@CallerSensitive
public static Connection getConnection(String url,
java.util.Properties info) throws SQLException {return (getConnection(url, info, Reflection.getCallerClass()));
}
private static Connection getConnection(String url, java.util.Properties info, Class<?> caller) throws
SQLException {ClassLoader callerCL = caller != null ? caller.getClassLoader() : null;synchronized(DriverManager.class) {// synchronize loading of the correct classloader.if (callerCL == null) {//获取线程上下为类加载器callerCL = Thread.currentThread().getContextClassLoader();}}if(url == null) {throw new SQLException("The url cannot be null", "08001");}println("DriverManager.getConnection(\"" + url + "\")");SQLException reason = null;for(DriverInfo aDriver : registeredDrivers) {// isDriverAllowed 对于 mysql 连接 jar 进行加载if(isDriverAllowed(aDriver.driver, callerCL)) {try {println("   trying " +
aDriver.driver.getClass().getName());Connection con = aDriver.driver.connect(url, info);if (con != null) {// Success!println("getConnection returning " +
aDriver.driver.getClass().getName());return (con);}} catch (SQLException ex) {if (reason == null) {reason = ex;}}} else {println("   skipping: " + aDriver.getClass().getName());}}if (reason != null)   {println("getConnection failed: " + reason);throw reason;}println("getConnection: no suitable driver found for "+ url);throw new SQLException("No suitable driver found for "+ url, "08001");}

五、垃圾回收相关

① 死亡对象的判断算法

a) 引用计数算法

/**
* JVM参数 :-XX:+PrintGC
* @author 38134
*
*/
public class Test {public Object instance = null;private static int _1MB = 1024 * 1024;private byte[] bigSize = new byte[2 * _1MB];public static void testGC() {Test test1 = new Test();Test test2 = new Test();test1.instance = test2;test2.instance = test1;test1 = null;test2 = null;// 强制jvm进行垃圾回收System.gc();}public static void main(String[] args) {testGC();}
}

[GC (System.gc())  6092K->856K(125952K), 0.0007504 secs]

从结果可以看出， GC 日志包含 " 6092K->856K(125952K)" ，意味着虚拟机并没有因为这两个对象互相引用就不回收他们。即JVM 并不使用引用计数法来判断对象是否存活。

b) 可达性分析算法

在上面我们说了， Java 并不采用引用计数法来判断对象是否已 " 死 " ，而采用 " 可达性分析 " 来判断对象是否存活( 同样采用此法的还有 C# 、 Lisp- 最早的一门采用动态内存分配的语言 ) 。

此算法的核心思想为 : 通过一系列称为 "GC Roots" 的对象作为起始点，从这些节点开始向下搜索，搜索走过的路径称之为" 引用链 " ，当一个对象到 GC Roots 没有任何的引用链相连时 ( 从 GC Roots 到这个对象不可达) 时，证明此对象是不可用的。以下图为例

对象 Object5-Object7 之间虽然彼此还有关联，但是它们到 GC Roots 是不可达的，因此他们会被判定为可回收对象。

在 Java 语言中，可作为 GC Roots 的对象包含下面几种 :

1. 虚拟机栈 ( 栈帧中的本地变量表 ) 中引用的对象；

2. 方法区中类静态属性引用的对象；

3. 方法区中常量引用的对象；

4. 本地方法栈中 JNI(Native 方法 ) 引用的对象。

从上面我们可以看出 “ 引用 ” 的功能，除了最早我们使用它（引用）来查找对象，现在我们还可以使用 “ 引用” 来判断死亡对象了。所以在 JDK1.2 时， Java 对引用的概念做了扩充，将引用分为强引用 (Strong Reference)、软引用 (Soft Reference) 、弱引用 (Weak Reference) 和虚引用 (Phantom Reference) 四种，这四种引用的强度依次递减。

1. 强引用 : 强引用指的是在程序代码之中普遍存在的，类似于 "Object obj = new Object()" 这类

的引用，只要强引用还存在，垃圾回收器永远不会回收掉被引用的对象实例。

2. 软引用 : 软引用是用来描述一些还有用但是不是必须的对象。对于软引用关联着的对象，在 系统将要发生内存溢出之前，会把这些对象列入回收范围之中进行第二次回收。如果这次回收还是没有足够的内存，才会抛出内存溢出异常。在JDK1.2之后，提供了 SoftReference 类 来实现软引用。

3. 弱引用 : 弱引用也是用来描述非必需对象的。但是它的强度要弱于软引用。被弱引用关联的 对象只能生存到下一次垃圾回收发生之前。当垃圾回收器开始进行工作时，无论当前内容是 否够用，都会回收掉只被弱引用关联的对象。在JDK1.2之后提供了 WeakReference 类来实现 弱引用。

