g1收集器通过remembered set（rset）避免扫描整个老年代：rset是每个region维护的跨区引用账本，由写屏障实时更新，记录哪些老年代region引用了当前新生代region中的对象；minor gc时将rset中登记的外部region作为额外gc roots，仅据此标记存活对象，大幅缩减扫描范围。
G1 收集器不扫描整个老年代回收新生代，核心靠的是 Remembered Set（RSet） —— 它不是辅助手段，而是每个 Region 的“跨区引用账本”。只要老年代某个对象引用了当前新生代 Region 中的对象，这条引用就会被记录在该新生代 Region 对应的 RSet 里。
Remembered Set 是怎么建起来的？
RSet 不是靠扫描生成的，而是靠写屏障（Write Barrier）实时维护的：
- 每当发生一次跨 Region 的引用写入（比如老年代 Region A 中的对象 obj.field = newInEden），JVM 在执行赋值前会触发写屏障；
- 写屏障立即定位到被引用对象所在的 Region（这里是 Eden 区某 Region），并把“Region A → 这个 Eden Region”的关系登记进该 Eden Region 的 RSet；
- RSet 内部通常用哈希表或位图实现，支持快速插入和查重，避免重复记录同一源 Region。
Minor GC 时 RSet 怎么用？
年轻代 GC（即 G1 的 Young GC）只处理 Eden 和 Survivor Region。此时流程是：
- 枚举 GC Roots（线程栈、本地变量、JNI 引用等）；
- 额外把所有待回收 Eden Region 的 RSet 中记录的“外部引用源”也加入 Roots 集合（例如：RSet 里存着 Region X、Y、Z，就把它们里面的存活对象当作 Roots 的一部分）；
- 然后仅从这些 Roots 出发，标记当前 Eden/Survivor 中的存活对象——完全不需要遍历老年代内存。
为什么 RSet 能保证不漏标？
关键在于写屏障的覆盖性和 RSet 的粒度控制：
- 所有可能产生跨 Region 引用的写操作（包括数组元素赋值、对象字段赋值、volatile 写等）都会被写屏障拦截；
- G1 的 RSet 按 Region 维护，比 CMS 的卡表（Card Table）更精细：卡表以 512 字节为单位标记“脏页”，而 RSet 直接记录“哪个 Region 引用了我”，省去后续解析脏页的开销；
- 配合增量更新（如 G1 的 Dirty Card Queue + 并发 Refine 线程），RSet 可在后台持续刷新，避免 GC 时集中处理导致 STW 延长。
实际效果：RSet 让扫描范围从“整个老年代”压缩到“几十个 Region 头”
假设堆有 2048 个 Region，其中老年代占 1500 个。一次 Young GC 若需全扫老年代，要检查上亿字节；但启用 RSet 后，平均只需检查几十个 Region 的对象头（每个 Region 的 RSet 条目通常只有几个到几十个），GC 根集合大小下降 2–3 个数量级，STW 时间稳定在毫秒级。
