi)存使用情況也毫無變化三圆。

Evacuation

Evacuation階段STW的，大概可以分成兩個步驟：第一個步驟是從Region中選出若干個Region進(jìn)行回收避咆，這些被選中的Region稱為Collect Set（簡稱CSet）舟肉；而第二個步驟則是把這些Region中存活的對象復(fù)制到空閑的Region中去，同時把這些已經(jīng)被回收的Region放到空閑Region列表中查库。
這兩個步驟又可以被分解成三個任務(wù)：

1. 根據(jù)RS的日志更新RS：只有在處理完了RS的日志之后路媚，RS才能夠保證是準(zhǔn)確的，完整的樊销，這也是Evacuation是STW的重要原因整慎；
2. 掃描RS和其余的根來確定存活對象：該階段實(shí)際上最主要依賴于RS；
3. 拷貝存活對象：該階段只要從2中確定的根觸發(fā)围苫，沿著引用鏈一直追溯下去裤园，將存活對象復(fù)制到新的region就可以。這個過程中够吩，可能有一部分的年輕代對象會被提升到老年代比然；

Evacuation的時機(jī)

Evacuation的觸發(fā)時機(jī)在不同的模式下會有一些不同。在不同的模式下都相同的是周循，只要堆的使用率達(dá)到了某個閾值强法，就必然會觸發(fā)Evacuation。這是為了確保在Evacuation的時候有足夠的空閑Region來容納存活對象湾笛。

在young GC的情況下饮怯，G1會選擇N個region作為CSet，該CSet首先需要滿足軟實(shí)時的要求嚎研，而一旦已經(jīng)有N個region已經(jīng)被分配了蓖墅，那么就會執(zhí)行一次Evacuation库倘。

G1會盡可能的執(zhí)行mixed GC。唯一的限制就是mix GC也需要滿足軟實(shí)時的要求论矾。

G1觸發(fā)Evacuation的原則大概是：

1. 如果被分配的young region數(shù)量滿足young GC的要求教翩，那么就會觸發(fā)young GC；
2. 如果被分配的young region數(shù)量不滿足young GC贪壳，就會進(jìn)一步考察加上old region的數(shù)量饱亿，能否滿足old GC的要求；

為了理解這一點(diǎn)闰靴，可以舉例來說彪笼，假如回收一個old region的時間是回收一個young region的兩倍，也就是young region花費(fèi)時間T蚂且，old region花費(fèi)2T配猫，在滿足軟實(shí)時目標(biāo)的情況下，GC只能回收8T的region杏死，那么：

1. 假如應(yīng)用現(xiàn)在只分配k（k<8）塊young region泵肄，沒有分配任何old region。這個時候又分配了一個old region识埋，那么這個時候會立刻觸發(fā)一次mixed GC凡伊，此次GC會選擇k塊young region和一塊old region零渐；
2. 因此窒舟，在這種假設(shè)下，只要有可以回收的old region的時候诵盼，總是會先回收old region惠豺；
3. 在沒有任何old region的情況下，才有可能觸發(fā)young region风宁。

當(dāng)然洁墙，在一般情況下，這些假設(shè)是不成立的戒财。讀者可以思考一下热监，在young GC和mixed GC達(dá)到軟實(shí)時的要求下，young region和old region之間回收的花銷不同會導(dǎo)致young GC和mixed GC會在什么情況下觸發(fā)饮寞。

資料

1. Java Platform, Standard Edition HotSpot Virtual Machine Garbage Collection Tuning Guide
2. David Detlefs, Christine Flood, Steve Heller, Tony Printezis. Garbage-First Garbage Collection
3. Urs Ho?lzle. A Fast Write Barrier for Generational Collectors
4. 垃圾回收算法手冊——自動內(nèi)存管理的藝術(shù)
5. 請教G1算法的原理——RednaxelaFX的回答
6. Taichi Yuasa. Real-time garbage collection on general-purpose machines.
7. Christine H. Flood, David Detlefs, Nir Shavit, and Xiaolan Zhang. Parallel garbage collection for shared memory multiprocessors
8. 名詞連接貼-RednaxelaFX對Remeber Set和Card Table的解釋
9. G1: One Garbage Collector To Rule Them All
10. Poonam Parhar. Understanding G1 GC Logs
11. Getting Started with the G1 Garbage Collector