从 JDK 8 到 JDK 18，Java 焚化炉回收的十次进化

henandoah GC专心于用吞吐能力换延误。这两种可回收机就会尝试在不展开明显的早先止的年前提下，完毕所有废料可回收社就会活动。在此早先，这两者都不是分代基本型的。它们的非实验持续性原版分别于JDK 15和JDK 12扩展。

Serial GC专心于内核体积和叫停时间段。这个GC有如极为最简单、细时间段的Parallel GC，它在STW早先止之年前仅使用一个内核完毕所有社就会活动。地里也是按照分代该分组织的。但是Serial GC清空的内核极为小、叫停加速极为较慢。由于它极为最简单，所以极为适合于小型、细时间段运营的软件包。

OpenJDK还备有了另一个名为Epsilon的GC。为什么没有人在备注1早先详列呢？因为Epsilon只监督内核均等，从不展开内核可回收，因此不保证GC的所有必无需。但是，Epsilon适合于一些极为特殊的软件包。

G1 GC简介

G1 GC于JDK 6 update 14作为实验适可不持续性扩展，从JDK 7 update 4开始正基本型支持。从JDK 9开始，G1由于其多用持续性，转成了HotSpot JVM的匹配废料可回收机：它极为有利于、转成熟期，维护也极为热衷于，而且一直在改良。

那么，G1是如何在吞吐能力和延误错综复杂展开适度的呢？

一项关键电子技术就是分代废料可回收。该电子技术来进行了一个特色：不太不太可能均等的单纯很不太可能可以立方可回收（即它们“死亡”得极为较慢）。所以G1（以及其他分代基本型GC）将Java的地里分为两个区域：一个称作“黄龙六十年代”，使用存放才刚均等的单纯；另一个称作“杨家六十年代”，使用存放年中了几次废料可回收后直到现在存活的单纯，从而下降可回收时所无需的操作者。

多半，黄龙六十年代要比杨家六十年代很小。因此，可回收黄龙六十年代的花销极为小，再行加上G1这种伪装基本型的废料可回收机在可回收黄龙六十年代单纯时多半只就会处理热衷于单纯，这就反之亦然黄龙六十年代的废料可回收一般极为较慢，而且能可回收大幅度内核。

在某个时间段点，以致于段存活的单纯就会被快速移动到杨家六十年代早先。

因此，随着杨家六十年代迅速上涨，我们也必须对其展开废料可回收。由于杨家六十年代一般很大，而且多半涵盖或多或少的热衷于单纯，对其展开可回收必须节省很以致于段。（例如，Parallel GC的仅仅可回收每一次多半必须耗用黄龙六十年代可回收远超的时间段。）

因此，G1将杨家六十年代废料可回收每一次分组转成了两个收尾。

G1首先伪装热衷于单纯，这一操作者与Java软件包立体立体化展开。这样，从杨家六十年代可回收内核的大幅度操作者就不必须在废料可回收早先止之年前监督了，从而增加延误。不过，都是的内核可回收操作者如果除此以外完毕的话，对于大型软件包的地里而言，直到现在必须大幅度时间段。

因此，G1就会增幅度基本型地从杨家六十年代可回收内核。在伪装了热衷于单纯之年前，在再行一的几次对黄龙六十年代展开可回收的同时，G1就会额外对杨家六十年代早先的一小部分展开缓冲机，这样一直方可近致对年长者单纯展开可回收的视觉效果。

增幅度地对年长者单纯展开可回收，比除此以外可回收（如Parallel GC的处理方式也）的可靠性较高而，因为伪装单纯关系示意图总就会不准确，而且增幅度可回收所无需的统计嵌套的行政也必须额外的时间段和内部空间花销，但这种方基本型可以合理增加早先止的时间段。大致来看，增幅度基本型废料可回收所无需的时间段都是大于只可回收黄龙六十年代的启发式在早先止早先所节省的时间段。

此外，你还可以通过MaxGCPauseMillis命令行选项另设两种废料可回收启发式的早先止时间段的远距离。G1就会这样一来将早先止时间段保证在远距离以下。匹配的时间段为200毫秒，这个值也许不适合于你的软件包，但它只是较大值的远距离。G1就会这样一来将早先止时间段控制在该值以下。因此，提升早先止时间段的第一步，可以从增加 MaxGCPauseMillis 开始。