4. 虚引用 : 虚引用也被称为幽灵引用或者幻影引用，它是最弱的一种引用关系。一个对象是否 有虚引用的存在，完全不会对其生存时间构成影响，也无法通过虚引用来取得一个对象实 例。为一个对象设置虚引用的唯一目的就是能在这个对象被收集器回收时收到一个系统通 知。在JDK1.2之后，提供了 PhantomReference 类来实现虚引用。

② 垃圾回收算法

通过上面的学习我们可以将死亡对象标记出来了，标记出来之后我们就可以进行垃圾回收操作了，在正式学习垃圾收集器之前，我们先看下垃圾回收机器使用的几种算法（这些算法是垃圾收集器的指导思想）。

a) 标记-清除算法

" 标记 - 清除 " 算法是最基础的收集算法。算法分为 " 标记 " 和 " 清除 " 两个阶段 : 首先标记出所有需要回收的对象，在标记完成后统一回收所有被标记的对象 。后续的收集算法都是基于这种思路并对其不足加以改进而已。

" 标记 - 清除 " 算法的不足主要有两个 :

1. 效率问题 : 标记和清除这两个过程的效率都不高

2. 空间问题 : 标记清除后会产生大量不连续的内存碎片，空间碎片太多可能会导致以后在程序运行中需要分配较大对象时，无法找到足够连续内存而不得不提前触发另一次垃圾收集。

b) 复制算法

" 复制 " 算法是为了解决 " 标记 - 清理 " 的效率问题。它将可用内存按容量划分为大小相等的两块，每次只使用其中的一块。当这块内存需要进行垃圾回收时，会将此区域还存活着的对象复制到另一块上面，然后再把已经使用过的内存区域一次清理掉。这样做的好处是每次都是对整个半区进行内存回收，内存分配时也就不需要考虑内存碎片等复杂情况，只需要移动堆顶指针，按顺序分配即可。此算法实现简单，运行高效。算法的执行流程如下图 :

现在的商用虚拟机 ( 包括 HotSpot 都是采用这种收集算法来回收新生代 )

新生代中 98% 的对象都是 " 朝生夕死 " 的，所以并不需要按照 1 : 1 的比例来划分内存空间，而是将内存 ( 新生代内存) 分为一块较大的 Eden( 伊甸园 ) 空间和两块较小的 Survivor( 幸存者 ) 空间，每次使用 Eden 和其中一块Survivor （两个 Survivor 区域一个称为 From 区，另一个称为 To 区域）。当回收时，将 Eden 和 Survivor中还存活的对象一次性复制到另一块 Survivor 空间上，最后清理掉 Eden 和刚才用过的 Survivor空间。

当 Survivor 空间不够用时，需要依赖其他内存 ( 老年代 ) 进行 分配担保 。

HotSpot 默认 Eden 与 Survivor 的大小比例是 8 : 1 ，也就是说 Eden:Survivor From : Survivor To =

8:1:1 。所以每次新生代可用内存空间为整个新生代容量的 90%, 而剩下的 10% 用来存放回收后存活的对象。

HotSpot 实现的复制算法流程如下 :

1. 当 Eden 区满的时候 , 会触发第一次 Minor gc, 把还活着的对象拷贝到 Survivor From 区；当

Eden 区再次触发 Minor gc 的时候 , 会扫描 Eden 区和 From 区域 , 对两个区域进行垃圾回收 , 经过

这次回收后还存活的对象 , 则直接复制到 To 区域 , 并将 Eden 和 From 区域清空。

2. 当后续 Eden 又发生 Minor gc 的时候 , 会对 Eden 和 To 区域进行垃圾回收 , 存活的对象复制到

From 区域 , 并将 Eden 和 To 区域清空。

3. 部分对象会在 From 和 To 区域中复制来复制去 , 如此交换 15 次 ( 由 JVM 参数

MaxTenuringThreshold 决定 , 这个参数默认是 15), 最终如果还是存活 , 就存入到老年代

 

c) 标记-整理算法

复制收集算法在对象存活率较高时会进行比较多的复制操作，效率会变低。因此在老年代一般不能使用复制算法。

针对老年代的特点，提出了一种称之为 " 标记 - 整理算法 " 。标记过程仍与 " 标记 - 清除 " 过程一致，但后续步骤不是直接对可回收对象进行清理，而是让所有存活对象都向一端移动，然后直接清理掉端边界以外的内存。流程图如下:

d) 分代算法

分代算法和上面讲的 3 种算法不同，分代算法是通过区域划分，实现不同区域和不同的垃圾回收策略，从而实现更好的垃圾回收。这就好比中国的一国两制方针一样，对于不同的情况和地域设置更符合当地的规则，从而实现更好的管理，这就时分代算法的设计思想。

