垃圾收集器底层算法

三色标记

在并发标记的过程中，因为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，这里我们引入“三色标记”来给大家解释下把Gcroots可达性分析遍历对象过程中遇到对象，按照“是否访问过”这个条件标记成下三种颜色:

• 黑色: 表示对象已经被垃圾收集器访问过，且这个对象的所有引用都已经扫描过。黑色的对象代表已经扫描过，它是安全存活的，如果有其他对象引用指向了黑色对象，无须重新扫描一遍。黑色对象不可能直接（不经过灰色对象）指向白色对象。

• 灰色: 表示对象已经被垃圾收集器访问过，但这个对象上至少存在一个引用还没有被扫描过。

• 白色: 表示对象尚未被垃圾收集器访问过。显然在可达性分析刚刚开始的阶段，所有的对象都是白色的，若在分析结束的阶段，仍然是白色的对象，即代表不可达。

多标-浮动垃圾

在并发标记过程中，如果由于方法运行结导致部分局部变量(gcroot)被销毁，这个gcroot引用的对象之前又被扫描过(被标记为非垃圾对象)，那么本轮GC不是需要等到下一轮垃圾回收会回收这部分内存。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垃圾回收的正确性，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(还有并发清理)开始后产生的新对象，通常的做法是直接当成黑色，本轮不会进行清除。这部分对象期间可能也会变为垃圾，这也算是浮动垃圾的一部分。

漏标-读写屏障

漏标会导致被引用的对象被当成垃圾误删除,这是严重bug，必须解决，有两种解决方案:增量更新(Incremental Update)和原始快照(Snapshot At The Beginning,SATB)

漏标情况

增量更新就是当黑色对象插入新的指向白色对象的引用关系时，就将这个新插入的引用记录下来，等并发扫描结束之后，再将这些记录过的引用关系中的黑色对象为根，重新扫描一次，这可以简化理解为，黑色对象一旦新插入了指向白色对象的引用之后，它就变回灰色对象了。

原始快照就是当灰色对象要删除指向白色对象的引用关系时， 就将这个要删除的引用记录下来，在并发扫描结束之后，再将这些记录过的引用关系中的灰色对象为根， 重新扫描一次，这样就能扫描到白色的对象，将白色对象直接标记为黑色(目的就是让这种对象在本轮GC清理中能存活下来，等下一轮GC的时候重新扫描，这个对象也有可能是浮动垃圾) ps：删除的引用我不管，就是将它变成黑色，GC不会删除黑色标记的对象。等到下一轮再来判定这个对象是否为垃圾对象。如果是真的垃圾，这个对象就是浮动垃圾

以上无论是对引用关系记录的插入还是删除，虚拟机的记录操作都是通过写屏障实现的。

记忆集与卡表(解决跨代引用)

在新生代做GC Roots可达性扫描过程中可能会碰到跨代引用的对象，这种如果又去对老年代再去扫描效率太低了。

为此，在新生代可以引入记录集(Remember set)的数据结构(记录从非收集区(老年代)到收集区(eden)的指针集合)，避免把整个老年代加入GCRoots扫描范围。事实上并不只是新生代、 老年代之间才有跨代引用的问题，所有涉及部分区域收集(Partial GC)行为的垃圾收集器，典型的如G1、ZGC和Shenandosh收集器， 都会面临相同的问题。

垃圾收集场景中，收集器只需通过记忆集判断出某一块非收集区域是否存在指向收集区域的指针即可,无需了解跨代引用指针的全部细节。

hotspot使用一种叫做“卡表”(Cardtable)的方式实现记忆集，也是目前最常用的一种方式。关于卡表与记忆的关系，可以类比为Java语言中HashMap与Map的关系。

卡表是使用一个字节数组实现:CARD TABLE[]，每个元素对应着其标识的内存区域一块特定大小的内存块,称为“卡页”。卡页就是将老年代按照一块特定大小分割，其中分割出来的一块空间叫做卡页。
hotSpot使用的卡页是2^9大小，即512字节。

一个卡页中可包含多个对象，只要有一个对象的字段存在跨代指针,其对应的卡表的元素标识就变成1，表示该元素变脏，否则为0。GC时，只要筛选本收集区的卡表中变脏的元素加入GCRoots里。

卡表的维护

卡表变脏上面已经说了，但是需要知道如何让卡表变脏，即发生引用字段赋值时，如何更新卡表对应的标识为1。
Hotspot使用写屏障维护卡表状态。

写屏障

卡表元素何时变脏的答案是很明确的——有其他分代区域中对象引用了本区域对象时，其对应的卡表元素就应该变脏，变脏时间点原则上应该发生在引用类型字段赋值的那一刻，把维护卡表的动作放到每一 个赋值操作之中。

在HotSpot虚拟机里是通过写屏障（Write Barrier）技术维护卡表状态的。写屏障可以看作在虚拟机层面对“引用类型字段赋值”这个动作的AOP切 面，在引用对象赋值时会产生一个环形（Around）通知，也就是说赋值的前后都在写屏障的覆盖范畴内。在赋值前的部分的写屏障叫作写前屏障（Pre-Write Barrier），在赋值 后的则叫作写后屏障（Post-Write Barrier）。下面是简化的代码逻辑：

void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {
     // 引用字段赋值操作 
     *field = new_value; 
     // 写后屏障，在这里完成卡表状态更新 
     post_write_barrier(field, new_value); 
 }

应用写屏障后，虚拟机就会为所有赋值操作生成相应的指令，一旦收集器在写屏障中增加了更新卡表操作，无论更新的是不是老年代对新生代对象的引用，每次只要对引用进行更新，就会产生额外的开销，不过这个开销与Minor GC时扫描整个老年代的代价相比还是低得多的。