从JDK 8到JDK 18的的转变

简述完了OpenJDK的GC，我们来有利于刚才在过去10次JDK公开发表早先，GC在吞吐能力、延误和内核体积三个持续可靠性范数上都的的转变。

G1的吞吐能力上涨。为了摄像吞吐能力和延误上都的的转变，本文改用了SPECjbb2015可视检验。SPECjbb2015是一个衡幅度Java服务机持续可靠性的都用业界检验，它涵盖了一系列各种各样的操作者。该检验涵盖两个范数：

maxjOPS是该系统能够备有的较大事务数幅度。这是吞吐能力的范数检验方法。

criticaljOPS测幅度在几个特定的服务层次两国政府（SLA）下的吞吐能力，比如从10毫秒到100毫秒的响可不时间段。

本文改用maxjOPS作为相比较有所不同JDK原版的吞吐能力的可视，改用都是早先止时间段的改良幅度作为相比较延误的可视。虽然criticaljOPS也备注明了早先止时间段造转成了的延误，但该检验方法还涵盖其他来源的延误。直接相比较早先止时间段可以尽量避免这个疑虑。

示意图2展示了G1在分组合模基本型下在一个16GB的Java地里上的maxjOPS结果，示意图早先注意到了JDK 8、JDK 11和JDK 18的对比。可以显现出，JDK原版越新，吞吐能力得分就越较高。JDK 11比JDK 8较高了约5%，而JDK 18较高了约18%。最简单来说，JDK原版越新，使用软件包都是社就会活动的能源就越多。

示意图2. G1d的吞吐能力上涨，来进行SPECjbb2015的maxjOPS测幅度

上头，我们着重探讨废料可回收的改良对于吞吐能力上涨的贡献。但是，其他的抽象定义改良（如编译机编译）也对废料可回收的持续可靠性——特别是吞吐能力的上涨——有很大的贡献，所以废料可回收的改良并不是唯一的该协会。

JDK 9早先的一个重大改良是G1改用了懒惰基本型杨家六十年代可回收，它就会这样一来早先止可回收操作者。

在JDK 8早先，客户端必须手动另设G1何时可不该对杨家六十年代可回收早先的热衷于单纯展开立体立体化伪装。如果尽早另设得无论如何，JVM在可回收操作者开始早先，并没有人用完所有均等给杨家六十年代的地里内核，如此杨家六十年代早先的单纯并没有人受益能够多的时间段从而变转成可可回收的状态。因此，G1不仅必须极为多的处理能源来分析方法其热衷于状态（因为许多统计数据直到现在正处于热衷于早先），还要做许多额外的社就会活动才能从杨家六十年代早先释放内核。

另一个疑虑是，如果开始杨家六十年代可回收的尽早太晚，JVM就不太可能就会耗尽内核，从而引致内核可回收每一次极为很慢。从JDK 9开始，G1就会定时决定开始杨家六十年代伪装的最佳尽早，甚至还就会定时可用软件包的行为。

JDK 9早先构建的另一个观点涉及到G1对于杨家六十年代早先的大型单纯的可回收频率比其他单纯较高的现象。与分代的观点类似，这是另一个取得转成功产出比很低的思路。只不过，大型单纯所清空的内核内部空间很多。在某些软件包早先（尽管不太常见），该作法甚至能大幅度下降废料可回收的次数，并减缓总体的早先止时间段，使G1的吞吐能力大幅至少Parallel GC。

多半，每次公开发表都就会涵盖一些改良，增加废料可回收在监督或多或少操作者时的早先止时间段。这样就就会自然地提升吞吐能力。还有许多可以所写在本文早先的改良，再行一我们在探讨延误改良时就会引用一些。

与Parallel GC类似，从JDK 14开始，G1在Java地里上均等内核时，可以独立国家地知觉非统一持续性内核访问之年前（NUMA）。在此之后，在拥有多内核插槽且各个内核的访问之年前时间段不一致的机机上（也就是说内核访问之年前与内核插槽有关，即某些内核访问之年前细时间段），G1就会这样一来来进行本地持续性。

有了NUMA知觉后，G1 GC就会假设在某个内核路由表上（由单个内核或内核分组）均等的单纯都是被来自同一个路由表的其他单纯引用。因此，当单纯归入黄龙六十年代时，G1就会将单纯保证在同一路由表上，甚至还就会将杨家六十年代早先的以致于段生存的单纯分布到有所不同路由表上，以转成比例立体化访问之年前时间段的不一致持续性。这与Parallel GC的构建类似。

还有一个我想探讨的改良是关于一些罕见上述情况的，比如原始可回收。才会上述才会，G1就会修改内部参数，仍要尽量避免原始可回收，但是在一些倾向上述才会，G1就会在早先止之年前展开原始可回收。直到JDK 10早先，该启发式都是单内核的，所以极为慢。而在此早先的构建与Parallel GC的原始可回收每一次超群。它直到现在很慢，直到现在可不当仍要尽量避免，但比现在并未好多了。

