g1采用satb（起始快照）方案，在引用被覆盖前通过写前屏障记录旧值，确保初始标记时存活的对象不被漏标；cms采用增量更新（iu）方案，在黑色对象新增指向白色对象的引用时将其重新标记为灰色。
三色标记不是画颜色，而是建状态图：白色是未入图节点，灰色是已入图但出边未遍历的中间节点，黑色是入图且所有出边已遍历完毕的终态节点。从图论角度看，并发标记本质是在一个动态演化的有向图上做增量可达性分析——用户线程持续修改边（引用），而 GC 线程按拓扑序推进标记。漏标与错标，就是这个过程中图结构扰动导致的状态不一致。
漏标：图中出现“不可达路径的伪断连”
漏标对应图论中一种特定失效模式：某白色节点 D 原本通过灰色节点 B → D 可达；并发中，B 删除该边（B→D 断开），同时黑色节点 A 新增边（A→D）。此时 D 在图中仍被 A 指向、逻辑可达，但标记机由于 A 已为黑色不再扫描其出边，D 永远无法被染灰，最终被误判为不可达。
这等价于：在一次 DFS 遍历中途，图中新增了一条从已访问完成子图（黑色集）指向未访问子图（白色集）的后向边，且原有一条从正在遍历子图（灰色集）指向该白色节点的前向边被删除。DFS 树无法回溯补全，造成覆盖缺失。
解决方案聚焦于“保连通”：
- 增量更新（CMS）：检测到 A→D 新边时，将 A 从黑色“降级”为灰色，使其重新入队参与扫描——相当于对 DFS 树做局部回滚与重展开。
- 原始快照 SATB（G1）：在标记开始前对整个引用图拍快照，把所有初始存在的边视为“必须覆盖”。并发中 B→D 断开时，记录旧边 B→D；最终标记阶段，以该边终点 D 为起点反向传播存活性——相当于用快照构建一个保守的可达闭包，宁可多标（浮动垃圾），不许漏标。
错标：图中存在“虚假存活路径”
错标即浮动垃圾，对应图中一条路径虽曾存在，但已失效。例如：灰色节点 C 被标记时由 A→C 达到；随后用户线程执行 A = null，A 不再指向 C；但 C 已被染灰并终将变黑。C 在本轮 GC 中不会被回收，尽管它实际已不可达。
这等价于：DFS 过程中某个节点被纳入遍历栈（灰色），但其入边在后续被全部删除，导致它在运行时图中成为孤点。标记系统因“已入栈”而保留其状态，违背了实时可达性。
错标无需修复，是并发标记可接受的代价：
- 它不破坏内存安全，只推迟回收（C 下轮 GC 必然白色且无入边，被正确回收）；
- 修复它需在每次引用变更时同步验证整条路径有效性，开销远超收益；
- 所有主流收集器（CMS/G1/ZGC）均容忍错标，通过“下一轮清理”自然收敛。
写屏障：图结构变更的拦截与登记机制
写屏障不是并发编程里的内存屏障，而是图操作的“钩子函数”。它在每次引用赋值（即有向边增删）时触发，把变更事件登记进专门的数据结构，供重新标记阶段消费。
两类写屏障对应两种图维护策略：
-
写后屏障（post-write barrier）：用于增量更新。当
a.field = d执行后触发，检查 a 是否为黑色、d 是否为白色；若是，则将 a 加入灰色队列——捕获“新边引入”事件。 -
写前屏障（pre-write barrier）：用于 SATB。当
b.field = null执行前触发，读取原值 d，若 d 为白色，则将其加入 SATB 缓冲区——捕获“旧边消失”事件，保住被删边所指对象的存活证据。
二者都依赖 RSet（Remembered Set）或类似结构索引跨区域引用，确保登记高效，不遍历全堆。
为什么 G1 选 SATB 而非增量更新？
从图规模看：G1 分代+分区，跨区引用频繁。增量更新要求每次新边都触发黑色节点重扫描，可能引发大量重复遍历；SATB 则只登记被删边的终点，数量更少、更可控。
从收敛性看：SATB 的快照语义天然适配 G1 的“预测式并发收集”——它假设所有初始存活对象及其衍生引用都应被本轮保护，符合 G1 控制停顿时间的强目标。而增量更新的反复重扫会放大 STW 波动。
本质上，这是图维护策略的选择：SATB 是“基于快照的保守闭包”，增量更新是“基于变更的动态修正”。前者空间换确定性，后者时间换精度。
