JVM 垃圾回收过程中标记算法的演进
JVM垃圾回收标记算法基于可达性分析，通过三色标记实现并发，依赖写屏障和读屏障保障安全。从分代模型向区域化管理的演进，不断优化标记范围与延迟，降低对应用线程的干扰。
先说说最核心的认知：JVM的垃圾回收标记算法，绝不是一套固定的、孤立的技术组合。它的底层逻辑，始终围绕着可达性分析展开；它的并发能力，建立在三色标记的状态机之上；它的安全性，依赖写屏障和读屏障来兜底；而它的演进路径，则清晰指向从分代模型向区域化管理的迁移。这套机制每一次升级，实际上都在重新定义GC的停顿边界和可用性上限。
从一次性全量扫描，到支持并发标记的三色模型，再到面向大堆和亚毫秒级延迟的硬件辅助设计——标记方式的每一次跃迁，都绕不开一个根本问题：如何在准确识别存活对象的同时，把对应用线程的干扰降到最低。
可达性分析：标记的逻辑起点
所有现代JVM的标记算法，起点都是“可达性分析”，而不是引用计数。原因很简单：引用计数处理不了循环引用。算法从GC Roots出发——也就是线程栈帧中的局部变量、静态字段、JNI引用等——沿着引用链向外遍历。只要能顺着某条路径从Roots到达，对象就算存活；否则就是垃圾。这个原则从JDK 1.0起就没变过，真正在不断进化的，是“怎么遍历”以及“什么时候遍历”。
三色标记：并发标记的基石
传统的标记-清除算法要求全程STW，而三色标记通过引入中间状态，把标记拆解成可暂停、可恢复的增量步骤：
- 白色：初始状态，对象还没有被访问，也不确定是否存活。
- 灰色：对象已经被标记，但它引用的其他对象还没有全部扫描完。这个集合相当于待处理的任务队列。
- 黑色：对象已经完全扫描，它引用的所有直接和间接对象都已纳入标记范围。
标记启动时，所有Roots直接引用的对象先入灰；接着灰对象出队，把它引用的对象入灰，自身转黑；直到灰集为空，标记结束。问题在于，应用线程和GC线程并发运行时，对象引用关系可能随时变化——如果黑色对象直接指向了一个白色对象，就会造成漏标。CMS用写屏障（Incremental Update）来处理新增引用，把目标对象重新标灰；G1则使用SATB（Snapshot-At-The-Beginning），在删除引用前先记录快照，确保不漏掉任何存活对象。
增量更新与读写屏障：保障并发安全
三色标记本身不解决并发修改的问题，真正让它落地的，是配套的屏障机制：
- 写屏障（Write Barrier）：每次对象引用赋值时，插入一段轻量级的检查逻辑。CMS在写入新引用时触发，防止黑对象指向白对象；ZGC和Shenandoah则更进一步，使用着色指针配合内存屏障，在对象加载或存储时捕获状态变化。
- 读屏障（Read Barrier）：ZGC和Shenandoah在对象读取时介入，用于实现染色指针和并发重映射。以ZGC为例，它把标记位和重定位状态直接编码进64位指针的高几位，读取时自动解析并触发相应动作——这样就省掉了额外的内存访问开销。
这些屏障让标记不再依赖全局暂停，而是把一致性维护下沉到单次内存操作的粒度。这才是现代低延迟GC真正站稳脚跟的关键。
从分代到区域化：标记范围的动态聚焦
早期的Serial、Parallel GC，对整个年轻代或老年代做统一标记。在堆比较小的时候问题不大，但随着堆增大，效率明显下降。G1引入Region概念，把堆划分为固定大小的块（1–32MB），标记阶段只追踪跨Region的引用（通过Remembered Set），然后优先标记垃圾最多的Region。ZGC更进一步，按页（Page）组织堆，结合着色指针实现几乎无成本的并发标记——它不维护传统的标记位数组，而是通过指针颜色直接反映对象状态。标记过程本质上是遍历Root并翻转相关指针颜色，完全不需要额外的标记空间。
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