1. 垃圾回收的简单回顾
关于垃圾回收算法，基本就是那么几种：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。这是理算当然的，你不先找到垃圾，怎么进行回收？
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；
2. 三色标记法
2.1 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（最终结果：A/D/E/F/G 可达）：
我们把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GCRoots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GCRoots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 （以下简称 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。
2.2 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。
2.3 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
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：
1、 灰色对象断开了白色对象的引用（直接或间接的引用）；即灰色对象原来成员变量的引用发生了变化；
2、 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；
我们只要在上面这三步中的任意一步中做一些“手脚”，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。
3. 写屏障
给某个对象的成员变量赋值时，其底层代码大概长这样：
/**
* @param field 某对象的成员变量，如 D.fieldG
* @param new_value 新值，如 null
*/
void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {
*field = new_value; // 赋值操作
}
所谓的写屏障，其实就是指在赋值操作前后，加入一些处理（可以参考AOP的概念），读屏障的含义也类似。
void oop_field_store(oop* field, oop new_value) {
pre_write_barrier(field); // 写屏障-写前操作
*field = new_value;
post_write_barrier(field, value); // 写屏障-写后操作
}
3.1 写屏障 + SATB
当对象E 的成员变量的引用发生变化时（objE.fieldG = null;），我们可以利用写屏障，将 E 原来成员变量的引用对象 G 记录下来：
void pre_write_barrier(oop* field) {
oop old_value = *field; // 获取旧值
remark_set.add(old_value); // 记录 原来的引用对象
}
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。
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。
3.1 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;），我们可以利用写屏障，将 D 新的成员变量引用对象 G 记录下来：
void post_write_barrier(oop* field, oop new_value) {
if($gc_phase == GC_CONCURRENT_MARK && !isMarkd(field)) {
remark_set.add(new_value); // 记录新引用的对象
}
}
当有新引用插入进来时，记录下新的引用对象。
这种做法的思路是：不要求保留原始快照，而是针对新增的引用，将其记录下来等待遍历，即增量更新（Incremental Update）。
增量更新破坏了条件二：【黑色对象重新引用了该白色对象】，从而保证了不会漏标。
4. 读屏障
oop oop_field_load(oop* field) {
pre_load_barrier(field); // 读屏障-读取前操作
return *field;
}
读屏障是直接针对第一步：var G = objE.fieldG;，当读取成员变量时，一律记录下来：
void pre_load_barrier(oop* field, oop old_value) {
if($gc_phase == GC_CONCURRENT_MARK && !isMarkd(field)) {
oop old_value = *field;
remark_set.add(old_value); // 记录读取到的对象
}
}
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。
5. 三色标记法与现代垃圾回收器
现代追踪式（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（但是有其他体现颜色的地方）、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
- ZGC：读屏障