当前 JVM 垃圾收集都采用的是 " 分代收集 (Generational Collection)" 算法，这个算法并没有新思想，只是根据对象存活周期的不同将内存划分为几块。一般是把Java 堆分为新生代和老年代。 在新生代中，每 次垃圾回收都有大批对象死去，只有少量存活，因此我们采用复制算法；而老年代中对象存活率高、没 有额外空间对它进行分配担保，就必须采用 " 标记 - 清理 " 或者 " 标记 - 整理 " 算法 。

哪些对象会进入新生代？哪些对象会进入老年代？

• 新生代：一般创建的对象都会进入新生代；
• 老年代：大对象和经历了 N 次（一般情况默认是 15 次）垃圾回收依然存活下来的对象会从新生代移动到老年代。

面试题 : 请问了解 Minor GC 和 Full GC 么，这两种 GC 有什么不一样吗

1. Minor GC 又称为新生代 GC : 指的是发生在新生代的垃圾收集。因为 Java 对象大多都具备朝生夕灭的特性，因此Minor GC( 采用复制算法 ) 非常频繁，一般回收速度也比较快。

2. Full GC 又称为 老年代 GC 或者 Major GC : 指发生在老年代的垃圾收集。出现了 Major GC ，经常会伴随至少一次的Minor GC( 并非绝对，在 Parallel Scavenge 收集器中就有直接进行 Full GC的策略选择过程 ) 。 Major GC 的速度一般会比 Minor GC 慢 10 倍以上。

③ 垃圾收集器

如果说上面我们讲的收集算法是内存回收的方法论，那么垃圾收集器就是内存回收的具体实现。

垃圾收集器的作用：垃圾收集器是为了保证程序能够正常、持久运行的一种技术，它是将程序中不用的 死亡对象也就是垃圾对象进行清除，从而保证了新对象能够正常申请到内存空间。

以下这些收集器是 HotSpot 虚拟机随着不同版本推出的重要的垃圾收集器：

上图展示了 7 种作用于不同分代的收集器，如果两个收集器之间存在连线，就说明他们之间可以搭配使用。所处的区域，表示它是属于新生代收集器还是老年代收集器。在讲具体的收集器之前我们先来明确 三个概念:

• 并行(Parallel) : 指多条垃圾收集线程并行工作，用户线程仍处于等待状态
• 并发(Concurrent) : 指用户线程与垃圾收集线程同时执行(不一定并行，可能会交替执行)，用户程序继续运行，而垃圾收集程序在另外一个CPU上。
• 吞吐量:就是CPU用于运行用户代码的时间与CPU总消耗时间的比值。

例如：虚拟机总共运行了 100 分钟，其中垃圾收集花掉 1 分钟，那吞吐量就是 99% 。

为什么会有这么多垃圾收集器？

自从有了 Java 语言就有了垃圾收集器，这么多垃圾收集器其实是历史发展的产物。最早的垃圾收集器为 Serial ，也就是串行执行的垃圾收集器， Serial Old 为串行的老年代收集器，而随着时间的发展，为了提升更高的性能，于是有了 Serial 多线程版的垃圾收集器 ParNew 。后来人们想要更高吞吐量 的垃圾收集器，吞吐量是指单位时间内成功回收垃圾的数量，于是就有了吞吐量优先的垃圾收集器 Parallel Scavenge（吞吐量优先的新生代垃圾收集器）和 Parallel Old （吞吐量优先的老年代垃圾收集器）。随着技术的发展后来又有了 CMS （ Concurrent Mark Sweep ）垃圾收集器， CMS 可以兼顾吞吐量和以获取最短回收停顿时间为目标的收集器，在 JDK 1.8 （包含）之前 BS 系统的主流垃圾收集器，而在 JDK1.8 之后，出现了第一个既不完全属于新生代也不完全属于老年代的垃圾收集器 G1 （ Garbage First）， G1 提供了基本不需要停止程序就可以收集垃圾的技术，下面我们来看每种垃圾收集器具体的介绍。

a) Serial收集器(新生代收集器,串行GC)

Serial 收集器是最基本、发展历史最悠久的收集器，曾经（在 JDK 1.3.1 之前）是虚拟机新生代收集的唯一选择。

特性：

这个收集器是一个单线程的收集器，但它的 “ 单线程 ” 的意义并不仅仅说明它只会使用一个 CPU 或一

条收集线程去完成垃圾收集工作，更重要的是在它进行垃圾收集时，必须暂停其他所有的工作线

程，直到它收集结束 (Stop The World ，译为停止整个程序，简称 STW) 。

应用场景 :

Serial 收集器是虚拟机运行在 Client 模式下的默认新生代收集器。

优势 :

简单而高效（与其他收集器的单线程比），对于限定单个 CPU 的环境来说， Serial 收集器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。 实际上到现在为止 : 它依然是虚拟机运行在Client 模式下的默认新生代收集器

b) ParNew收集器(新生代收集器,并行GC)

