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• 增量式垃圾回收
  • 什麼是增量式垃圾回收
• 三色標記演算法
  • GC 標記清除演算法的分割
  • 根查詢階段
  • 標記階段
  • 寫入屏障
  • 清除階段
  • 分配
  • 優點和缺點
    • 縮短最大暫停時間
    • 降低了吞吐量
• Steele 的演算法
  • mark()函式
  • 寫入屏障
• 湯淺的演算法（不放入cnblog）
  • 標記階段
  • 從黑色物件指向白色物件的指標
  • 寫入屏障
  • 分配
• 比較各個寫入屏障

增量式垃圾回收

增量式垃圾回收 Incremental GC

一種通過逐漸推進垃圾回收來控制mutator最大暫停時間的方法。

什麼是增量式垃圾回收

有時候GC時間太長會導致mutator遲遲不能進行。如下圖示：

這樣的GC稱為停止型GC（Stop the world GC）。

為此出現了增量式垃圾回收。增量(incremental)式垃圾回收是將GC和mutator一點點交替執行的手法，如下圖示：

三色標記演算法

描述增量式垃圾回收演算法使用Edsger W.Dijkstra等人提出的三色標記演算法(Tri-color marking)。將GC中的物件按照各自的情況分為三種，使用三種顏色代替。如下

• 白色：還未搜尋過的物件
• 灰色：正在搜尋的物件
• 黑色：搜尋完成的物件

以下使用GC標記-清除演算法為示例：

GC開始執行前的所有物件都是白色，GC一旦開始執行，所有能從根到達的物件都會被標記，然後送到棧裡。這樣的對像是灰色。灰色的物件會從棧中取出，其子物件也會被塗成灰色，當所有子物件全部被塗成灰色，這時該物件就會成為黑色。

GC結束的時候，活動物件全部是黑色，垃圾為白色。

以上僅僅是舉例說明，具體用什麼標記它的顏色，只要能顯示出三種狀態就行。具體使用什麼方法，自己選。

GC 標記清除演算法的分割

GC標記清除演算法那增量式執行的三個階段。

• 根查詢階段：將根直接指向物件標記成灰色
• 標記階段：將子物件塗成灰色，結束時候所有物件都是黑色
• 清除階段：查詢清除白色物件連線到空閒連結串列。將黑色物件變為白色物件。

下面是增量式垃圾回收的incremental_gc()函式

incremental_gc(){
    case $gc_phase  // 檢查變數，判斷應該進入那個階段
    when GC_ROOT_SCAN  // 進入查詢階段
        root_scan_phase()
    
    when GC_MARK  // 進入標記階段 incremental_mark_phase() else incremental_sweep_phase() //清除階段 }

• 當進入根查詢階段，我們直接把根引用的物件打上記號，放入棧中。GC開始時執行一次。
• 根查詢結束後，incremental_gc()會告一段落，mutator會再次開始執行。
• 下來再次執行incremental_gc()，函式進入標記階段。在標記階段incremental_mark_phase()函式會從棧中取出物件和搜尋物件。操作一定次數後，mutator會再次開始執行。直到棧標記為空。
• 之後就是清除階段。incremental_sweep_phase()函式不是一次性清除整個堆，而是每次只清除一定個數，然後中斷GC，再次執行mutator。

根查詢階段

根查詢階段非常簡單。作為根查詢實體的 root_scan_phase() 函式，如程式碼清單所示：

root_scan_phase(){
    for(r : $roots)
        mark(*r)
    $gc_phase = GC_MARK } 

對能直接從根找到的物件呼叫 mark() 函式。mark() 函式的虛擬碼如下所示。

mark(obj){
    if(obj.mark == FALSE) obj.mark = TRUE push(obj, $mark_stack) } 

如果引數 obj 還沒有被標記，那麼就將其標記後堆到標記棧。這個函式正是把 obj 由白色塗成灰色的函式。

當我們把所有直接從根引用的物件塗成了灰色時，根查詢階段就結束了，mutator會繼 續執行。此外，這時 $gc_phase 變成了 GC_MARK。也就是說，下一次 GC 時會進入標記階段。

標記階段

incremental_mark_phase(){
    for(i :1...MARK_MAX)
        if(is_empty($mark_stack) == FALSE) //從棧中取出物件，將其子物件塗成灰色。 obj = pop($mark_stack) for(child :children(obj)) mark(*child) // 遞迴塗子孩子。 else for(r :$roots) // 再次對根直接引用的物件進行標記。因為第一次標記根本沒有進行完，而且之後也可能發生變化。 mark(*r) while(is_empty($mark_stack) == FALSE) obj = pop($mark_stack) for(child :children(obj)) mark(*child) $gc_phase = GC_SWEEP // 為清除階段做準備 $sweeping = $heap_start return }