Parallel GC的吞吐能力上涨。关于Parallel GC，示意图3注意到了从JDK 8到JDK 18早先maxjOPS的改良结果，地里的另设与早先的检验相同。或多或少，即使是Parallel GC，也就是说附加JVM也可以获得约2%的吞吐能力大幅提较高，极好上述才会甚至能大幅提较高10%。大幅提较高比G1小，因为Parallel GC原本的起始就很低，因此上涨较大。

示意图3. Parallel GC的吞吐能力上涨，用SPECjbb2015的maxjOPS范数

G1的延误改良。为了摄像HotSpot JVM GC在延误上都的改良，本节改用了SPECjbb2015可视检验，载荷固定，然后测幅度其早先止时间段。Java地里另设为16GB。备注2归纳了早先止时间段的高近值和第99百分位值（P99），以及在200毫秒的匹配早先止时间段远距离值下，有所不同JDK的相比较早先止总时间段。

备注2 匹配的200毫秒早先止时间段下的延误改良

JDK 8的早先止高近时间段为124毫秒，P99为176毫秒。JDK 11将高近时间段提较高到了111毫秒，P99提较高到了134毫秒，总体下降了15.8%的早先止时间段。JDK 18再行次相当大提升，高近时间段下降到了89毫秒，P99增加到了104毫秒，总时间段增加了34.4%。

我扩展了检验区域，增加了JDK 18下早先止时间段另设为50毫秒，因为早先这样一来另设的-XX:MaxGCPauseMillis为200毫秒还是只用了。高近来看，G1近致了早先止时间段的远距离，P99废料可回收早先止时间段为56毫秒（见备注3）。总体上，与JDK 8相比，早先止节省的总时间段并没有人增加太多（0.06%）。

换句话说，将JDK 8 JVM代替JDK 18 JVM，就能获相当大减缓高近早先止时间段，同时还有不太可能在或多或少的早先止时间段远距离下大幅提较高吞吐能力；或者将G1的早先止时间段保证在极为低的水平（50毫秒），而早先止总时间段保证不变，同时保证相同的吞吐能力。

备注3. 将早先止时间段远距离另设为50毫秒后的延误改良

备注3的结果是自从JDK 8以来大幅度改良的结果。上头是最值得注意的改良。

减缓延误的许多改良都用在了增加采集杨家六十年代单纯所无需的文档上。“也许的交集”（remembered sets）的统计嵌套受益了大幅度删改，部分情况是统计嵌套的精简，另一部分是不存储爱人不就会用到的统计数据。在今天的集转成电路体制架构早先，增加文档反之亦然极为小的内核访问之年前花销，能够随之而来持续可靠性的大幅提较高。

有关“也许的交集”的另一个上都是，人们改良了查询特直指地里早先当年前被快速移动的区域的引用的启发式，使其极为容易立体立体化立体化。G1仍然立体立体化迭代整个统计嵌套并在很薄循环早先过滤上来重复统计数据，而是分别立体立体化地过滤上来重复统计数据，再行立体立体化地处理剩余统计数据。这样可以让两个方式也中都极为合理、极为容易立体立体化立体化。

有利于，处理也许的交集的每一次也被比如说方法，删改了但就会的编译机，优立体化了都用路径。

JDK 8之年前的另一个出发点是，通过一个早先止来改良侦查的立体立体化立体化。人们尝试将侦查的多个收尾立体立体化立体化，或将较大的顺序收尾变转成极为大的立体立体化收尾，更有利于尽量避免但就会的同步，从而改良立体立体化立体化。人们在这上都取得转成功了大幅度能源来改良立体立体化收尾的载荷适度持续性，这样如果某个内核没有人侦查时，它就会尝试从其他内核那里获取侦查。

此外，后续的JDK开始着手极为罕见的上述情况，其早先之一就是内核快速移动失利（evacuation failure）。如果就会在废料可回收时，没有人能够的内部空间复制单纯时，就就会引发内核快速移动失利。

ZGC的废料可回收早先止。如果你的软件包必须极为细的废料可回收早先止时间段，可以参考备注4，该备注相比较了G1与另一个专心于早先止时间段的废料可回收期ZGC。该备注改用的载荷与右边相同。最右边一列注意到了ZGC的早先止时间段。

备注4. ZGC与G1的延误相比较

ZGC构建了亚毫秒层次的早先止时间段远距离，它的全部内核可回收社就会活动都与软件包立体立体化监督。只有部分不重要的社就会活动直到现在必须早先止。可以想象，这些早先止极为长时间，在上述上述才会，早先止时间段甚至显然很低ZGC援引的毫秒层次。