ParNew 收集器其实就是 Serial 收集器的多线程版本，除了使用多条线程进行垃圾收集之外，其余行为包括Serial 收集器可用的所有控制参数、收集算法、 Stop The World 、对象分配规则、回收策略等都与Serial收集器完全一样，在实现上，这两种收集器也共用了相当多的代码。

特性 :

Serial 收集器的多线程版本

应用场景 :

ParNew 收集器是许多运行在 Server 模式下的虚拟机中首选的新生代收集器。

作为 Server 的首选收集器之中有一个与性能无关的很重要的原因是：除了 Serial 收集器外，目前只有它能与CMS 收集器配合工作。

在 JDK 1.5 时期， HotSpot 推出了一款在强交互应用中几乎可认为有划时代意义的垃圾收集器 ——CMS 收集器，这款收集器是HotSpot 虚拟机中第一款真正意义上的并发收集器，它第一次实现了让垃圾收集线程与用户线程同时工作。

不幸的是， CMS 作为老年代的收集器，却无法与 JDK 1.4.0 中已经存在的新生代收集器 Parallel

Scavenge 配合工作，所以在 JDK 1.5 中使用 CMS 来收集老年代的时候，新生代只能选择 ParNew 或者Serial收集器中的一个。

对比分析 :

与 Serial 收集器对比 :

ParNew 收集器在单 CPU 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技术实现的两个CPU 的环境中都不能百分之百地保证可以超越 Serial 收集器。

然而，随着可以使用的 CPU 的数量的增加，它对于 GC 时系统资源的有效利用还是很有好处的。

c) Parallel Scavenge收集器(新生代收集器,并行GC)

特性：

Parallel Scavenge 收集器是一个 新生代收集器 ，它也是使用 复制算法 的收集器，又是 并行 的多线程收集器。

Parallel Scavenge 收集器使用两个参数控制吞吐量：

XX:MaxGCPauseMillis 控制最大的垃圾收集停顿时间
XX:GCRatio 直接设置吞吐量的大小

直观上，只要最大的垃圾收集停顿时间越小，吞吐量是越高的，但是 GC 停顿时间的缩短是以牺牲吞吐 量和新生代空间作为代价的。 比如原来 10 秒收集一次，每次停顿 100 毫秒，现在变成 5 秒收集一次，每次停顿70 毫秒。停顿时间下降的同时，吞吐量也下降了。

应用场景：

停顿时间越短就越适合需要与用户交互的程序，良好的响应速度能提升用户体验，而高吞吐量则可以高效率地利用CPU 时间，尽快完成程序的运算任务，主要适合在后台运算而不需要太多交互的任务。

对比分析：

Parallel Scavenge 收集器 VS CMS 等收集器：

Parallel Scavenge 收集器的特点是它的关注点与其他收集器不同， 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，而 Parallel Scavenge 收集器的目标则是达到

一个 可控制的吞吐量 （ Throughput ）。

由于与吞吐量关系密切， Parallel Scavenge 收集器也经常称为 “ 吞吐量优先 ” 收集器。

Parallel Scavenge 收集器 VS ParNew 收集器：

Parallel Scavenge 收集器与 ParNew 收集器的一个重要区别是它具有自适应调节策略。

GC 自适应的调节策略 ：

Parallel Scavenge 收集器有一个参数 - XX:+UseAdaptiveSizePolicy 。当这个参数打开之后，就

不需要手工指定新生代的大小、 Eden 与 Survivor 区的比例、晋升老年代对象年龄等细节参数了，

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 GC 自适应的调节策略（ GC Ergonomics ）。

注：工作流程图同 ParNew

d) Serial Old收集器(老年代收集器，串行GC)【选学】

特性：

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。

应用场景：

Client 模式

Serial Old 收集器的主要意义也是在于给 Client 模式下的虚拟机使用。

Server 模式

如果在 Server 模式下，那么它主要还有两大用途：一种用途是在 JDK 1.5 以及之前的版本中与

Parallel Scavenge 收集器搭配使用，另一种用途就是作为 CMS 收集器的后备预案，在并发收

集发生 Concurrent Mode Failure 时使用。

e) Parallel Old收集器(老年代收集器，并行GC)

特性：

Parallel Old 是 Parallel Scavenge 收集器的 老年代版本 ，使用 多线程 和 “ 标记－整理 ” 算法。

应用场景：

在注重吞吐量以及 CPU 资源敏感的场合，都可以优先考虑 Parallel Scavenge 加 Parallel Old 收集器。

这个收集器是在 JDK 1.6 中才开始提供的，在此之前，新生代的 Parallel Scavenge 收集器一直处于比较尴尬的状态。原因是，如果新生代选择了Parallel Scavenge 收集器，老年代除了 Serial Old 收集器外别无选择（Parallel Scavenge 收集器无法与 CMS 收集器配合工作）。由于老年代 Serial Old 收集器在服务端应用性能上的“ 拖累 ” ，使用了 Parallel Scavenge 收集器也未必能在整体应用上获得吞吐量最大化的效果，由于单线程的老年代收集中无法充分利用服务器多CPU 的处理能力，在老年代很大而且硬件比较高级的环境中，这种组合的吞吐量甚至还不一定有ParNew 加 CMS 的组合 “ 给力 ” 。直到 Parallel Old 收集器出现后，“ 吞吐量优先 ” 收集器终于有了比较名副其实的应用组合。

f) CMS收集器（老年代收集器，并发GC）

特性：

CMS （ Concurrent Mark Sweep ）收集器是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。目前