• 可以看到首先從棧中取出物件，將其子物件塗成灰色。但是這一系列操作只執行了MARK_MAX次。我們知道增量式的垃圾回收不是一次性處理完了。所以這個MARK_MAX就顯得格外重要了。
• 之後在標記即將結束前，對根物件指向的物件再次標記。原因如下圖示：

我們可以看到由於增量式垃圾回收它是一步一步走的，並不是說一次就把GC做完，所以它在GC的過程中指標時會變化的。如果變化如上圖，我們又不對其重新標記，那得到的結果就是，C物件被刪掉了。很嚴重的一個後果啊。

為了防止這樣，我們又一次的使用了寫入屏障。

寫入屏障

看一下Edsger W. Dijkstra 等人提出的寫入屏障

write_barrier(obj, field, newobj){
    if(newobj.mark == FALSE) newobj.mark = TRUE push(newobj, $mark_stack) *field = newobj }

如果新引用的物件newobj沒有被標記過，就將其標記後堆到標記棧裡。

即使在 mutator 更新指標後的圖中c，也沒有產生從黑色物件指向白色物件的引用。這樣一來我們就成功地防止了標記遺漏。

清除階段

當標記棧為空時，GC就會進入清除階段。程式碼清單如下：

incremental_sweep_phase(){
    swept_count = 0
    while(swept_count < SWEEP_MAX)
        if($sweeping < $heap_end)
            if($sweeping.mark ==TRUE) $sweeping.mark = FALSE else $sweeping.next = $free_list $free_list = $sweeping $free_size += $sweeping.size $sweeping += $sweeping.size swept_count++ else $gc_phase = GC_ROOT_SCAN return }

該函式所進行的操作就是把沒被標記的物件連線到空閒連結串列，取消已標記的 物件的標誌位。

為了只對一定數量的物件進行回收，事先準備swept_count用來記錄數量。swept_count >= SWEEP_MAX 時，就暫停清除階段，再次執行 mutator。當把堆全部清除完畢時，就將 $gc_phase 設為 GC_ROOT_SCAN，結束 GC

分配

newobj(size){
    if($free_size < HEAP_SIZE * GC_THRESHOLD) // 如果分塊的總量 $free_size 少於一定的量HEAP_SIZE就執行GC
        incremental_gc()
    
    chunk = pickup_chunk(size, $free_list) // 搜尋空閒連結串列返回大小時size的塊
    if(chunk != NULL) chunk.size = size $free_size -= size if($gc_phase == GC_SWEEP && $sweeping <= chunk) // 判斷GC是否在清除階段和chunk是不是在已清除完畢的空間 chunk.mark = TRUE // 沒有在清除完畢的空間，我們要設定標誌位 return chunk else allocation_fail() }

• 判斷$free_size 是不是小於HEAP_SIZE * GC_THRESHOLD，如果是就執行GC。
• 在空閒連結串列查詢大小為size的分塊，並返回。
• 對分塊進行標記，對$free_size進行後移操作。
• 判斷 GC狀態，和chunk狀態。
• 如果chunk在清除完畢的空間的空間裡什麼都不做，如果不在則進行標記。

優點和缺點

縮短最大暫停時間

• 增量式垃圾回收通過交替執行GC和mutator來減少停止時間，減少二者的相互影響。從而保證GC不會長時間妨礙mutator。
• 增量式垃圾回收不是重視吞吐量，而是重視如何縮短最大暫停時間。

降低了吞吐量

• 寫入屏障會增加額外負擔。但是這是必要的犧牲啊啊啊。
• 高吞吐量和縮短最大暫停時間，二者不可兼得。根據需要選擇最合適的最好。

Steele 的演算法

1975，Guy.Steele

這個演算法中使用的寫入屏障條件更嚴格，它能減少GC中錯誤標記的物件。

mark()函式

mark(obj){
    if(obj.mark == FALSE)
        push(obj, $mark_stack)
}

再把物件放入標記棧的時候還沒有標記，在這個演算法中從標記棧取出時才為它設定標記為。這裡的灰色物件時“標記棧裡的沒有設定標記位置的物件”，黑色是設定了標識位的物件。

