JVM垃圾回收标记算法以可达性分析为逻辑起点，通过三色标记实现并发，依赖写/读屏障保障安全，并随分代到区域化演进提升效率。
JVM 垃圾回收中的标记算法，核心目标是准确、高效、低干扰地识别存活对象。它不是孤立存在的技术点，而是随着停顿控制、并发能力、内存规模等需求不断演进的底层机制。从一次性全量扫描，到支持并发标记的三色状态机，再到面向大堆与亚毫秒延迟的硬件辅助设计，标记方式的每一次升级，都直接决定了 GC 的可用性边界。
可达性分析：标记的逻辑起点
所有现代 JVM 标记算法都基于“可达性分析”，而非引用计数——后者因无法处理循环引用而被弃用。GC Roots（如线程栈帧局部变量、静态字段、JNI 引用等）作为起点，通过引用链向外遍历。只要能从 Roots 到达，对象即为存活；否则视为垃圾。这个原则自 JDK 1.0 起未变，但“如何遍历”和“何时遍历”持续进化。
三色标记：并发标记的基石
传统标记-清除需全程 STW，而三色标记通过引入中间状态，把标记过程拆解为可暂停、可恢复的增量步骤：
- 白色：初始状态，表示尚未访问，也未确认是否存活
- 灰色：已标记，但其引用的对象尚未全部扫描（它是待处理队列的入口）
- 黑色：已完全扫描，其所有直接/间接引用均已被纳入标记范围
标记启动时，所有 Roots 直接引用的对象入灰；灰对象出队后，将其引用的对象入灰，自身转黑；灰集为空即标记完成。关键在于：应用线程与 GC 线程并发执行时，若对象引用关系变更，可能破坏“黑→白”不可达的约束，导致漏标。CMS 采用写屏障（Incremental Update）在新增引用时将目标对象重新标灰；G1 使用 SATB（Snapshot-At-The-Beginning）在删除引用前记录快照，确保不遗漏。
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问题，真正让它落地的是配套的屏障机制：
- 写屏障（Write Barrier）：在每次对象引用赋值时插入轻量级检查逻辑。CMS 在写入新引用时触发，防止黑对象指向白对象；ZGC 和 Shenandoah 则使用更精细的着色指针 + 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。例如 ZGC 将元数据（标记位、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必要动作，避免额外内存访问开销
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粒度，是低延迟 GC 的关键支撑。
从分代到区域化：标记范围的动态聚焦
早期 Serial、Parallel GC 对整个年轻代或老年代做统一标记，效率随堆增大而下降。G1 引入 Region 概念，将堆划分为固定大小块（1–32MB），标记阶段只追踪跨 Region 引用（Remembered Set），混合 GC 时优先标记垃圾最多的 Region；ZGC 进一步按页（Page）组织，结合着色指针实现几乎无成本的并发标记——它不维护传统意义上的“标记位数组”，而是通过指针颜色直接反映对象状态，标记过程本质是遍历 Root 并翻转相关指针颜色，无需额外标记空间。
