一、為什麼需要垃圾回收

　　如果不進行垃圾回收，記憶體遲早都會被消耗空，因為我們在不斷的分配記憶體空間而不進行回收。除非記憶體無限大，我們可以任性的分配而不回收，但是事實並非如此。所以，垃圾回收是必須的。

二、哪些記憶體需要回收？

哪些記憶體需要回收是垃圾回收機制第一個要考慮的問題，所謂“要回收的垃圾”無非就是那些不可能再被任何途徑使用的物件。那麼如何找到這些物件？

1、引用計數法

這個演算法的實現是，給物件中新增一個引用計數器，每當一個地方引用這個物件時，計數器值+1；當引用失效時，計數器值-1。任何時刻計數值為0的物件就是不可能再被使用的。這種演算法使用場景很多，但是，Java中卻沒有使用這種演算法，因為這種演算法很難解決物件之間相互引用的情況。

。。。

看下執行結果：兩個物件相互引用著，但是虛擬機器還是把這兩個物件回收掉了，這也說明虛擬機器並不是通過引用計數法來判定物件是否存活的。

[GC 4417K->288K(61440K), 0.0013498 secs] [Full GC 288K->194K(61440K), 0.0094790 secs]

2、可達性分析法

這個演算法的基本思想是通過一系列稱為“GC Roots”的物件作為起始點，從這些節點向下搜尋，搜尋所走過的路徑稱為引用鏈，當一個物件到GC Roots沒有任何引用鏈（即GC Roots到物件不可達）時，則證明此物件是不可用的。

那麼問題又來了，如何選取GCRoots物件呢？在Java語言中，可以作為GCRoots的物件包括下面幾種：

(1). 虛擬機器棧（棧幀中的區域性變數區，也叫做區域性變量表）中引用的物件。

(2). 方法區中的類靜態屬性引用的物件。

(3). 方法區中常量引用的物件。

(4). 本地方法棧中JNI(Native方法)引用的物件。

下面給出一個GCRoots的例子，如下圖，為GCRoots的引用鏈。

由圖可知，obj8、obj9、obj10都沒有到GCRoots物件的引用鏈，即便obj9和obj10之間有引用鏈，他們還是會被當成垃圾處理，可以進行回收。

三、四種引用狀態

在JDK1.2之前，Java中引用的定義很傳統：如果引用型別的資料中儲存的數值代表的是另一塊記憶體的起始地址，就稱這塊記憶體代表著一個引用。這種定義很純粹，但是太過於狹隘，一個物件只有被引用或者沒被引用兩種狀態。我們希望描述這樣一類物件：當記憶體空間還足夠時，則能保留在記憶體中；如果記憶體空間在進行垃圾收集後還是非常緊張，則可以拋棄這些物件。很多系統的快取功能都符合這樣的應用場景。在JDK1.2之後，Java對引用的概念進行了擴充，將引用分為強引用、軟引用、弱引用、虛引用4種，這4種引用強度依次減弱。

1、強引用

程式碼中普遍存在的類似"Object obj = new Object()"這類的引用，只要強引用還存在，垃圾收集器永遠不會回收掉被引用的物件。

2、軟引用

描述有些還有用但並非必需的物件。在系統將要發生記憶體溢位異常之前，將會把這些物件列進回收範圍進行二次回收。如果這次回收還沒有足夠的記憶體，才會丟擲記憶體溢位異常。Java中的類SoftReference表示軟引用。

3、弱引用

描述非必需物件。被弱引用關聯的物件只能生存到下一次垃圾回收之前，垃圾收集器工作之後，無論當前記憶體是否足夠，都會回收掉只被弱引用關聯的物件。Java中的類WeakReference表示弱引用。

4、虛引用

這個引用存在的唯一目的就是在這個物件被收集器回收時收到一個系統通知，被虛引用關聯的物件，和其生存時間完全沒關係。Java中的類PhantomReference表示虛引用。

對於可達性分析演算法而言，未到達的物件並非是“非死不可”的，若要宣判一個物件死亡，至少需要經歷兩次標記階段。

1. 如果物件在進行可達性分析後發現沒有與GCRoots相連的引用鏈，則該物件被第一次標記並進行一次篩選，篩選條件為是否有必要執行該物件的finalize方法，若物件沒有覆蓋finalize方法或者該finalize方法是否已經被虛擬機器執行過了，則均視作不必要執行該物件的finalize方法，即該物件將會被回收。反之，若物件覆蓋了finalize方法並且該finalize方法並沒有被執行過，那麼，這個物件會被放置在一個叫F-Queue的佇列中，之後會由虛擬機器自動建立的、優先順序低的Finalizer執行緒去執行，而虛擬機器不必要等待該執行緒執行結束，即虛擬機器只負責建立執行緒，其他的事情交給此執行緒去處理。