寫入屏障

write_barrier(obj, fieldm newobj){
    if($gc_phase == GC_MARK && obj.mark == TRUE && newobj.mark == FALSE) obj.mark = FALSE push(obj, $mark_stack) *field = newobj } 

• 判斷條件，條件成立時，將obj.mark設定為FALSE
• 將obj 放入標記棧。
• 如果標記過程中發出引用的物件時黑色，且新的引用物件為灰色或者白色，那麼我們就把發出引用的物件塗成灰色。

如上圖示：寫入屏障在a到b中發揮了作用。物件A被塗成了灰色，其結果就是c中不存在從黑色物件指向的白色物件，也就不會出現把活動物件標記遺漏的狀況了。

當A物件為灰色的時候，我們會再次對A物件進行搜尋和標記。

湯淺的演算法（不放入cnblog）

湯淺太一，1990 Snapshot GC

這種演算法是以GC開始時物件間的引用關係(snapshot)為基礎來執行GC的。因此，根據湯淺演算法，在GC開始時回收垃圾，保留GC開始時的活動物件和GC執行過程中被分配的物件。

標記階段

incremental_mark_phase(){
    for(i :1..MARK_MAX)
        if(is_empty($mark_stack) == FALSE)
            obj = pop($mark_stack)
            for(child: children(obj)) mark(*child) else $gc_phase = GC_SWEEP $sweeping = $heap_start return }

• 在湯淺演算法中，清除階段沒有必要再去搜索根了，因為該演算法以GC開始時物件間的引用關係為基礎執行GC。
• 在標記階段中，新的從根引用的物件在GC開始時應該會被別的物件鎖引用。因此搜尋GC開始時就存在的指標，就會發現這個物件已經被標記完畢了。所以沒有必要從新的根重新標記它。

從黑色物件指向白色物件的指標

之前我們提到過，使用寫入屏障來防止產生從黑色物件指向白色物件的指標。但是湯淺演算法中我們允許黑色物件指向白色物件。這樣還能回收成功的原因是因為GC一開始就保留活動物件的這項原則。

遵循這項原則，就沒有必要在新生成指標時標記引用的目標子物件。即使生成了從黑色物件指向白色物件的指標，只要保留了GC開始時的指標，作為引用目標的白色物件早晚都會被標記。

其實指標被刪除時的情況應該引起我們的注意。指向物件的指標刪除，就可能無法保留GC開始時的活動物件了。因此在湯淺的寫入屏障中，再刪除指向物件的指標時要進行特殊處理。

寫入屏障

write_barrier(obj, field, newobj){
    oldobj = *field if(gc_phase == GC_MARK && oldobj.mark == FALSE) oldobj.mark = TRUE push(oldobj， $mark_stack) *field = newobj }

當GC進入到標記階段且oldobj是白色物件，就將其塗成灰色。

圖b轉移到圖c的過程中寫入屏障發揮了作用，他把c塗成了灰色，這樣就防止c的標記遺漏。

圖b中，黑色物件指向了白色物件。但是B指向C並沒有被刪除。在湯淺的寫入屏障中這時候不會進行特殊的處理。只有當B指向C的指標被刪除的時候，C才會變為灰色。

分配

newobj(size){
    if($free_size < HEAP_SIZE * GC_THRESHOLD)
        incremental_gc()
    
    chunk = pickup_chunk(size, $free_list)
    if(chunk ！= NULL)
        chunk.size = size
        $free_size -= size
        if($gc_phase == GC_MARK)
            chunk.mark = TRUE else if($gc_phase == GC_SWEEP && $sweeping <= chunk) chunk.mark = TRUE return chunk else allocation_fail() }

在標記階段進行分配時會無條件設定obj的標誌位。也就是說，會把obj塗成黑色。湯淺演算法的寫入屏障比較簡單，所以保留了很多物件，無意間也保留了很多垃圾物件。

比較各個寫入屏障

作者	A	B	C	時機	動作
Dijkstra			白	從a到b	將C塗成灰色
Steele	黑		白或灰色	從a到b	將A恢復為灰色
湯淺		白		從b到c	將C塗成灰色

