# 三、垃圾回收
# 如何判断对象可以回收
# 引用计数法
判断对象被引用的次数，看对象是否可以被回收。但是根据下面的互相调用的情况，此时A、B两对象互相引用，且引用次数为1的话，则不能根据引用次数对其进行垃圾回收（因为互相引用），但是长时间不对这两者对象进行垃圾回收，则会导致内存泄漏，长时间存在内存得不到释放的情况，所以引用计数法存在一定的弊端。在实际的虚拟机中，一般需要采用下面的可达性分析算法。
# 可达性分析算法
在此算法中，我们将那些一定不能被垃圾回收的对象称之为“根对象”。在进行垃圾回收之前，会对类中所有的对象进行一次扫描，看看其中的对象是否会被其中的根对象直接或间接引用。如果有引用，则该对象不能被垃圾回收，由于根对象的绑定关系，会导致该对象有需要被引用的可能，故不能被垃圾回收；反之，如果对象没有被根对象直接或间接引用，则该对象存在被垃圾回收的可能性。
以上这个过程被称之为可达性分析算法。但是，如何确定根对象（GC Root）？
要找到GC Root对象，我们需要借助一个Eclipse提供的工具——Memory Analyzer，简称MAT。
具体操作步骤：
先找出Java程序的进程ID，之后输入相关参数，生成二进制文件，抓取程序进程快照，之后利用工具打开生成的二进制文件 进行分析。
MAT工具打开文件之后，操作界面如下所示：
GC Roots显示的界面如下所示：
可知当前一共有641个对象。其中，System Class为系统核心类，不能被回收掉。
实际上的分析，只需要看主线程中的对象，查看哪些本地变量是GC Root对象，不能被回收。
# 四种引用
实际上常用的一共有五种引用。分别为：强引用、弱引用、软引用、虚引用、终结器引用。
引用示例图：（其中，实线表示强引用）
①只有当一个对象与其相连的所有强引用都断开，才能被垃圾回收。②当连接A2对象的强引用断开之后，若执行垃圾回收之后仍然发现内存不够用的时候，才会继续垃圾回收掉A2对象，也就是软引用的对象。③当指向A3对象的强引用断开之后，只要发生了垃圾回收，不管内存是都宽裕，A3（弱引用对象）都会被回收掉。④当软引用连接的对象（A2）被垃圾回收之后，软引用本身也已经成为了一个对象，这个时候会进入引用队列。同时，弱引用同理；二者在连接的对象被垃圾回收之后，都会进入引用队列。这是因为软引用和弱引用他们本身也需要占用一定的内存。如果想要对软引用和弱引用他们本身进行垃圾回收处理，可以借助引用队列找到他们，并做进一步的处理（遍历二者进行内存释放，相当于断开GC Root对象对他们的强引用，进行垃圾回收）。
虚引用和终结器引用
此两者必须配合引用队列使用。当虚引用引用的对象被垃圾回收之后，虚引用就会被放入引用队列，从而间接地用一个线程来调用虚引用的方法，使用 unsafe.freeMemory()来释放直接内存。
终结器引用：所有的Java对象都继承自Object父类，Object父类有一个finalize()方法。当A4对象的强引用被断开之后，将终结器引用放入引用队列中，然后由一个 优先级很低的线程去检查引用队列中是否存在终结器引用，如果存在终结器引用，则调用完A4的finalize方法，等调用结束，就可以等待下一次进行垃圾回收。其中，终结器引用效率很低：第一次回收时还不能真正的将其回收，需要二次进行回收；其次，要将终结器引用进行入队操作；再者，检测终结器引用的线程优先级很低，被执行的机会很少，可能会导致连接的方法的finalize方法迟迟得不到调用，无法结束自身的生命周期，所以导致该对象（A4）存在的生命周期中一直占用内存，短期内得不到释放。所以一般不推荐使用finalize方法释放内存。
# 引用的特点
软引用（SoftReference）
强引用和软引用的代码案例区别：其中，注释的部分即强引用；其余部分为软引用。
当软引用使用不到的时候，需要使用引用队列对软引用实现释放。使用**ReferenceQueuenew byte[_4MB], queue，关联之后，当软引用引用的对象被引用之后，对象需要回收时，会将软引用本身也加入到queue中去。整个过程，代码示例如下：
弱引用（WeakReference）
当弱引用连接的对象仅有弱引用时，垃圾回收时，无论内存是否充足，都会将弱引用所引用的对象进行垃圾回收。同样，也可以配合垃圾引用队列进行垃圾回收弱引用本身。
