G1 垃圾回收器 ：SATB + TAMS核心机制深度解析

前言

在 JVM 垃圾回收领域，G1（Garbage First） 凭借其可预测的停顿时间和优秀的吞吐表现，已经成为服务端应用的首选收集器之一。而支撑 G1 正确进行并发标记的核心，就是 SATB（Snapshot At The Beginning） 算法以及 TAMS（Top At Mark Start） 指针机制。

一、SATB：Snapshot At The Beginning（原始快照）

1.1 核心思想

一轮并发标记刚刚启动的瞬间，G1 会形成一张逻辑快照：凡是快照中存在的对象，本轮 GC 都必须当作存活对象处理。

通俗理解：在标记启动那一刻还活着的对象，哪怕在标记进行中彻底没人使用了，本轮 GC 也不能回收它，只能等到下一轮 GC 清理。由此产生的“可回收但本轮不回收”的对象，被称为浮动垃圾。

1.2 并发标记存在的风险（附完整时序案例）

GC 线程正在遍历对象图寻找存活节点，与此同时业务线程还在不断修改对象引用。当下面这个非常严格的时序条件同时满足时，就会出现漏标，导致存活对象被错误回收：

⚠️ 关键歧义提醒：如果 C 还没有被 GC 遍历到，那么后续 GC 扫描到 C 时自然能发现 B，完全不会产生漏标！漏标成立的硬性前提是：创建新引用的对象 C，GC 已经扫描完毕，不会再被访问。

从客观事实来看：B 依然被 C 引用，B 是存活对象。从 GC 视角来看：A 已经处理完毕不再回看；C 早已扫描完成，GC 看不到 C 新建的引用。GC 误以为 B 无任何引用，判定为垃圾，一旦回收就会触发程序崩溃。

SATB 如何拦截这个场景（完整处理流程）

当业务线程执行 A.field = null，切断 A→B 时：赋值前，写前屏障（Pre-Write Barrier）触发，把被丢弃的旧引用对象 B 存入 SATBMarkQueue。

重点：屏障捕获的是被覆盖消失的对象 B，而不是新增引用的目标。

存入队列 不等于立刻扫描：

• 并发标记阶段，GC 不会实时处理 SATB 队列，而是继续正常遍历堆；
• 等到 Final Mark（最终标记，短暂 STW 阶段）：- GC 暂停所有业务线程；- 遍历整个 SATBMarkQueue，取出队列里所有对象（案例中的 B）；- 以这些对象为起点，沿着引用链完整递归扫描、标记整条引用链上所有对象，最终保证 B 以及 B 关联的所有对象都被标记为存活，本轮 GC 绝不会回收。

对比区分（重点修正，清晰区分新增 / 删除两种行为）- CMS 增量更新：只监控新增产生的引用；不处理单纯的引用删除。- G1 SATB：只监控被删除、被覆盖的旧引用；新增引用本身不需要屏障处理。

补充关键区分：单纯新增引用不会引发漏标；单纯删除引用也不会引发漏标；只有「旧引用断开 + 新引用来自已经扫描完成的对象」组合在一起，才会触发漏标。SATB 通过在删除引用侧做拦截，完美打破了该组合条件。

二、TAMS：Top At Mark Start（标记启动时的分配顶端指针）

SATB 解决了老对象引用变更的漏标问题，但对于标记过程中新创建的对象，需要另一套高效机制来应对，这就是 TAMS。

2.1 TAMS 数据结构

每一个 Region 内部维护两个指针，标记阶段启动时记录当时的内存分配上限。指针顺序如下：

bottom（Region 起始地址） → prevTAMS → nextTAMS → top（当前已分配位置） → end（Region 末尾）并发标记【刚启动一瞬间】nextTAMS = top，两者地址完全重合；
但是标记开始之后，应用线程不断分配对象，top 持续向右移动，nextTAMS 固定不动！

• nextTAMS（NTAMS）：本轮并发标记启动瞬间，记录该 Region 当时的 top 地址；
• prevTAMS：上一轮并发标记记录的 nextTAMS，用于前后轮标记区间判断。

TAMS 把 Region 内存分成上下两块：

2.2 为什么需要 TAMS？

并发标记运行期间，应用线程不断 new 新对象。如果所有这些对象都要参与完整的引用遍历，CPU 开销将巨大到不可接受。

SATB 规则约定：标记周期内新建的对象默认全部存活。TAMS 就是这条规则在内存管理上的落地实现——一条简单的地址分界线，用以快速区分新旧对象，省去海量扫描工作。

⚠️ 重要区分：TAMS 只管「标记期间新建对象」，不解决上面所说的引用修改造成的漏标问题。引用修改的漏标完全由 SATB + 写前屏障负责。

三、SATB + TAMS 完整协作时序

整个并发标记周期中，两者协调工作如下：

四、横向对比：SATB（G1） vs 增量更新（CMS）

五、面试精简背诵版

SATB 是 G1 并发标记采用的算法。并发标记启动瞬间生成逻辑快照，快照内存在的对象本轮视作存活；当旧引用被覆盖/删除，写前屏障捕获被丢弃的引用存入 SATBMarkQueue，等到最终标记阶段 STW，遍历队列，以队列对象为起点沿着引用链完整标记，防止存活对象被错误回收，代价是产生浮动垃圾。

TAMS 是每个 Region 内部的地址指针，初始标记阶段记录标记启动时刻的分配位置；TAMS 分界线之后是标记周期中新创建的对象，直接默认存活，不用遍历标记。

协作关系：SATB 负责处理老对象引用变更的漏标问题；TAMS 用来区分标记期间新创建对象；二者配合，保障并发标记的正确性。

六、两个深度追问

追问一：为什么 SATB 不能区分“临时断开”与“永久删除”？

你可能会想：既然对象 B 的引用断开了，为什么 SATB 不进一步判断 B 是否真的变成了垃圾？

原因在于并发场景下无法零成本地精确区分。引用断开的那一刻，JVM 根本无法预知未来 0.1ms 内用户线程是否会重新建立引用。

• 若选择“冒进回收”，一旦引用恢复就会导致 JVM 崩溃；
• 若选择“实时扫描全堆判断”，则会严重拖慢并发标记进度，停顿时间不可控。

因此 SATB 采用保守策略——宁可放过，不可错杀。这是并发 GC 中典型的性能与安全权衡。

追问二：CMS 为什么没有 TAMS 这样的机制？

CMS 没有类似 TAMS 的机制，根本原因在于分代设计差异：

• CMS 仅负责老年代的回收，并发标记时新创建的对象全部分配在新生代（Young Gen）；
• 新生代对象完全由独立的 Young GC 负责，CMS 根本不用插手，自然不需要在 Region 内划分标记边界。

而 G1 的 Region 可以灵活划作新生代或老年代，新分配的对象可能直接进入正在并发标记的 Region 中，因此必须有 TAMS 这种机制来划清界限，默认存活，避免大量无效扫描。

总结

• SATB 以“逻辑快照”为核心，通过在删除引用侧记录旧对象，保障并发安全；
• TAMS 用一条简单的地址指针，将标记期间的新对象默认标记为存活，极大降低扫描开销；
• 两者一个解决“引用变更漏标”，一个解决“新对象识别”，共同支撑起 G1 高效、正确的并发标记。

理解 SATB + TAMS，就抓住了 G1 并发标记的灵魂。希望本文能帮你彻底扫清这一核心知识点的障碍。