  分類:  垃圾回收演算法

• 增量式垃圾回收
  • 什麼是增量式垃圾回收
• 三色標記演算法
  • GC 標記清除演算法的分割
  • 根查詢階段
  • 標記階段
  • 寫入屏障
  • 清除階段
  • 分配
  • 優點和缺點
    • 縮短最大暫停時間
    • 降低了吞吐量
• Steele 的演算法
  • mark()函式
  • 寫入屏障
• 湯淺的演算法（不放入cnblog）
  • 標記階段
  • 從黑色物件指向白色物件的指標
  • 寫入屏障
  • 分配
• 比較各個寫入屏障

增量式垃圾回收

增量式垃圾回收 Incremental GC

一種通過逐漸推進垃圾回收來控制mutator最大暫停時間的方法。

什麼是增量式垃圾回收

有時候GC時間太長會導致mutator遲遲不能進行。如下圖示：

這樣的GC稱為停止型GC（Stop the world GC）。

為此出現了增量式垃圾回收。增量(incremental)式垃圾回收是將GC和mutator一點點交替執行的手法，如下圖示：

三色標記演算法

描述增量式垃圾回收演算法使用Edsger W.Dijkstra等人提出的三色標記演算法(Tri-color marking)。將GC中的物件按照各自的情況分為三種，使用三種顏色代替。如下

• 白色：還未搜尋過的物件
• 灰色：正在搜尋的物件
• 黑色：搜尋完成的物件

以下使用GC標記-清除演算法為示例：

GC開始執行前的所有物件都是白色，GC一旦開始執行，所有能從根到達的物件都會被標記，然後送到棧裡。這樣的對像是灰色。灰色的物件會從棧中取出，其子物件也會被塗成灰色，當所有子物件全部被塗成灰色，這時該物件就會成為黑色。

GC結束的時候，活動物件全部是黑色，垃圾為白色。

以上僅僅是舉例說明，具體用什麼標記它的顏色，只要能顯示出三種狀態就行。具體使用什麼方法，自己選。

GC 標記清除演算法的分割

GC標記清除演算法那增量式執行的三個階段。

• 根查詢階段：將根直接指向物件標記成灰色
• 標記階段：將子物件塗成灰色，結束時候所有物件都是黑色
• 清除階段：查詢清除白色物件連線到空閒連結串列。將黑色物件變為白色物件。

下面是增量式垃圾回收的incremental_gc()函式

incremental_gc(){
    case $gc_phase  // 檢查變數，判斷應該進入那個階段
    when GC_ROOT_SCAN  // 進入查詢階段
        root_scan_phase()
    
    when GC_MARK  // 進入標記階段 incremental_mark_phase() else incremental_sweep_phase() //清除階段 }

• 當進入根查詢階段，我們直接把根引用的物件打上記號，放入棧中。GC開始時執行一次。
• 根查詢結束後，incremental_gc()會告一段落，mutator會再次開始執行。
• 下來再次執行incremental_gc()，函式進入標記階段。在標記階段incremental_mark_phase()函式會從棧中取出物件和搜尋物件。操作一定次數後，mutator會再次開始執行。直到棧標記為空。
• 之後就是清除階段。incremental_sweep_phase()函式不是一次性清除整個堆，而是每次只清除一定個數，然後中斷GC，再次執行mutator。

根查詢階段

根查詢階段非常簡單。作為根查詢實體的 root_scan_phase() 函式，如程式碼清單所示：

root_scan_phase(){
    for(r : $roots)
        mark(*r)
    $gc_phase = GC_MARK } 

對能直接從根找到的物件呼叫 mark() 函式。mark() 函式的虛擬碼如下所示。

mark(obj){
    if(obj.mark == FALSE) obj.mark = TRUE push(obj, $mark_stack) } 

如果引數 obj 還沒有被標記，那麼就將其標記後堆到標記棧。這個函式正是把 obj 由白色塗成灰色的函式。

當我們把所有直接從根引用的物件塗成了灰色時，根查詢階段就結束了，mutator會繼 續執行。此外，這時 $gc_phase 變成了 GC_MARK。也就是說，下一次 GC 時會進入標記階段。

標記階段

incremental_mark_phase(){
    for(i :1...MARK_MAX)
        if(is_empty($mark_stack) == FALSE) //從棧中取出物件，將其子物件塗成灰色。 obj = pop($mark_stack) for(child :children(obj)) mark(*child) // 遞迴塗子孩子。 else for(r :$roots) // 再次對根直接引用的物件進行標記。因為第一次標記根本沒有進行完，而且之後也可能發生變化。 mark(*r) while(is_empty($mark_stack) == FALSE) obj = pop($mark_stack) for(child :children(obj)) mark(*child) $gc_phase = GC_SWEEP // 為清除階段做準備 $sweeping = $heap_start return }