# 垃圾回收算法
# 标记清除（Mark Sweep）
顾名思义，标记清楚就是标记和清除两个步骤。第一个步骤，先标记可以被垃圾回收的对象（或者说需要被垃圾回收的对象）。这个步骤的思路：沿着GC Root的对象，从头到尾遍历所有对象，连着GC Root的对象则为强引用，不可被垃圾回收，其余的则根据情况进行标记，等待下一个步骤——清除。第二个步骤，清除标记的对象，将所有被标记的、可以被回收的对象进行垃圾回收。
其中，实现的细节问题：清除的步骤不是将对象的每个字节进行清零操作，而是将对象占用内存的起始地址记录在一个空闲的地址链表中。下次分配新的对象时，可以直接从空闲的地址链表中找，如果有足够的地址空间容纳这个对象，则为该对象分配空闲的地址空间。
标记清除的优缺点：
优：标记清除的速度快，只需要对需要被垃圾回收的对象空间的起始地址做记录即可，所以标记清除的速度快。
缺：容易产生内存碎片。因为记录的是原对象的起始地址，原地址被标记记录之后，不会对地址空间进行整理，所以在对新对象进行地址分配的时候，容易造成内存的使用的不连续，导致大量空闲空间无法得到使用，造成内存使用的不充分不连贯。（页内碎片）
# 标记整理（Mark Compact）
标记整理算法，相比于之前的标记清除算法，在第二个清除的步骤中，不只是简单的清除，而是将清除之后不连续的内存空间进行整理，最后使得余留下来的对象占据的还是连续的内存空间。
标记整理的优缺点：
优：相较于标记清除，不会产生内存碎片。
缺：由于涉及对象空间的移动，使得整个过程更加复杂繁琐。内存区块的拷贝移动、内存地址的改变等，这些问题更加复杂，需要更多的工作量，所以速度更慢。
# 复制（Copy）
复制算法，首先将GC Root的强引用对象赋值到TO区域中；其次，将FROM中的所有需要垃圾回收的对象进行垃圾回收；之后，交换FROM和TO的位置；最终，垃圾回收完成。演示步骤如下：
复制算法的优缺点：
优：不会产生内存碎片，最终形成连贯的空闲空间。
缺：在进行垃圾回收的时候，会占用双倍的内存空间，且工作量也比较大。
# 总结
标记清除算法（Mark Sweep）
- 速度较快
- 会造成内存碎片
标记整理算法（Mark Compact）
- 速度慢
- 没有内存碎片
复制算法（Copy）
- 不会有内存碎片
- 需要占用双倍内存空间
# 分代回收
垃圾回收中，有新生代、老年代、伊甸园（Eden）、幸存区（FROM）、幸存区（TO）的概念。
我们一般将需要长时间使用的对象放在老年代中，把那些用完即丢的对象放在新生代中。针对不同对象的生命周期，为他们制定不同的垃圾回收策略。这就是创造分代回收的原因。
首先，新生代的结构如下所示：
我们将每次新创建的对象存放在伊甸园中。但是，新生代中伊甸园的内存是有限的，当伊甸园的内存不够时，便会触发新生代的一次垃圾回收，回收处理伊甸园中的垃圾，此次垃圾回收称之为Minor GC。
此次垃圾回收，利用复制算法，将幸存的对象放入幸存区TO中，并将这些对象的生命周期进行+1的操作，表示这些对象已经经历了一次垃圾回收，但是幸存下来，并没有被回收掉。然后根据复制算法，将From和To的位置交换，完成一次垃圾回收。
此时上图中被标记的对象就会被Minor GC回收掉。第二过程中，等到伊甸园中的对象再次内存不足时，就会再次出发Minor GC进行垃圾回收。但是，此次Minor GC不光要扫描伊甸园中的对象，还需要对之前幸存区From中的对象进行扫描，看是否存在需要被垃圾回收的对象。最终幸存的对象生命周期+1，放在幸存区From中。
在经历了第二轮的Minor GC之后，可能的对象存活情况如下：
在经历多次Minor GC之后，可能存在一些对象的生命周期变得比较长（超过一定阈值），这个时候就出现了晋升——将这些生命周期较长的对象存放在老年代区（最大生命周期是15——4bit（1111））。因为老年代发生GC的频率相对新生代来说较低，所以生存周期更长的对象放在老年代区能够减少扫描的次数，提高一定的工作效率。
但是，当新生代的伊甸园以及From区、老年代区都无法存放下新生成的对象时，这个时候就会触发一次Full GC。
分代垃圾回收的一些特点：
- 对象首先分配在伊甸园区域
- 新生代空间不足时，触发minor gc，伊甸园和from存活的对象使用copy复制到to中，存活的对象年龄加一并且交换from和to
- minor gc会引发stop the world，暂停其它用户的线程，等垃圾回收结束，用户线程才恢复运行
- 当对象寿命超过阈值时，会晋升至老年代，最大寿命是15 (4bit)
- 当老年代空间不足，会先尝试触发minor gc，如果之后空间仍不足，那么触发full gc，STW的时间更长
# 相关参数
