深入了解G1垃圾收集器背后的核心原理。
三色标记
CMS收集器使用了Incremental Update算法，而G1收集器使用的是SATB算法。这两者背后的思想都使用了三色标记算法，标记算法如下：
- 黑色(black):自己已经被标记，且字段全部标记完毕的对象；
- 灰色(gray): 自己已经被标记，但尚有字段未被标记的对象（collector正在访问的对象）；
- 白色(white):尚未标记对象。
注意： 标记结束后，被标记的对象是存活对象，没有被标记的对象会被回收。
在并行GC阶段，应用线程和GC形成并行，所以有可能同时发生以下两种情况：
- 1.mutator把一个白对象的引用存到黑对象的字段里；
- 2.某个白对象失去所有能从灰对象到达它的引用路径（直接或间接）。
黑对象持有了指向白对象的引用。根据定义，collector已经不会再去遍历黑对象的字段，所以发现不了这里还有一个活引用指向这个白对象。如果还有某个灰对象持有直接或间接引用能到达这个白对象，那就没关系；如果从灰对象出发的所有引用到这个白对象的路径都不幸被切断了，那这个白对象就要被漏扫描了。
所以如果同时发生以上两种情况，会导致对象漏标而被回收掉。
Incremental Update是CMS收集器针对上述问题而采用的算法。该算法的做法是：只要在write barrier里发现要有一个白对象的引用被赋值到一个黑对象的字段里，那就把这个白对象变成灰色的（例如说标记并压到marking stack上，或者是记录在类似mod-union table里）。这样就强力杜绝了上述第一种情况的发生。
而SATB的做法是把标记开始时的逻辑快照里所有的活对象都看作时活的。具体做法是在write barrier里把所有旧的引用所指向的对象都变成非白的（已经黑灰就不用管，还是白的就变成灰的）。
SATB
SATB（snapshot at the beginning)是G1并发理论的基础，用于维护确保回收过程的正确性。从名字上理解，就是GC在开始的时候先对活着的对象保存一个快照；
接下来，在GC过程中新分配的对象都是活的。
很容易知道哪些对象是一次GC开始之后新分配的：每个region记录着两个top-at-mark-start（TAMS）指针，分别为prevTAMS和nextTAMS。并发标记开始时候Top指针和NextTAMS指针是重合的（如下图所示），并发阶段分配的对象对位于[Next TAMS，Top]区间。这个区间内的对象默认都是存活的，这也叫做隐式标记。
但如果在Next TAMS之前有一个白色对象A被一个灰色对象B作为字段而引用，在并发标记扫描到这个字段之前，被赋值为null，那么B-->A的引用关系被切断，可能会导致白色对象A被漏标。
G1为了解决这个问题，在引用关系修改之前，插入一层pre-write barrier。pre-write barrier会把每次引用关系变化时旧的引用值记录下来。这些引用值会被放置到satb mark queue中，在下一次的并发标记阶段，会依次处理satb mark queue中的对象，确保这部分对象在本轮GC是存活的。
void G1SATBCardTableModRefBS::enqueue(oop pre_val) {
// Nulls should have been already filtered.
assert(pre_val->is_oop(true), "Error");
if (!JavaThread::satb_mark_queue_set().is_active()) return;
Thread* thr = Thread::current();
if (thr->is_Java_thread()) {
JavaThread* jt = (JavaThread*)thr;
jt->satb_mark_queue().enqueue(pre_val);
} else {
MutexLockerEx x(Shared_SATB_Q_lock, Mutex::_no_safepoint_check_flag);
JavaThread::satb_mark_queue_set().shared_satb_queue()->enqueue(pre_val);
}
}
但这很可能有对象在snapshot中是活的，但随着并发GC的进行它可能本来已经死了，但SATB还是会让它活过这次GC。这就导致所谓的浮动垃圾。
RSet
该章节摘录自Java Hotspot G1 GC的一些关键技术
全称是Remembered Set，是辅助GC过程的一种结构，典型的空间换时间工具，和Card Table有些类似。还有一种数据结构也是辅助GC的：Collection Set（CSet），它记录了GC要收集的Region集合，集合里的Region可以是任意年代的。在GC的时候，对于old->young和old->old的跨代对象引用，只要扫描对应的CSet中的RSet即可。 逻辑上说每个Region都有一个RSet，RSet记录了其他Region中的对象引用本Region中对象的关系，属于points-into结构（谁引用了我的对象）。而Card Table则是一种points-out（我引用了谁的对象）的结构，每个Card 覆盖一定范围的Heap（一般为512Bytes）。G1的RSet是在Card Table的基础上实现的：每个Region会记录下别的Region有指向自己的指针，并标记这些指针分别在哪些Card的范围内。 这个RSet其实是一个Hash Table，Key是别的Region的起始地址，Value是一个集合，里面的元素是Card Table的Index。
下图表示了RSet、Card和Region的关系（出处）：
上图中有三个Region，每个Region被分成了多个Card，在不同Region中的Card会相互引用，Region1中的Card中的对象引用了Region2中的Card中的对象，蓝色实线表示的就是points-out的关系，而在Region2的RSet中，记录了Region1的Card，即红色虚线表示的关系，这就是points-into。 而维系RSet中的引用关系靠post-write barrier和Concurrent refinement threads来维护，操作伪代码如下（出处）：
void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {
pre_write_barrier(field); // pre-write barrier: for maintaining SATB invariant
*field = new_value; // the actual store
post_write_barrier(field, new_value); // post-write barrier: for tracking cross-region reference
}
post-write barrier记录了跨Region的引用更新，更新日志缓冲区则记录了那些包含更新引用的Cards。一旦缓冲区满了，Post-write barrier就停止服务了，会由Concurrent refinement threads处理这些缓冲区日志。 RSet究竟是怎么辅助GC的呢？在做YGC的时候，只需要选定young generation region的RSet作为根集，这些RSet记录了old->young的跨代引用，避免了扫描整个old generation。 而mixed gc的时候，old generation中记录了old->old的RSet，young->old的引用由扫描全部young generation region得到，这样也不用扫描全部old generation region。所以RSet的引入大大减少了GC的工作量。
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