2.對F-Queue中物件進行第二次標記，如果物件在finalize方法中拯救了自己，即關聯上了GCRoots引用鏈，如把this關鍵字賦值給其他變數，那麼在第二次標記的時候該物件將從“即將回收”的集合中移除，如果物件還是沒有拯救自己，那就會被回收。如下程式碼演示了一個物件如何在finalize方法中拯救了自己，然而，它只能拯救自己一次，第二次就被回收了。具體程式碼如下：

package com.demo;

/*

* 此程式碼演示了兩點：

* 1.物件可以再被GC時自我拯救

* 2.這種自救的機會只有一次，因為一個物件的finalize()方法最多隻會被系統自動呼叫一次

* */

public class FinalizeEscapeGC {

public String name;

public static FinalizeEscapeGC SAVE_HOOK = null;

public FinalizeEscapeGC(String name) {

this.name = name;

}

public void isAlive() { System.out.println("yes, i am still alive :)");}

@Override

protected void finalize() throws Throwable {

super.finalize();

System.out.println("finalize method executed!");

System.out.println(this);

FinalizeEscapeGC.SAVE_HOOK = this;

}

@Override

public String toString() { return name;}

public static void main(String[] args) throws InterruptedException {

SAVE_HOOK = new FinalizeEscapeGC("leesf");

System.out.println(SAVE_HOOK);

// 物件第一次拯救自己

SAVE_HOOK = null;

System.out.println(SAVE_HOOK);

System.gc();

// 因為finalize方法優先順序很低，所以暫停0.5秒以等待它

Thread.sleep(500);

if (SAVE_HOOK != null) { SAVE_HOOK.isAlive();

} else { System.out.println("no, i am dead : ("); }

// 下面這段程式碼與上面的完全相同,但是這一次自救卻失敗了

// 一個物件的finalize方法只會被呼叫一次

SAVE_HOOK = null;

System.gc();

// 因為finalize方法優先順序很低，所以暫停0.5秒以等待它

Thread.sleep(500);

if (SAVE_HOOK != null) { SAVE_HOOK.isAlive();

} else { System.out.println("no, i am dead : ("); }

}

}

執行結果如下：由結果可知，該物件拯救了自己一次，第二次沒有拯救成功，因為物件的finalize方法最多被虛擬機器呼叫一次。此外，從結果我們可以得知，一個堆物件的this（放在區域性變量表中的第一項）引用會永遠存在，在方法體內可以將this引用賦值給其他變數，這樣堆中物件就可以被其他變數所引用，即不會被回收。

leesf null finalize method executed! leesf yes, i am still alive :) no, i am dead : (

四、方法區的垃圾回收

方法區的垃圾回收主要回收兩部分內容：1. 廢棄常量。2. 無用的類。既然進行垃圾回收，就需要判斷哪些是廢棄常量，哪些是無用的類。

如何判斷廢棄常量呢？以字面量回收為例，如果一個字串“abc”已經進入常量池，但是當前系統沒有任何一個String物件引用了叫做“abc”的字面量，那麼，如果發生垃圾回收並且有必要時，“abc”就會被系統移出常量池。常量池中的其他類（介面）、方法、欄位的符號引用也與此類似。

如何判斷無用的類呢？需要滿足以下三個條件

1. 該類的所有例項都已經被回收，即Java堆中不存在該類的任何例項。

2. 載入該類的ClassLoader已經被回收。

3. 該類對應的java.lang.Class物件沒有在任何地方被引用，無法在任何地方通過反射訪問該類的方法。

滿足以上三個條件的類可以進行垃圾回收，但是並不是無用就被回收，虛擬機器提供了一些引數供我們配置。

五、垃圾收集演算法

1、標記-清除（Mark-Sweep）演算法

     這是最基礎的演算法，標記-清除演算法就如同它的名字樣，分為“標記”和“清除”兩個階段：首先標記出所有需要回收的物件，標記完成後統一回收所有被標記的物件。這種演算法的不足主要體現在效率和空間，從效率的角度講，標記和清除兩個過程的效率都不高；從空間的角度講，標記清除後會產生大量不連續的記憶體碎片， 記憶體碎片太多可能會導致以後程式執行過程中在需要分配較大物件時，無法找到足夠的連續記憶體而不得不提前觸發一次垃圾收集動作。標記-清除演算法執行過程如圖：

