一：回收堆内存
1.如何判定对象已死（可达性分析算法）
当前主流的商用程序语言的内存管理子系统，都是通过可达性分析算法来判定对象是否存活的。这个算法的基本思路就是通过一系列称为“GC Roots”的根对象作为起始节点集，从这些节点开始，根据引用关系向下搜索，搜索过程所走过的路径称为“引用链”，如果某个对象到GC Roots间没有任何引用链相连，或者用图论的话来说就是从GC Roots到这个对象不可达时，则证明此对象是不可能再被使用的。
在Java技术体系里面，固定可作为GC Roots的对象包括以下几种：
在虚拟机栈中引用的对象，譬如各个线程被调用的方法堆栈中使用到的参数、局部变量、临时变量等；
在方法区中类静态属性引用的对象，譬如Java类的引用类型静态变量；
在方法区中常量引用的对象，譬如字符串常量池里的引用；
在本地方法栈中引用的对象；
JVM内部的引用，如基本数据类型对应的Class对象，常驻的异常对象（如NullPointExcepiton），以及系
统类加载器；
所有被同步锁（synchronized关键字）持有的对象；
反映Java虚拟机内部情况的JMXBean、JVMTI中注册的回调、本地代码缓存等。
2.对象的引用级别
强引用：强引用是最传统的“引用”的定义，是指在程序代码之中普遍存在的引用赋值，即类似“Object obj=new Object（）”这种引用关系。无论任何情况下，只要强引用关系还存在，垃圾收集器就永远不会回收掉被引用的对象。
软引用：软引用是用来描述一些还有用，但非必须的对象。只被软引用关联着的对象，在系统将要发生内存溢出异常前，会把这些对象列进回收范围之中进行第二次回收，如果这次回收还没有足够的内存，才会抛出内存溢出异常。
弱引用：弱引用也是用来描述那些非必须的对象，但是它的强度比软引用更弱一些，被弱引用关联的对象只能生存到下一次垃圾收集发生为止。当垃圾收集器开始工作，无论当前内存是否足够，都会回收掉只被弱引用关联的对象。
虚引用：虚引用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关联的唯一目的只是为了能在这个对象被收集器回收时收到一个系统通知。
3.对象的死亡过程
真正宣告一个对象死亡，至少要经历两次标记过程：
第一次标记：如果对象在进行可达性分析后发现没有与GC Roots相连接的引用链，那它将会被第一次标记，随后进行一次筛选，筛选的条件是此对象是否有必要执行finalize（）方法。假如对象没有覆盖finalize（）方法，或者finalize（）方法已经被虚拟机调用过，那么虚拟机将这两种情况都视为“没有必要执行”。反之，该对象将会被放置在一个名为F-Queue的队列之中，并在稍后由一条由虚拟机自动建立的、低调度优先级的Finalizer线程去执行它们的==finalize（）==方法。
第二次标记：稍后，收集器将对F-Queue中的对象进行第二次小规模的标记。如果对象要在==finalize（）==中成功拯救自己，只要重新与引用链上的任何一个对象建立关联即可，譬如把自己（this）赋值给某个类变量或者对象的成员变量，那在第二次标记时它将被移出“即将回收”的集合。如果对象这时候还没有逃脱，那基本上它就真的要被回收了。
二：垃圾回收算法
分代收集理论
依据分代假说理论，垃圾回收可以分为如下几类：
新生代收集（Minor GC/Young GC）：目标为新生代的垃圾收集。
老年代收集（Major GC/Old GC）：目标为老年代的垃圾收集，目前只有CMS收集器会有这种行为。
混合收集（Mixed GC）：目标为整个新生代及部分老年代的垃圾收集，目前只有G1收集器会有这种行为。
整堆收集（Full GC）：目标为整个堆和方法区的垃圾收集。
1.标记清除算法
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，统一回收掉所有被标记的对象，也可以反过来，标记存活的对象，统一回收所有未被标记的对象。它的主要缺点有两个：
（1）执行效率不稳定，进行大量标记和清除的动作（2）内存空间碎片化
2.标记复制算法
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。当这一块的内存用完了，就将还存活着的对象复制到另外一块上面，然后再把已使用过的内存空间一次清理掉。对于多数对象都是可回收的情况，算法需要复制的就是占少数的存活对象，而且每次都是针对整个半区进行内存回收，分配内存时也就不用考虑有空间碎片的复杂情况，只要移动堆顶指针，按顺序分配即可。
这种复制回收算法的代价是将可用内存缩小为了原来的一半，空间浪费未免太多了一点。另外，如果内存中多数对象都是存活的，这种算法将会产生大量的内存间复制的开销。所以，现在的商用Java虚拟
机大多都优先采用了这种收集算法去回收新生代。
改进：
IBM公司曾有一项专门研究对新生代“朝生夕灭”的特点做了更量化的诠释——新生代中的对象有98%熬不过第一轮收集。因此并不需要按照1∶1的比例来划分新生代的内存空间。在1989年，Andrew Appel针
对具备“朝生夕灭”特点的对象，提出了一种更优化的半区复制分代策略，现在称为“Appel式回收”。
Appel式回收的具体做法是把新生代分为一块较大的Eden空间和两块较小的Survivor空间，每次分配内存只使用Eden和其中一块Survivor。发生垃圾搜集时，将Eden和Survivor中仍然存活的对象一次性复制到另外一块Survivor空间上，然后直接清理掉Eden和已用过的那块Survivor空间。
HotSpot虚拟机的Serial、ParNew等新生代收集器均采用了这种策略来设计新生代的内存布局。
HotSpot虚拟机默认Eden和Survivor的大小比例是8:1:1，也即每次新生代中可用内存空间为整个新生代容量的90%（Eden的80%加上一个Survivor的10%），只有一个Survivor空间，即10%的新生代是会被“浪费”的。
98%的对象可被回收仅仅是“普通场景”下测得的数据，任何人都没有办法百分百保证每次回收都只有不多于10%的对象存活，因此Appel式回收还有一个充当罕见情况的“逃生门”的安全设计，当Survivor空间不足以容纳一次Minor GC之后存活的对象时，就需要依赖其他内存区域（大多就是老年代）进行分配担保。
3.标记整理算法
其中的标记过程仍然与“标记-清除”算法一样，但后续步骤不是直接对可回收对象进行清理，而是让所有存活的对象都向内存空间一端移动，然后直接清理掉边界以外的内存。
如果移动存活对象，尤其是在老年代这种每次回收都有大量对象存活区域，移动存活对象并更新所有引用这些对象的地方将会是一种极为负重的操作，而且这种对象移动操作必须全程暂停用户应用程序才能进行，像这样的停顿被最初的虚拟机设计者形象地描述为“Stop The World”。
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