CMS GC

回收策略

CMS GC的全称是最大并发标记清除垃圾回收器（Mostly Mark andSweep Garbage Collector），可以使用-XX:+UseConcMarkSweepGC开启。CMS GC的新生代清理仍然使用与Parallel GC类似的方式，即开启多个线程一起清理，且在这个过程中，Mutator线程不能工作。从算法上来说，该过程与Serial GC、Parallel GC的YGC完全一致；从逻辑上来说，该过程与Parallel GC的Young GC几乎一致，所以这里不再赘述。不同点是CMS GC多了个专门针对老年代的Old GC，图10-8简单说明了Old GC的概念。

图10-8 CMS GC

垃圾回收策略有很多名称，如Young GC、Full GC、Minor GC、Major GC和Mixed GC等，实际上对于HotSpot VM来说，只有Partial GC和Full GC。Partial GC表示只清理堆的部分区域。Minor GC与Young GC等价，都表示只清理新生代，Old GC表示只清理老年代，Mixed GC表示清理整个新生代和部分老年代，它们都属于Partial GC。Full GC表示清理整个堆，通常它等价于Major GC。本文主要是用Young GC（以下简称YGC）和Full GC（以下简称FGC）两种表示。

CMS GC除了有负责清理新生代的YGC、特殊情况下的FGC外，还有只回收老年代的垃圾回收策略，即Old GC。Old GC大部分过程允许Mutator线程和GC线程一起进行，此时Mutator线程无须停止，这种方式称为并发垃圾回收，所使用的算法称为并发标记清除算法。

对象丢失问题

传统的标记清除算法分为标记、清除两个阶段。为了将它改造为并发算法，CMS GC将标记清除算法细分为初始标记、并发标记、预清理、可中断预清理、重新标记、并发清理，重置几个阶段，其中只有初始标记和重新标记需要STW，其他最耗时的阶段允许GC线程和Mutator线程一起进行。正是因为它有两个阶段需要STW，所以CMS GC的名字是最大程度（Mostly）的并发而非完全（Completely）并发。Mutator线程和GC线程一起工作会造成一些问题，如图10-9所示。

图10-9 并发标记问题

三色抽象（Tricolor Abstraction）可以简洁地描述回收过程中对象状态的变化，所以本节将使用三色抽象描述对象标记过程：图10-9中黑色表示对象及成员都被处理，浅色网格表示对象本身已处理，白色表示未处理对象。

起初垃圾回收器已经处理了A、B、C对象，并正在处理E对象成员。由于Mutator线程可以与GC线程一起工作，所以Mutator线程可以更新B对象的引用，使其指向D对象，并删除G对象对D对象的引用。由于B对象已经被标记为黑色对象，不会再做扫描，所以GC只会继续处理E对象，并清扫未被标记的D对象。更进一步，研究表明，只要同时满足以下两条要求就会造成存活对象丢失：

Mutator线程插入了从黑色对象指向白色对象的新引用；

Mutator线程删除了从灰色对象指向该白色对象的所有可能路径。

“垃圾回收器只能清理垃圾”是垃圾回收器最重要的原则，如果只是简单地引入并发算法，则会违背该原则，因此，并发垃圾回收器必须处理对象丢失问题。

常用的解决对象丢失的方法有增量更新（Incremental Update）和SATB（Snapshot At The Beginning，起始快照）技术。

增量更新的原理是打破第一个条件，通过写屏障记录下Mutator线程对黑色对象的增量修改，然后重新扫描这些黑色对象，以图10-9为例，当删除G到D的引用，并添加B到D的引用时，增量更新的写屏障会记录对象G并将它标记为灰色以等待二次处理。

SATB的原理是打破第二个条件，同样的例子，SATB写屏障会将D放入标记栈等待后续处理。

CMS GC使用增量更新技术，具体实现方式是复用其他分代GC处理跨代引用的卡表和写屏障代码，只要黑色对象写入白色对象的引用，就记录在卡表中以等待后续重新标记阶段再次扫描。这样做的问题是由于卡表本来用于处理跨代引用，每次YGC后都会重置，导致CMS GC需要的数据可能被重置掉，因此CMS GC引入了mod-union表，当CMS GC的Old GC进行并发标记时，每发生一次YGC，就会在重置卡表前更新mod-union表的对应数据。

Old GC周期

CMS GC在Old GC中实现了并发标记清除算法，在创建CMSCollector时，虚拟机会同时创建ConcurrentMarkSweepThread（以下简称CMS GC线程），用于负责Old GC的实际工作，如代码清单10-16所示：