很大一部分的 Java 应用集中在互联网站或者 B/S 系统的服务端上，这类应用尤其重视服务的响应速

度，希望系统停顿时间最短，以给用户带来较好的体验。 CMS 收集器就非常符合这类应用的求。

CMS 收集器是基于 “ 标记 — 清除 ” 算法实现的，它的运作过程相对于前面几种收集器来说更复杂一些，整个过程分为4 个步骤：

初始标记（ CMS initial mark ）

初始标记仅仅只是标记一下 GC Roots 能直接关联到的对象，速度很快，需要 “Stop The

World” 。

并发标记（ CMS concurrent mark ）

并发标记阶段就是进行 GC Roots Tracing 的过程。

重新标记（ CMS remark ）

重新标记阶段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一般会比初始标记阶段稍长一些，但远比并发标记的

时间短，仍然需要 “Stop The World” 。

并发清除（ CMS concurrent sweep ）

并发清除阶段会清除对象。

由于整个过程中耗时最长的并发标记和并发清除过程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。

优点：

CMS 是一款优秀的收集器，它的主要优点在名字上已经体现出来了： 并发收集、低停顿。

缺点：

CMS 收集器对 CPU 资源非常敏感

其实，面向并发设计的程序都对 CPU 资源比较敏感。在并发阶段，它虽然不会导致用户线程

停顿，但是会因为占用了一部分线程（或者说 CPU 资源）而导致应用程序变慢，总吞吐量会

降低。

CMS 默认启动的回收线程数是（ CPU 数量 +3 ） / 4 ，也就是当 CPU 在 4 个以上时，并发回收时

垃圾收集线程不少于 25% 的 CPU 资源，并且随着 CPU 数量的增加而下降。但是当 CPU 不足 4

个（譬如 2 个）时， CMS 对用户程序的影响就可能变得很大。

CMS 收集器无法处理浮动垃圾

CMS 收集器无法处理浮动垃圾，可能出现 “Concurrent Mode Failure” 失败而导致另一次 Full

GC 的产生。由于 CMS 并发清理阶段用户线程还在运行着，伴随程序运行自然就还会有新的

垃圾不断产生，这一部分垃圾出现在标记过程之后， CMS 无法在当次收集中处理掉它们，只

好留待下一次 GC 时再清理掉。这一部分垃圾就称为 “ 浮动垃圾 ” 。也是由于在垃圾收集阶段用

户线程还需要运行，那也就还需要预留有足够的内存空间给用户线程使用，因此 CMS 收集器

不能像其他收集器那样等到老年代几乎完全被填满了再进行收集，需要预留一部分空间提供

并发收集时的程序运作使用。要是 CMS 运行期间预留的内存无法满足程序需要，就会出现一

次 “Concurrent Mode Failure” 失败，这时虚拟机将启动后备预案：临时启用 Serial Old 收集

器来重新进行老年代的垃圾收集，这样停顿时间就很长了。

CMS 收集器会产生大量空间碎片

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。空间碎片过多时，将会给大对象分配带来很大麻烦，往往会出现老年代还有很大空间剩

余，但是无法找到足够大的连续空间来分配当前对象，不得不提前触发一次 Full GC 。

g) G1收集器(唯一一款全区域的垃圾回收器)

G1 （ Garbage First ）垃圾回收器是用在 heap memory 很大的情况下，把 heap 划分为很多很多的

region 块，然后并行的对其进行垃圾回收。

G1 垃圾回收器在清除实例所占用的内存空间后，还会做内存压缩。

G1 垃圾回收器回收 region 的时候基本不会 STW ，而是基于 most garbage 优先回收 ( 整体来看是基于 " 标记- 整理 " 算法，从局部 ( 两个 region 之间 ) 基于 " 复制 " 算法 ) 的策略来对 region 进行垃圾回收的。无论如何，G1 收集器采用的算法都意味着

结果如下图：

一个 region 有可能属于 Eden ， Survivor 或者 Tenured 内存区域。图中的 E 表示该 region 属于 Eden 内存区域，S 表示属于 Survivor 内存区域， T 表示属于 Tenured 内存区域。图中空白的表示未使用的内存空间。

