三色标记法

  垃圾回收算法包括：标记-清除、标记-复制、标记-整理。在此基础上可以增加分代（新生代/老年代），每代采取不同的回收算法，以提高整体的分配和回收效率。无论使用哪种算法，标记总是必要的一步。垃圾回收器的工作流程大体如下：

1. 标记出哪些对象是存活的，哪些是垃圾（可回收）
2. 进行回收（清除/复制/整理），如果有移动过对象（复制/整理），还需要更新引用

三色标记法

基本算法
要找出存活对象，根据可达性分析，从GC Roots开始进行遍历访问，可达的则为存活对象。将遍历对象图过程中遇到的对象，按“是否访问过”这个条件标记成以下三种颜色：

• 白色：尚未访问过
• 黑色：本对象已访问过，而且本对象 引用到 的其他对象 也全部访问过了
• 灰色：本对象已访问过，但是本对象 引用到 的其他对象 尚未全部访问完。全部访问后，会转换为黑色

假设现在有白、灰、黑三个集合（表示当前对象的颜色），其遍历访问过程为：
1、初始时，所有对象都在 【白色集合】中；
2、将GC Roots 直接引用到的对象 挪到 【灰色集合】中；
3、从灰色集合中获取对象：
  3.1. 将本对象 引用到的 其他对象 全部挪到 【灰色集合】中；
  3.2. 将本对象 挪到 【黑色集合】里面。
4、重复步骤3，直至【灰色集合】为空时结束。/5、结束后，仍在【白色集合】的对象即为GC Roots 不可达，可以进行回收。

注：如果标记结束后对象仍为白色，意味着已经“找不到”该对象在哪了，不可能会再被重新引用。

当Stop The World （STW）时，对象间的引用是不会发生变化的，可以轻松完成标记。而当需要支持并发标记时，即标记期间应用线程还在继续跑，对象间的引用可能发生变化，多标和漏标的情况就有可能发生。

多标-浮动垃圾
假设已经遍历到E（变为灰色了），此时应用执行了 objD.fieldE = null：

  D > E 的引用断开。此刻之后，对象E/F/G是“应该”被回收的。然而因为E已经变为灰色了，其仍会被当作存活对象继续遍历下去。最终的结果是：这部分对象仍会被标记为存活，即本轮GC不会回收这部分内存。
  这部分本应该回收 但是 没有回收到的内存，被称之为“浮动垃圾”。浮动垃圾并不会影响应用程序的正确性，只是需要等到下一轮垃圾回收中才被清除。
  另外，针对并发标记开始后的新对象，通常的做法是直接全部当成黑色，本轮不会进行清除。这部分对象期间可能会变为垃圾，这也算是浮动垃圾的一部分。

漏标-读写屏障
假设GC线程已经遍历到E（变为灰色了），此时应用线程先执行了：

var G = objE.fieldG; 
objE.fieldG = null;  // 灰色E 断开引用 白色G 
objD.fieldG = G;  // 黑色D 引用 白色G

  E > G 断开，D引用 G。此时切回GC线程继续跑，因为E已经没有对G的引用了，所以不会将G放到灰色集合；尽管因为D重新引用了G，但因为D已经是黑色了，不会再重新做遍历处理。
最终导致的结果是：G会一直停留在白色集合中，最后被当作垃圾进行清除。这直接影响到了应用程序的正确性，是不可接受的。
  不难分析，漏标只有同时满足以下两个条件时才会发生：
条件一：灰色对象 断开了 白色对象的引用；即灰色对象 原来成员变量的引用 发生了变化。
条件二：黑色对象 重新引用了 该白色对象；即黑色对象 成员变量增加了 新的引用。

从代码的角度看：

var G = objE.fieldG; // 1.读
objE.fieldG = null;  // 2.写
objD.fieldG = G;     // 3.写

1/读取 对象E的成员变量fieldG的引用值，即对象G；
2/对象E 往其成员变量fieldG，写入 null值。
3/对象D 往其成员变量fieldG，写入 对象G ；

  只要在上面这三步中的任意一步中进行修改，将对象G记录起来，然后作为灰色对象再进行遍历即可。比如放到一个特定的集合，等初始的GC Roots遍历完（并发标记），该集合的对象 遍历即可（重新标记）。
  重新标记是需要STW的，因为应用程序一直在跑的话，该集合可能会一直增加新的对象，导致永远都跑不完。当然，并发标记期间也可以将该集合中的大部分先跑了，从而缩短重新标记STW的时间，这个是优化问题了。
  写屏障用于拦截第二和第三步；而读屏障则是拦截第一步。它们的拦截的目的很简单：就是在读写前后，将对象G给记录下来。

写屏障（Store Barrier）
所谓的写屏障，其实就是指在赋值操作前后，加入一些处理：
(1) 写屏障 + SATB
  当对象E的成员变量的引用发生变化时（objE.fieldG = null;），可以利用写屏障，将E原来成员变量的引用对象G记录下来：当原来成员变量的引用发生变化之前，记录下原来的引用对象。这种做法的思路是：尝试保留开始时的对象图，即原始快照（Snapshot At The Beginning，SATB），当某个时刻 的GC Roots确定后，当时的对象图就已经确定了。
  比如 当时 D是引用着G的，那后续的标记也应该是按照这个时刻的对象图走（D引用着G）。如果期间发生变化，则可以记录起来，保证标记依然按照原本的视图来。
  扫描所有GC Roots 这个操作（即初始标记）通常是需要STW的，否则有可能永远都扫不完，因为并发期间可能增加新的GC Roots。

SATB破坏了条件一：【灰色对象 断开了 白色对象的引用】，从而保证了不会漏标。

(2) 写屏障 + 增量更新
  当对象D的成员变量的引用发生变化时（objD.fieldG = G;），可以利用写屏障，将D新的成员变量引用对象G记录下来：当有新引用插入进来时，记录下新的引用对象。这种做法的思路是：不要求保留原始快照，而是针对新增的引用，将其记录下来等待遍历，即增量更新（Incremental Update）。增量更新破坏了条件二：【黑色对象 重新引用了 该白色对象】，从而保证了不会漏标。

读屏障（Load Barrier）
  读屏障是直接针对第一步：var G = objE.fieldG;，当读取成员变量时，一律记录下来：这种做法是保守的，但也是安全的。因为条件二中【黑色对象 重新引用了 该白色对象】，重新引用的前提是：得获取到该白色对象，此时已经读屏障就发挥作用了。

三色标记法与现代垃圾回收器
  可达性分析的垃圾回收器几乎都借鉴了三色标记的算法思想，尽管实现的方式不尽相同：比如白色/黑色集合一般都不会出现、灰色集合可以通过栈/队列/缓存日志等方式进行实现、遍历方式可以是广度/深度遍历等等。
  对于读写屏障，以Java HotSpot VM为例，其并发标记时对漏标的处理方案如下：

• CMS：写屏障 + 增量更新
• G1：写屏障 + SATB

CMS中使用的增量更新，在重新标记阶段，除了需要遍历 写屏障的记录，还需要重新扫描遍历GC Roots（当然标记过的无需再遍历了），这是由于CMS对于astore_x等指令不添加写屏障的原因。