2、複製（Copying）演算法

      複製演算法是為了解決效率問題而出現的，它將可用的記憶體分為兩塊，每次只用其中一塊，當這一塊記憶體用完了，就將還存活著的物件複製到另外一塊上面，然後再把已經使用過的記憶體空間一次性清理掉。這樣每次只需要對整個半區進行記憶體回收，記憶體分配時也不需要考慮記憶體碎片等複雜情況，只需要移動指標，按照順序分配即可。複製演算法的執行過程如圖：

     不過這種演算法有個缺點，記憶體縮小為了原來的一半，這樣代價太高了。現在的商用虛擬機器都採用這種演算法來回收新生代，不過研究表明1:1的比例非常不科學，因此新生代的記憶體被劃分為一塊較大的Eden空間和兩塊較小的Survivor空間，每次使用Eden和其中一塊Survivor。每次回收時，將Eden和Survivor中還存活著的物件一次性複製到另外一塊Survivor空間上，最後清理掉Eden和剛才用過的Survivor空間。HotSpot虛擬機器預設Eden區和Survivor區的比例為8:1，意思是每次新生代中可用記憶體空間為整個新生代容量的90%。當然，我們沒有辦法保證每次回收都只有不多於10%的物件存活，當Survivor空間不夠用時，需要依賴老年代進行分配擔保（Handle Promotion）。

3、標記-整理（Mark-Compact）演算法

    複製演算法在物件存活率較高的場景下要進行大量的複製操作，效率很低。萬一物件100%存活，那麼需要有額外的空間進行分配擔保。老年代都是不易被回收的物件，物件存活率高，因此一般不能直接選用複製演算法。根據老年代的特點，有人提出了另外一種標記-整理演算法，過程與標記-清除演算法一樣，不過不是直接對可回收物件進行清理，而是讓所有存活物件都向一端移動，然後直接清理掉邊界以外的記憶體。標記-整理演算法的工作過程如圖：

4、分代收集演算法

根據上面的內容，用一張圖概括一下堆記憶體的佈局

     現代商用虛擬機器基本都採用分代收集演算法來進行垃圾回收。這種演算法沒什麼特別的，無非是上面內容的結合罷了，根據物件的生命週期的不同將記憶體劃分為幾塊，然後根據各塊的特點採用最適當的收集演算法。大批物件死去、少量物件存活的（新生代），使用複製演算法，複製成本低；物件存活率高、沒有額外空間進行分配擔保的（老年代），採用標記-清理演算法或者標記-整理演算法。

六、垃圾收集器

垃圾收集器就是上面講的理論知識的具體實現了。不同虛擬機器所提供的垃圾收集器可能會有很大差別，我們使用的是HotSpot，HotSpot這個虛擬機器所包含的所有收集器如圖：

上圖展示了7種作用於不同分代的收集器，如果兩個收集器之間存在連線，那說明它們可以搭配使用。虛擬機器所處的區域說明它是屬於新生代收集器還是老年代收集器。多說一句，我們必須明確一個觀點：沒有最好的垃圾收集器，更加沒有萬能的收集器，只能選擇對具體應用最合適的收集器。這也是HotSpot為什麼要實現這麼多收集器的原因。OK，下面一個一個看一下收集器。

1、Serial收集器(序列垃圾回收器)

    最基本、發展歷史最久的收集器，這個收集器是一個採用複製演算法的單執行緒的收集器，單執行緒一方面意味著它只會使用一個CPU或一條執行緒去完成垃圾收集工作，另一方面也意味著它進行垃圾收集時必須暫停其他執行緒的所有工作，直到它收集結束為止。後者意味著，在使用者不可見的情況下要把使用者正常工作的執行緒全部停掉，這對很多應用是難以接受的。不過實際上到目前為止，Serial收集器依然是虛擬機器執行在Client模式下的預設新生代收集器，因為它簡單而高效。使用者桌面應用場景中，分配給虛擬機器管理的記憶體一般來說不會很大，收集幾十兆甚至一兩百兆的新生代停頓時間在幾十毫秒最多一百毫秒，只要不是頻繁發生，這點停頓是完全可以接受的。Serial收集器執行過程如下圖所示：