G1 垃圾收集器还增加了一种新的内存区域，叫做 Humongous 内存区域，如图中的 H 块。这种内存区域主要用于存储大对象- 即大小超过一个 region 大小的 50% 的对象。

年轻代垃圾收集

在 G1 垃圾收集器中，年轻代的垃圾回收过程使用复制算法。把 Eden 区和 Survivor 区的对象复制到新的Survivor区域。

如下图：

老年代垃收集

对于老年代上的垃圾收集， G1 垃圾收集器也分为 4 个阶段，基本跟 CMS 垃圾收集器一样，但略有不同：

初始标记 (Initial Mark) 阶段 - 同 CMS 垃圾收集器的 Initial Mark 阶段一样， G1 也需要暂停应用

程序的执行，它会标记从根对象出发，在根对象的第一层孩子节点中标记所有可达的对象。

但是 G1 的垃圾收集器的 Initial Mark 阶段是跟 minor gc 一同发生的。也就是说，在 G1中，你

不用像在 CMS 那样，单独暂停应用程序的执行来运行 Initial Mark 阶段，而是在 G1 触发

minor gc 的时候一并将年老代上的 Initial Mark 给做了。

并发标记 (Concurrent Mark) 阶段 - 在这个阶段 G1 做的事情跟 CMS 一样。但 G1 同时还多做了

一件事情，就是如果在 Concurrent Mark 阶段中，发现哪些 Tenured region 中对象的存活率

很小或者基本没有对象存活，那么 G1 就会在这个阶段将其回收掉，而不用等到后面的 clean

up 阶段。这也是 Garbage First 名字的由来。同时 , 在该阶段， G1 会计算每个 region 的对象存

活率，方便后面的 clean up 阶段使用 。

最终标记 (CMS 中的 Remark 阶段 ) - 在这个阶段 G1 做的事情跟 CMS 一样 , 但是采用的算法不

同， G1 采用一种叫做 SATB(snapshot-at-the-begining) 的算法能够在 Remark 阶段更快的标

记可达对象。

筛选回收 (Clean up/Copy) 阶段 - 在 G1 中，没有 CMS 中对应的 Sweep 阶段。相反 它有一个

Clean up/Copy 阶段，在这个阶段中 ,G1 会挑选出那些对象存活率低的 region 进行回收，这个

阶段也是和 minor gc 一同发生的 , 如下图所示：

G1 （ Garbage-First ）是一款面向 服务端应用 的垃圾收集器。 HotSpot 开发团队赋予它的使命是未来可以替换掉JDK 1.5 中发布的 CMS 收集器。 如果你的应用追求低停顿， G1 可以作为选择；如果你的应用追求吞吐量，G1 并不带来特别明显的好处。

④ 总结：一个对象的一生

一个对象的一生：我是一个普通的 Java 对象，我出生在 Eden 区，在 Eden 区我还看到和我长的很像的小兄弟，我们在 Eden 区中玩了挺长时间。有一天 Eden 区中的人实在是太多了，我就被迫去了 Survivor 区的 “From” 区（ S0 区），自从去了 Survivor 区，我就开始漂了，有时候在 Survivor 的 “From” 区， 有时候在 Survivor 的 “To” 区（ S1 区），居无定所。直到我 18 岁的时候，爸爸说我成人了，该去社会上闯闯了。于是我就去了年老代那边，年老代里，人很多，并且年龄都挺大的，我在这里也认识了很多人。在老年代里，我生活了很多年（每次GC 加一岁）然后被回收了。

六、JMM

JVM 定义了一种 Java 内存模型 (Java Memory Model,JMM) 来屏蔽掉各种硬件和操作系统的内存访问差异，以实现让Java 程序在各种平台下都能达到一致的内存访问效果。在此之前， C/C++ 直接使用物理硬件和操作系统的内存模型，因此，会由于不同平台下的内存模型的差异，有可能导致程序在一套平台上并发完全正常，而在另一套平台上 并发 访问经常出错。

① 主内存与工作内存

Java 内存模型的主要目标是定义程序中各个变量的访问规则，即在 JVM 中将变量存储到内存和从内存中取出变量这样的底层细节。此处的变量包括实例字段、静态字段和构成数组对象的元素 ，但不包括局部变量和方法参数，因为后两者是线程私有的，不会被线程共享。

Java 内存模型规定了所有的变量都存储在主内存中。每条线程还有自己的工作内存，线程的工作内存中保存了被该线程使用到的变量的主内存副本拷贝，线程对变量的所有操作( 读取、赋值等 ) 都必须在工作内存进行，而不能直接读写主内存中的变量。不同的线程之间也无法直接访问对方工作内存中的变量，线程间变量值的传递均需要通过主内存来完成。线程、主内存、工作内存三者的交互关系如下所示 :

