g1收集器不使用传统标记位图，而是采用三色标记+satb快照+remembered set协同机制，结合卡表与写屏障实现高效并发标记；其标记信息分散存储于对象头或region级临时位图中，并非全局静态结构。
G1收集器并不使用传统意义上的“标记位图”（bit map）来记录对象状态，它实际采用的是三色标记算法 + SATB 快照 + Remembered Set（记忆集）协同机制，配合卡表（Card Table）和写屏障（Write Barrier）实现高效、并发的存活对象追踪。所谓“标记位图”，在 G1 中并不存在独立的全局位图结构；它的标记信息是分散存储、按需维护的。
G1 中的对象状态记录方式
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不靠统一位图，靠颜色状态 + 元数据区域
G1 借鉴三色标记思想，但不为每个对象分配一个显式 bit 位存于位图中。而是：
- 在并发标记阶段，对象的“颜色”隐含在对象头（mark word）或专门的标记结构中（如
markOop或 G1 自定义的 bitmap 区域）； - 更关键的是：G1 将标记过程与 Region 粒度绑定，只在需要时（如并发标记期间）为待扫描的 Region 分配临时标记结构（如
NextMarkBitMap），用于记录该 Region 内哪些对象已被标记为存活； - 这个 bitmap 是按 Region 分配、动态创建、仅在标记周期内有效的，并非堆全局静态位图。
- 在并发标记阶段，对象的“颜色”隐含在对象头（mark word）或专门的标记结构中（如
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SATB 保证标记一致性，避免漏标
G1 使用 Snapshot-At-The-Beginning（SATB） 模型进行并发标记：
- 初始标记（Initial Mark）阶段 STW，记录所有 GC Roots 直接可达对象为灰色；
- 随后应用线程继续运行，但只要发生“老年代引用新对象”的写操作，写屏障会把被修改的旧引用（即将被覆盖的引用）推入 SATB 日志缓冲区；
- 并发标记线程随后消费这些日志，将旧引用指向的对象重新标记为灰色（即使它本已变成白色），防止因引用丢失导致的漏标；
- 这样就不依赖实时扫描整个堆，也不需要冻结所有写操作。
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跨代引用靠卡表 + 记忆集，而非位图索引
当老年代对象引用年轻代对象时，G1 不靠位图查“谁引用了我”，而是：
- JVM 写屏障捕获跨代写操作（如
obj.field = youngObj）； - 将对应内存块（Card，通常 512B）在所属 Region 的卡表中标记为“脏”（dirty card）；
- Refinement 线程异步扫描脏卡，构建该 Region 的 Remembered Set（RSet）；
- RSet 存储的是“哪些其他 Region 的哪些 Card 包含指向本 Region 的引用”，本质是哈希表或稀疏数组，不是位图。
- JVM 写屏障捕获跨代写操作（如
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对象是否存活，最终由标记阶段+转移阶段共同确认
- Young GC 时：仅扫描 Eden/Survivor + RSet 中的跨代引用，快速确定存活对象，复制迁移；
- Mixed GC 时：基于并发标记结果（即各 Region 的存活率统计），选择垃圾最多的 Region 回收；
- 对象是否被回收，取决于它是否在当前回收集合（Collection Set, CSet）中，且未被任何根或 RSet 引用链到达——这个判断是运行时动态完成的，不依赖静态位图。
简言之：
G1 不维护一个全局、持久、按对象粒度的标记位图；它用轻量级的 Region 级临时 bitmap 辅助并发标记，用 SATB 日志保障准确性，用卡表+RSet 解决跨代引用，用对象头/元数据承载颜色状态。整套机制目标明确——降低 STW 时间、支持预测停顿、避免碎片、适配大堆，而不是追求位图式的直观标记。