代码清单10-16 ConcurrentMarkSweepThread::run_service

void ConcurrentMarkSweepThread::run_service() {...while (!should_terminate()) {sleepBeforeNextCycle(); // 阻塞一段时间，直到下一次Old GC发生if (should_terminate()) break; // 如果请求退出则终止CMS GC线程GCIdMark gc_id_mark;GCCause::Cause cause = _collector->_full_gc_requested ?_collector->_full_gc_cause : GCCause::_cms_concurrent_mark;_collector->collect_in_background(cause); // 清理老年代}}

CMS GC线程会进入一个循环，每次它调用sleepBeforeNextCycle()时会阻塞一段时间，唤醒后使用CMSCollector::collect_in_background()清理老年代，如代码清单10-17所示：

代码清单10-17 collect_in_background

void CMSCollector::collect_in_background(GCCause::Cause cause) {...switch (_collectorState) {// 初始标记（STW）case InitialMarking:{ReleaseForegroundGC x(this);stats().record_cms_begin();VM_CMS_Initial_Mark initial_mark_op(this);VMThread::execute(&initial_mark_op);}break;// 并发标记case Marking: markFromRoots();break;// 预清理case Precleaning: preclean();break;// 可中断预清理case AbortablePreclean: abortable_preclean();break;// 重新标记（STW）case FinalMarking:{ReleaseForegroundGC x(this);VM_CMS_Final_Remark final_remark_op(this);VMThread::execute(&final_remark_op);}break;// 并发清理case Sweeping: sweep(); // fallthroughcase Resizing: {ReleaseForegroundGC x(this);MutexLockerEx y(...);CMSTokenSync z(true);if (_collectorState == Resizing) {compute_new_size();save_heap_summary();_collectorState = Resetting;}break;}// 重置垃圾回收器的各种数据结构case Resetting: ... break;case Idling:default: ShouldNotReachHere();break;}...}

collect_in_background实现了一个完整的Old GC，代码使用状态机模式，通过_collectorState状态转换来切换到不同的垃圾回收周期，简化了代码逻辑。

1. 初始标记

初始标记（InitiaMarking）是Old GC的第一个周期，它需要Mutator线程暂停，这一步通过安全点来保障，而虚拟机中能开启安全点的操作只能是VMThread，所以InitialMarking阶段会创建一个VM_CMS_Initial_Mark的VMOperation，当VMThread执行该VMOperation并协调所有线程进入安全点后，会调用checkpointRootsInitialWork()进行初始标记，如代码清单10-18所示：

代码清单10-18 chekcpointRootsInitialWork

void CMSCollector::checkpointRootsInitialWork() {// 确保位于安全点，并且处于InitialMarking阶段assert(SafepointSynchronize::is_at_safepoint(), ...);assert(_collectorState == InitialMarking, "just checking");...// 新生代指向老年代的引用MarkRefsIntoClosure notOlder(_span, &_markBitMap);...if (CMSParallelInitialMarkEnabled) {... // 使用多线程进行初始标记CMSParInitialMarkTask tsk(this, &srs, n_workers);if (workers->total_workers() > 1) {workers->run_task(&tsk);} else {tsk.work(0);}} else {... // 使用单线程进行初始标记heap->cms_process_roots(...,¬Older, &cld_closure);}...}

代码清单10-18说明了并发和并行并不是互斥的概念，并发标记清除把整个标记清除细分为几个阶段，然后以STW的方式执行其中两个阶段，其他阶段允许Mutator线程和GC一起工作，在STW的两个阶段，垃圾回收器还可以充分发挥多核处理器的优势，使用多个线程进行回收工作，减少STW时间。

为了进一步减少STW时间，初始标记只会扫描并标记GC Root指向老年代的直接引用以及新生代指向老年代的直接引用，而所有间接引用都由后面的并发标记处理。

2. 并发标记

初始标记是从GC Root和新生代指向老年代记忆集出发，寻找直接可达的对象，接下来并发标记（Marking）是从这些对象出发，寻找间接可达的对象。

这一步由markFromRoots()完成，该函数内部会创建CMSConcMarkingTask并发标记。CMSConcMarkingTask包括标记逻辑和工作窃取逻辑，前者由do_scan_and_mark完成，后者由do_work_stealing完成。

标记的逻辑是每当发现初始标记的存活对象cur，就将它放入_markStack，然后进入循环。每次从_markStack中弹出一个对象，扫描cur的成员引用，直到_markStack为空，这是一个典型的广度优先搜索过程，只是CMS GC在扫描cur成员引用时稍有改变，它不会将扫描到的cur的成员全部放入_markStack，而是选择性地放入，如图10-10所示。

图10-10 BFS过程中处理cur对象的成员引用

假设cur表示对象C。对象C有成员对象A和E，A的地址位于C的前面，垃圾回收器会标记A，并扫描A的成员引用B；B的地址位于C前面，标记B并扫描B的成员引用D；D的地址位于C后面，只标记D，将D的成员放入_markStack但是不继续扫描（本例中对象D没有成员）；接着处理对象E，E地址位于C后面，所以只标记不扫描它的成员引用。