② 内存间交互操作

关于主内存与工作内存之间的具体交互协议，即一个变量如何从主内存中拷贝到工作内存、如何从工作内存同步回主内存之类的实现细节，Java 内存模型中定义了如下 8 种操作来完成。 JVM 实现时必须保证下面提及的每一种操作的原子的、不可再分的。

• lock(锁定) : 作用于主内存的变量，它把一个变量标识为一条线程独占的状态
• unlock(解锁) : 作用于主内存的变量，它把一个处于锁定状态的变量释放出来，释放后的变量才可以被其他线程锁定。
• read(读取) : 作用于主内存的变量，它把一个变量的值从主内存传输到线程的工作内存中，以便随后的load动作使用。
• load(载入) : 作用于工作内存的变量，它把read操作从主内存中得到的变量值放入工作内存的变量副本中。
• use(使用) : 作用于工作内存的变量，它把工作内存中一个变量的值传递给执行引擎。
• assign(赋值) : 作用于工作内存的变量，它把一个从执行引擎接收到的值赋给工作内存的变量。
• store(存储) : 作用于工作内存的变量，它把工作内存中一个变量的值传送到主内存中，以便后续的write操作使用。
• write(写入) : 作用于主内存的变量，它把store操作从工作内存中得到的变量的值放入主内存的变量中。

Java 内存模型的三大特性 :

原子性 : 由 Java 内存模型来直接保证的原子性变量操作包括 read 、 load 、 assign 、 use 、 store 和

read 。大致可以认为，基本数据类型的访问读写是具备原子性的。如若需要更大范围的原子性，

需要 synchronized 关键字约束。 ( 即一个操作或者多个操作 要么全部执行并且执行的过程不会被任

何因素打断，要么就都不执行 )

可见性 : 可见性是指当一个线程修改了共享变量的值，其他线程能够立即得知这个修改。

volatile 、 synchronized 、 final 三个关键字可以实现可见性。

有序性 : 如果在本线程内观察，所有的操作都是有序的；如果在线程中观察另外一个线程，所有的

操作都是无序的。前半句是指 " 线程内表现为串行 " ，后半句是指 " 指令重排序 " 和 " 工作内存与主内

存同步延迟 " 现象。

Java 内存模型具备一些先天的 “ 有序性 ” ，即不需要通过任何手段就能够得到保证的有序性，这个通常也 称为 happens-before 原则。如果两个操作的执行次序无法从 happens-before 原则推导出来，那么它们就不能保证它们的有序性，虚拟机可以随意地对它们进行重排序。

下面就来具体介绍下 happens-before 原则（先行发生原则）：

• 程序次序规则：一个线程内，按照代码顺序，书写在前面的操作先行发生于书写在后面的操作
• 锁定规则：一个unLock操作先行发生于后面对同一个锁的lock操作
• volatile变量规则：对一个变量的写操作先行发生于后面对这个变量的读操作
• 传递规则：如果操作A先行发生于操作B，而操作B又先行发生于操作C，则可以得出操作A先行发生于操作C
• 线程启动规则：Thread对象的start()方法先行发生于此线程的每个一个动作
• 线程中断规则：对线程interrupt()方法的调用先行发生于被中断线程的代码检测到中断事件的发生
• 线程终结规则：线程中所有的操作都先行发生于线程的终止检测，我们可以通过Thread.join()方法结束、Thread.isAlive()的返回值手段检测到线程已经终止执行
• 对象终结规则：一个对象的初始化完成先行发生于他的finalize()方法的开始

也就是说，要想并发程序正确地执行，必须要保证原子性、可见性以及有序性。只要有一个没有被保证，就有可能会导致程序运行不正确。

③ volatile型变量的特殊规则

关键字 volatile 可以说是 JVM 提供的最轻量级的同步机制，但是它并不容易完全被正确理解和使用。 JVM 内存模型对volatile 专门定义了一些特殊的访问规则。

当一个变量定义为 volatile 之后，它将具备两种特性。

第一：保证此变量对所有线程的可见性 ，这里的 " 可见性 " 是指 : 当一条线程修改了这个变量的值，新值对于其他线程来说是可以立即得知的。而普通变量做不到这一点，普通变量的值在线程间传递均需要通过主内存来完成。例如: 线程 A 修改一个普通变量的值，然后向主内存进行回写，另外一条线程 B 在线程 A回写完成之后再从主内存进行读取操作，新值才会对线程B 可见。

关于 volatile 变量的可见性，经常会被开发人员误解。 volatile 变量在各个线程中是一致的，但是

volatile 变量的运算在并发下一样是不安全的。 原因在于 Java 里面的运算并非原子操作。

范例 : volatile 变量自增操作

package com.company;
public class Main {public static volatile int num = 0;public static void increase() {num++;}public static void main(String[] args) {Thread[] threads = new Thread[10];for (int i = 0; i < 10; i++) {threads[i] = new Thread(new Runnable() {@Overridepublic void run() {for (int j = 0; j < 100; j++) {increase();}}});threads[i].start();}while (Thread.activeCount() > 2) {Thread.yield();}System.out.println(num);}
}