G1的内核清空改良。本文的再行次一项检验方法就是G1废料可回收启发式的内核清空上都的改良。此处，启发式的内核体积特指的是废料可回收启发式为了才会社就会活动，在才会的Java地里都是所无需的额外内核体积。

对于G1来说，除了依赖于Java地里体积的静态统计数据（体积约为Java地里外观上的3.2%），另一个主要的内核耗用来源是“也许的交集”，它统筹分代废料采集，以及杨家六十年代的增幅度废料采集处理。

就会给G1的也许的交集随之而来压力的可不用之一是单纯内核。每当单纯内核增加或所写入原先内核项时，都就会在地里上的杨家六十年代早先，迅速转换转成区域错综复杂的引用。

示意图4展示了从JDK 8到JDK 18早先，G1的原生内核清空上述情况，检验软件包构建了一个单纯内核：单纯备注示内核信息，单纯可以被查询、掺入，并以不太不太可能至少使用（LRU）的方基本型从一个极为大的地里早先所写入。这样一来早先的Java地里为20GB，使用了JVM的原生内核伪装（NMT）机制来确定内核使用上述情况。

示意图4. G1 GC的原生内核体积

在JDK 8早先，经过了长时间的预热收尾后，G1原生内核使用有利于在5.8GB有数。JDK 11在此新的，将原生内核代销减缓到了4GB有数；JDK 17有利于改良到1.8GB，而JDK 18有利于在1.25GB。额外内核使用幅度从JDK以年前的30%地里体积减缓到了JDK 18以年前的6%有数。

如年前右图，这些改良并没有人造转成吞吐能力下降或延误大幅提较高。都是上，G1 GC增加文档，也给其他范数随之而来了大幅提较高。

从JDK 8到JDK 18，这些改良的主要年前提是，将废料可回收文档符合维持在仅存留能够统计数据的容许。因此，G1就会立体立体化地重建立体立体化政内核，尽较慢释放统计数据。JDK 18对文档的备注现方基本型和存储也展开了改良，存储得极为松散，因此合理减缓了内核体积。

示意图4还备注明，在新版的JDK早先，G1极为为努力，就会向其查询稳态操作者的最较高峰和低谷早先的差异，极为努力地将内核转交操作者该系统。在最原先原版早先，G1甚至就会立体立体化监督该操作者。

废料可回收的未来

尽管很难预测未来就会怎样、以后就会有多少废料可回收上都的新项目，但G1很不太可能就会在HotSpot JVM早先构建上头这些改良。

人们在决心妥善解决的疑虑之一是，在原生编译机使用Java单纯时，就会阻止废料可回收的展开。如果有任何区域引用了原生编译机早先使用的Java单纯，触发废料可回收的Java内核就能够等待。最引人注目的上述才会，原生编译机甚至就会阻止废料可回收长近数分钟。这就会引致开发者仅仅尽量避免使用原生编译机，从而大幅度负面影响吞吐能力。JEP 423注意到了妥善解决方案，因此G1 GC很较慢就能妥善解决该疑虑。

与Parallel GC相比，G1 GC的另一个据信疑虑是，它就会负面影响吞吐率。根据客户端简报，在倾向上述才会，负面影响甚至就会近致10%~20%。疑虑的情况是据信的，人们并未提出了几种在不负面影响G1 GC其他上都的高质量的年前提下的妥善解决方案。

不太不太可能人们还发现，早先止时间段和早先止之年前的载荷分散的可靠性直到现在不是符合要求的。

不太不太可能人们的出发点是将G1的较大的除此以外统计嵌套标上位示意图削减一半。G1启发式使用了两个位示意图，使用确定哪些单纯热衷于，可以安全地立体立体化样品。一项仍在探讨的表示同意备注明，这两个位示意图之一可以通过其他方基本型取代。这就能将G1的文档削减至一半体积，至Java地里体积的1.5%。

ZGC和Shenandoah GC也有很多在努力开发的新项目，着眼于将这两个废料可回收机改造转成份代基本型废料可回收机。在许多可不用早先，这两个GC的单分代设计在吞吐能力和即时持续性上都有太多的瑕疵，因此必须极为大的地里体积来补偿。

归纳

本文展示了HotSpot JVM废料可回收启发式从JDK 8到JDK 18的改良。这些改良极为相当大，所有三个在电子技术上，包括吞吐能力、延误和内核体积，都受益了相当大幅大提较高。每次JDK公开发表最新版，都就会随之而来可见的大幅提较高。在可见的未来，这种近来仍将一直，所以请渴望这些改良吧。

感谢OpenJDK的各位该协会们付出的决心。

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