总结来说，扫描策略是找到存活对象cur，如果它的成员对象地址位于cur前面，则标记并继续扫描成员对象，如果它的成员对象地址位于cur后面，则只标记不扫描成员对象。这样做实际上结合了广度优先搜索和深度优先搜索，好处是减小了_markStack的大小，在该例中_markStack最大仅包含一个元素，若直接使用广度优先搜索会导致_markStack快速膨胀，虚拟机内存空间不足的情况。

3. 预清理

并发预清理和并发可中断预清理（Precleaning &&AbortablePreclean）是可选步骤，如果关闭-XX:-CMSPrecleaningEnabled，虚拟机会跳过它直接执行下一阶段的重新标记。

如果上一阶段并发标记过程中Mutator线程修改了对象引用关系，比如创建了新生代指向老年代的引用，那么预清理可以发现这些修改，并标记老年代的对象图。可中断预清理与之类似，它会尝试若干次预清理过程，直到次数到达GC允许的上限，或者超过指定时间。两个阶段的意义在于做尽可能多的标记工作，减少下一阶段重新标记的STW时间。

4. 重新标记

重新标记（FinalMarking）过程会再次停止全部Mutator线程（STW），只允许垃圾回收线程。

因为初始标记到重新标记的间隔允许Mutaor线程和GC线程一起进行，所以可能产生大量从新生代指向老年代的引用，即新生代记忆集大增，也可能之前新生代已经存活的很多对象变成了死亡对象，但是GC不知道这个事实，仍然从GC Root和新生代记忆集出发标记存活对象，使本该死亡的对象被标记为存活对象，产生浮动垃圾。这是分代垃圾回收器面临的常见问题，如果开启-XX:+CMSScavengeBeforeRemark，在重新标记前GC会先对新生代进行垃圾回收，这样可以有效减少新生代记忆集大小，继而减少重新标记造成的STW时间。注意，以上讨论仅在两次STW标记期间新生代记忆集大增，或者大量新生代记忆集的对象从存活转变为死亡时才成立，如果随意开启该选项可能适得其反。

除了重新标记新增可选的新生代回收步骤外，重新标记过程与初始标记过程大致一样，两者都是向VMThread投递VMOperation，区别在于前者的VMOperation调用checkpointRootsInitialWork，后者调用checkpointRootsFinalWork，如代码清单10-19所示：

代码清单10-19 重新标记

void CMSCollector::checkpointRootsFinalWork() {...// 根据虚拟机参数使用多线程重新标记或者使用单线程重新标记if (CMSParallelRemarkEnabled) {do_remark_parallel();} else {do_remark_non_parallel();}...// 处理虚引用、弱引用等特殊引用refProcessingWork();_collectorState = Sweeping; // 修改状态，下一步是并发清理}

并发清理（Sweeping）是指通过寻找卡表中标记为未被标记的页，找到对应的老年代空间，然后使用SweepClosure清理这些空间的无用对象。

并发模式失败

在CMS GC已经处于Old GC过程中时，如果垃圾回收器再被请求FGC，可能意味着Old GC的回收速度跟不上分配速度，此时CMS GC将会报告并发模式失败（如果此次FGC是用户请求的，如System.gc()调用或Heap dump等，那么会报告并发模式中断，只有GC自主发起的才被称为并发模式失败），并启用备用方案，使用单线程标记整理算法的FGC。单线程的FGC会造成应用程序长时间停顿，严重影响程序响应时间。

堆碎片化

CMS GC的Old GC使用（并发的）标记清除算法而不是像SerialGC、Parallel GC一样使用标记整理算法，原因在于如果使用标记整理算法，GC只能在标记阶段（大部分时间）并发：整理阶段由于需要移动对象，整个阶段需要STW，这对致力于减少STW时间的CMS GC来说是不可接受的。

相比之下，标记清除算法允许标记阶段（大部分时间）并发，同时清理阶段不需要移动对象，也可以并发进行，所以CMS GC选择了标记清除算法。标记清除算法使得并发变得简单，却带来了新的问题：它不会移动（整理）对象，随着时间的流逝，使得老年代空间的碎片化问题越来越严重，直到最后不能分配或者容纳晋升任何对象。此时CMS GC通常启用后备方案，即使用标记整理的FGC先对全堆做一次整理，处理碎片化问题，然后再继续。尽管存在上述缺陷，但不可否认，作为第一个HotSpot VM并发垃圾回收器，CMS GC为GC指明了未来的方向，使后续的GC在CMS GC的基础上，取长补短，不断完善。第一个后继者是并发垃圾回收器G1GC。

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