說明：1. 需要STW（Stop The World），停頓時間長。2. 簡單高效，對於單個CPU環境而言，Serial收集器由於沒有執行緒互動開銷，可以獲取最高的單執行緒收集效率。

2、ParNew收集器

     ParNew收集器其實就是Serial收集器的多執行緒版本，除了使用多條執行緒進行垃圾收集外，其餘行為和Serial收集器完全一樣，包括使用的也是複製演算法。ParNew收集器除了多執行緒以外和Serial收集器並沒有太多創新的地方，但是它卻是Server模式下的虛擬機器首選的新生代收集器，其中有一個很重要的和效能無關的原因是，除了Serial收集器外，目前只有它能與CMS收集器配合工作（看圖）。CMS收集器是一款幾乎可以認為有劃時代意義的垃圾收集器，因為它第一次實現了讓垃圾收集執行緒與使用者執行緒基本上同時工作。ParNew收集器在單CPU的環境中絕對不會有比Serial收集器更好的效果，甚至由於執行緒互動的開銷，該收集器在兩個CPU的環境中都不能百分之百保證可以超越Serial收集器。當然，隨著可用CPU數量的增加，它對於GC時系統資源的有效利用還是很有好處的。它預設開啟的收集執行緒數與CPU數量相同，在CPU數量非常多的情況下，可以使用-XX:ParallelGCThreads引數來限制垃圾收集的執行緒數。ParNew收集器執行過程如下圖所示：

3、Parallel Scavenge收集器(並行垃圾回收器)

     Parallel Scavenge收集器也是一個新生代收集器，也是用複製演算法的收集器，也是並行的多執行緒收集器，但是它的特點是它的關注點和其他收集器不同。介紹這個收集器主要還是介紹吞吐量的概念。CMS等收集器的關注點是儘可能縮短垃圾收集時使用者執行緒的停頓時間，而Parallel Scavenge收集器的目標則是打到一個可控制的吞吐量。所謂吞吐量的意思就是CPU用於執行使用者程式碼時間與CPU總消耗時間的比值，即吞吐量=執行使用者程式碼時間/（執行使用者程式碼時間+垃圾收集時間），虛擬機器總執行100分鐘，垃圾收集1分鐘，那吞吐量就是99%。另外，Parallel Scavenge收集器是虛擬機器執行在Server模式下的預設垃圾收集器。

     停頓時間短適合需要與使用者互動的程式，良好的響應速度能提升使用者體驗；高吞吐量則可以高效率利用CPU時間，儘快完成運算任務，主要適合在後臺運算而不需要太多互動的任務。

     虛擬機器提供了-XX:MaxGCPauseMillis和-XX:GCTimeRatio兩個引數來精確控制最大垃圾收集停頓時間和吞吐量大小。不過不要以為前者越小越好，GC停頓時間的縮短是以犧牲吞吐量和新生代空間換取的。由於與吞吐量關係密切，Parallel Scavenge收集器也被稱為“吞吐量優先收集器”。Parallel Scavenge收集器有一個-XX:+UseAdaptiveSizePolicy引數，這是一個開關引數，這個引數開啟之後，就不需要手動指定新生代大小、Eden區和Survivor引數等細節引數了，虛擬機器會根據當前系統的執行情況手機效能監控資訊，動態調整這些引數以提供最合適的停頓時間或者最大的吞吐量。如果對於垃圾收集器運作原理不太瞭解，以至於在優化比較困難的時候，使用Parallel Scavenge收集器配合自適應調節策略，把記憶體管理的調優任務交給虛擬機器去完成將是一個不錯的選擇。

4、Serial Old收集器

Serial收集器的老年代版本，同樣是一個單執行緒收集器，使用“標記-整理演算法”，這個收集器的主要意義也是在於給Client模式下的虛擬機器使用。

5、Parallel Old收集器

Parallel Scavenge收集器的老年代版本，使用多執行緒和“標記-整理”演算法。這個收集器在JDK 1.6之後的出現，“吞吐量優先收集器”終於有了比較名副其實的應用組合，在注重吞吐量以及CPU資源敏感的場合，都可以優先考慮Parallel Scavenge收集器+Parallel Old收集器的組合。執行過程如下圖所示：

6、CMS收集器(併發標記掃描垃圾回收器)