问题就在于 num++ 之中，实际上 num++ 等同于 num = num+1 。 volatile 关键字保证了 num 的值在取值时是正确的，但是在执行num+1 的时候，其他线程可能已经把 num 值增大了，这样在 +1 后会把较小的数值同步回主内存之中。

由于 volatile 关键字只保证可见性，在不符合以下两条规则的运算场景中，我们仍然需要通过加锁

(synchronized 或者 lock) 来保证原子性。

1. 运算结果并不依赖变量的当前值，或者能够确保只有单一的线程修改变量的值

2. 变量不需要与其他的状态变量共同参与不变约束

如下代码这类场景就特别适合使用 volatile 来控制并发，当 shutdown() 方法被调用时，能保证所有线程 中执行的 doWork() 方法都立即停下来。

volatile boolean shutdownRequested;
public void shutdown() {shutdownRequested = true;
}
public void work() {while(!shutdownRequested) {//do stuff}
}

第二：使用 volatile 变量的语义是禁止指令重排序 。普通的变量仅仅会保证在该方法的执行过程中所有依赖赋值结果的地方都能获取到正确的结果，而不能保证变量赋值操作的顺序和程序代码中执行的顺序一致。

volatile 关键字禁止指令重排序有两层意思：

1 ）当程序执行到 volatile 变量的读操作或者写操作时，在其前面的操作的更改肯定全部已经进行，

且结果已经对后面的操作可见；在其后面的操作肯定还没有进行；

2 ）在进行指令优化时，不能将在对 volatile 变量访问的语句放在其后面执行，也不能把 volatile 变量

后面的语句放到其前面执行。

举个简单的例子：

//x、y为非volatile变量
//flag为volatile变量
x = 2;        //语句1
y = 0;        //语句2
flag = true;  //语句3
x = 4;        //语句4
y = -1;       //语句5

由于 flag 变量为 volatile 变量，那么在进行指令重排序的过程的时候，不会将语句 3 放到语句 1 、语句 2 前面，也不会将语句3 放到语句 4 、语句 5 后面。但是要注意语句 1 和语句 2 的顺序、语句 4 和语句 5 的顺序是不作任何保证的。

并且 volatile 关键字能保证，执行到语句 3 时，语句 1 和语句 2 必定是执行完毕了的，且语句 1 和语句 2 的执行结果对语句3 、语句 4 、语句 5 是可见的。

范例 : 指令重排序

Map configOptions;
char[] configText;
volatile boolean initialized = false;
//假设以下代码在线程A执行
//模拟读取配置文件信息，当读取完成后将initialized设置为true以通知其他线程配置可用
configOptions = new HashMap();
configText = readConfigFile(fileName);
processConfigOptions(configText,configOptions);
initialized = true;
//假设以下代码在线程B执行
//等待initialized为true，代表线程A已经把配置信息初始化完成
while(!initialized) {sleep();
}
//使用线程A初始化好的配置信息
doSomethingWithConfig();

单例模式中的 Double Check:

双重检验锁模式（ double checked locking pattern ），是一种使用同步块加锁的方法。程序员称其为双重检查锁，因为会有两次检查 instance == null ，一次是在同步块外，一次是在同步块内。为什么在同步块内还要再检验一次？因为可能会有多个线程一起进入同步块外的 if ，如果在同步块内不进行二次 检验的话就会生成多个实例了。

public static Singleton getSingleton(){if(instance==null){ //Single Checkedsynchronized (Singleton.class){if(instance==null){ //Double Checkedinstance=new Singleton();} }}return instance;
}

这段代码看起来很完美，很可惜，它是有问题。主要在于 instance = new Singleton() 这句，这并非是一个原子操作，事实上在 JVM 中这句话大概做了下面 3 件事情。 给 instance 分配内存 调用 Singleton 的构造函数来初始化 成员变量 将 instance 对象指向分配的内存空间 （执行完这步 instance 就为非 null 了） 但是在 JVM 的即时编译器中存在指令重排序的优化。也就是说上面的第二步和第三步的顺序是不 能保证的，最终的执行顺序可能是 1-2-3 也可能是 1-3-2 。如果是后者，则在 3 执行完毕、 2 未执行之前，被线程二抢占了，这时 instance 已经是非 null 了（但却没有初始化），所以线程二会直接返回 instance，然后使用，然后顺理成章地报错。 我们只需要将 instance 变量声明成 volatile 就可以了。

class Singleton{// 确保产生的对象完整性private volatile static Singleton instance = null;private Singleton() {}public static Singleton getInstance() {if(instance==null) { // 检查对象是否初始化synchronized (Singleton.class) {if(instance==null) // 确保多线程情况下对象只有一个instance = new Singleton();}}return instance;}
}