CMS（Conrrurent Mark Sweep）收集器是以獲取最短回收停頓時間為目標的收集器。使用標記 - 清除演算法，收集過程分為如下四步：

(1). 初始標記，標記GCRoots能直接關聯到的物件，時間很短。

(2). 併發標記，進行GCRoots Tracing（可達性分析）過程，時間很長。

(3). 重新標記，修正併發標記期間因使用者程式繼續運作而導致標記產生變動的那一部分物件的標記記錄，時間較長。

(4). 併發清除，回收記憶體空間，時間很長。

其中，併發標記與併發清除兩個階段耗時最長，但是可以與使用者執行緒併發執行。執行過程如下圖所示:

說明：1. 對CPU資源非常敏感，可能會導致應用程式變慢，吞吐率下降。2. 無法處理浮動垃圾，因為在併發清理階段使用者執行緒還在執行，自然就會產生新的垃圾，而在此次收集中無法收集他們，只能留到下次收集，這部分垃圾為浮動垃圾，同時，由於使用者執行緒併發執行，所以需要預留一部分老年代空間提供併發收集時程式執行使用。3. 由於採用的標記 - 清除演算法，會產生大量的記憶體碎片，不利於大物件的分配，可能會提前觸發一次Full GC。虛擬機器提供了-XX:+UseCMSCompactAtFullCollection引數來進行碎片的合併整理過程，這樣會使得停頓時間變長，虛擬機器還提供了一個引數配置，-XX:+CMSFullGCsBeforeCompaction，用於設定執行多少次不壓縮的Full GC後，接著來一次帶壓縮的GC。

採用CMS時候，新生代必須使用Serial GC或者ParNew GC兩種。CMS共有七個步驟，只有Initial Marking和Final Marking兩個階段是stop-the-world的，其他步驟均和應用並行進行。持久代的GC也採用CMS，通過-XX：CMSPermGenSweepingEnabled -XX：CMSClassUnloadingEnabled來制定。在採用cms gc的情況下，ygc變慢的原因通常是由於old gen出現了大量的碎片。

為啥CMS會有記憶體碎片，如何避免？

由於在CMS的回收步驟中，沒有對記憶體進行壓縮，所以會有記憶體碎片出現，CMS提供了一個整理碎片的功能，通過-XX：UseCompactAtFullCollection來啟動此功能，啟動這個功能後，預設每次執行Full GC的時候會進行整理（也可以通過-XX：CMSFullGCsBeforeCompaction=n來制定多少次Full GC之後來執行整理），整理碎片會stop-the-world.

啥時候會觸發CMS GC？

1、舊生代或者持久代已經使用的空間達到設定的百分比時（CMSInitiatingOccupancyFraction這個設定old區，perm區也可以設定）；

2、JVM自動觸發(JVM的動態策略，也就是悲觀策略)（基於之前GC的頻率以及舊生代的增長趨勢來評估決定什麼時候開始執行），如果不希望JVM自行決定，可以通過-XX：UseCMSInitiatingOccupancyOnly=true來制定；

3、設定了 -XX：CMSClassUnloadingE考慮nabled 這個則考慮Perm區；

啥時候會觸發Full GC？

一、舊生代空間不足：java.lang.outOfMemoryError：java heap space；

二、Perm空間滿：java.lang.outOfMemoryError：PermGen space；

三、CMS GC時出現promotion failed  和concurrent  mode failure（Concurrent mode failure發生的原因一般是CMS正在進行，但是由於old區記憶體不足，需要儘快回收old區裡面的死的java物件，這個時候foreground gc需要被觸發，停止所有的java執行緒，同時終止CMS，直接進行MSC。）；

四、統計得到的minor GC晉升到舊生代的平均大小大於舊生代的剩餘空間；

五、主動觸發Full GC（執行jmap -histo:live [pid]）來避免碎片問題；

7、G1收集器

G1是目前技術發展的最前沿成果之一，HotSpot開發團隊賦予它的使命是未來可以替換掉JDK1.5中釋出的CMS收集器。與其他GC收集器相比，G1收集器有以下特點：

(1). 並行和併發。使用多個CPU來縮短Stop The World停頓時間，與使用者執行緒併發執行。

(2). 分代收集。獨立管理整個堆，但是能夠採用不同的方式去處理新建立物件和已經存活了一段時間、熬過多次GC的舊物件，以獲取更好的收集效果。

(3). 空間整合。基於標記 - 整理演算法，無記憶體碎片產生。

(4). 可預測的停頓。能簡歷可預測的停頓時間模型，能讓使用者明確指定在一個長度為M毫秒的時間片段內，消耗在垃圾收集上的時間不得超過N毫秒。

     在G1之前的垃圾收集器，收集的範圍都是整個新生代或者老年代，而G1不再是這樣。使用G1收集器時，Java堆的記憶體佈局與其他收集器有很大差別，它將整個Java堆劃分為多個大小相等的獨立區域（Region），雖然還保留有新生代和老年代的概念，但新生代和老年代不再是物理隔離的了，它們都是一部分（可以不連續）Region的集合。

8、常用的收集器組合

七、理解GC日誌

     每種收集器的日誌形式都是由它們自身的實現所決定的，換言之，每種收集器的日誌格式都可以不一樣。不過虛擬機器為了方便使用者閱讀，將各個收集器的日誌都維持了一定的共性，來看下面的一段GC日誌：

[GC [DefNew: 310K->194K(2368K), 0.0269163 secs] 310K->194K(7680K), 0.0269513 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00, real=0.03 secs]

[GC [DefNew: 2242K->0K(2368K), 0.0018814 secs] 2242K->2241K(7680K), 0.0019172 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00, real=0.00 secs]

[Full GC (System) [Tenured: 2241K->193K(5312K), 0.0056517 secs] 4289K->193K(7680K), [Perm : 2950K->2950K(21248K)], 0.0057094 secs] [Times: user=0.00 sys=0.00, real=0.00 secs]

Heap

def new generation total 2432K, used 43K [0x00000000052a0000, 0x0000000005540000, 0x0000000006ea0000)

eden space 2176K, 2% used [0x00000000052a0000, 0x00000000052aaeb8, 0x00000000054c0000)

from space 256K, 0% used [0x00000000054c0000, 0x00000000054c0000, 0x0000000005500000)

to space 256K, 0% used [0x0000000005500000, 0x0000000005500000, 0x0000000005540000)

tenured generation total 5312K, used 193K [0x0000000006ea0000, 0x00000000073d0000, 0x000000000a6a0000)

the space 5312K, 3% used [0x0000000006ea0000, 0x0000000006ed0730, 0x0000000006ed0800, 0x00000000073d0000)

compacting perm gen total 21248K, used 2982K [0x000000000a6a0000, 0x000000000bb60000, 0x000000000faa0000)

the space 21248K, 14% used [0x000000000a6a0000, 0x000000000a989980, 0x000000000a989a00, 0x000000000bb60000)

No shared spaces configured.

1、日誌的開頭“GC”、“Full GC”表示這次垃圾收集的停頓型別，而不是用來區分新生代GC還是老年代GC的。如果有Full，則說明本次GC停止了其他所有工作執行緒(Stop-The-World)。看到Full GC的寫法是“Full GC(System)”，這說明是呼叫System.gc()方法所觸發的GC。

2、“GC”中接下來的“[DefNew”表示GC發生的區域，這裡顯示的區域名稱與使用的GC收集器是密切相關的，例如上面樣例所使用的Serial收集器中的新生代名為“Default New Generation”，所以顯示的是“[DefNew”。如果是ParNew收集器，新生代名稱就會變為“[ParNew”，意為“Parallel New Generation”['pærəlel]並行。如果採用Parallel Scavenge收集器，那它配套的新生代稱為“PSYoungGen”，老年代和永久代同理，名稱也是由收集器決定的。

3、後面方括號內部的“310K->194K(2368K)”、“2242K->0K(2368K)”，指的是該區域已使用的容量->GC後該記憶體區域已使用的容量(該記憶體區總容量)。方括號外面的“310K->194K(7680K)”、“2242K->2241K(7680K)”則指的是GC前Java堆已使用的容量->GC後Java堆已使用的容量(Java堆總容量)。

4、再往後“0.0269163 secs”表示該記憶體區域GC所佔用的時間，單位是秒。最後的“[Times: user=0.00 sys=0.00 real=0.03 secs]”則更具體了，user表示使用者態消耗的CPU時間、核心態消耗的CPU時間、操作從開始到結束經過的牆鍾時間。後面兩個的區別是，牆鍾時間包括各種非運算的等待消耗，比如等待磁碟I/O、等待執行緒阻塞，而CPU時間不包括這些耗時，但當系統有多CPU或者多核的話，多執行緒操作會疊加這些CPU時間，所以如果看到user或sys時間超過real時間是完全正常的。

5、“Heap”後面就列舉出堆記憶體目前各個年代的區域的記憶體情況。