• 可以看到首先從棧中取出物件，將其子物件塗成灰色。但是這一系列操作只執行了MARK_MAX次。我們知道增量式的垃圾回收不是一次性處理完了。所以這個MARK_MAX就顯得格外重要了。
• 之後在標記即將結束前，對根物件指向的物件再次標記。原因如下圖示：

我們可以看到由於增量式垃圾回收它是一步一步走的，並不是說一次就把GC做完，所以它在GC的過程中指標時會變化的。如果變化如上圖，我們又不對其重新標記，那得到的結果就是，C物件被刪掉了。很嚴重的一個後果啊。

為了防止這樣，我們又一次的使用了寫入屏障。

寫入屏障

看一下Edsger W. Dijkstra 等人提出的寫入屏障

write_barrier(obj, field, newobj){
    if(newobj.mark == FALSE) newobj.mark = TRUE push(newobj, $mark_stack) *field = newobj }

如果新引用的物件newobj沒有被標記過，就將其標記後堆到標記棧裡。

即使在 mutator 更新指標後的圖中c，也沒有產生從黑色物件指向白色物件的引用。這樣一來我們就成功地防止了標記遺漏。

清除階段

當標記棧為空時，GC就會進入清除階段。程式碼清單如下：

incremental_sweep_phase(){
    swept_count = 0
    while(swept_count < SWEEP_MAX)
        if($sweeping < $heap_end)
            if($sweeping.mark ==TRUE) $sweeping.mark = FALSE else $sweeping.next = $free_list $free_list = $sweeping $free_size += $sweeping.size $sweeping += $sweeping.size swept_count++ else $gc_phase = GC_ROOT_SCAN return }

該函式所進行的操作就是把沒被標記的物件連線到空閒連結串列，取消已標記的 物件的標誌位。

為了只對一定數量的物件進行回收，事先準備swept_count用來記錄數量。swept_count >= SWEEP_MAX 時，就暫停清除階段，再次執行 mutator。當把堆全部清除完畢時，就將 $gc_phase 設為 GC_ROOT_SCAN，結束 GC

分配

newobj(size){
    if($free_size < HEAP_SIZE * GC_THRESHOLD) // 如果分塊的總量 $free_size 少於一定的量HEAP_SIZE就執行GC
        incremental_gc()
    
    chunk = pickup_chunk(size, $free_list) // 搜尋空閒連結串列返回大小時size的塊
    if(chunk != NULL) chunk.size = size $free_size -= size if($gc_phase == GC_SWEEP && $sweeping <= chunk) // 判斷GC是否在清除階段和chunk是不是在已清除完畢的空間 chunk.mark = TRUE // 沒有在清除完畢的空間，我們要設定標誌位 return chunk else allocation_fail() }

• 判斷$free_size 是不是小於HEAP_SIZE * GC_THRESHOLD，如果是就執行GC。
• 在空閒連結串列查詢大小為size的分塊，並返回。
• 對分塊進行標記，對$free_size進行後移操作。
• 判斷 GC狀態，和chunk狀態。
• 如果chunk在清除完畢的空間的空間裡什麼都不做，如果不在則進行標記。

優點和缺點

縮短最大暫停時間

• 增量式垃圾回收通過交替執行GC和mutator來減少停止時間，減少二者的相互影響。從而保證GC不會長時間妨礙mutator。
• 增量式垃圾回收不是重視吞吐量，而是重視如何縮短最大暫停時間。

降低了吞吐量

• 寫入屏障會增加額外負擔。但是這是必要的犧牲啊啊啊。
• 高吞吐量和縮短最大暫停時間，二者不可兼得。根據需要選擇最合適的最好。

Steele 的演算法

1975，Guy.Steele

這個演算法中使用的寫入屏障條件更嚴格，它能減少GC中錯誤標記的物件。

mark()函式

mark(obj){
    if(obj.mark == FALSE)
        push(obj, $mark_stack)
}

再把物件放入標記棧的時候還沒有標記，在這個演算法中從標記棧取出時才為它設定標記為。這裡的灰色物件時“標記棧裡的沒有設定標記位置的物件”，黑色是設定了標識位的物件。

寫入屏障

write_barrier(obj, fieldm newobj){
    if($gc_phase == GC_MARK && obj.mark == TRUE && newobj.mark == FALSE) obj.mark = FALSE push(obj, $mark_stack) *field = newobj } 

• 判斷條件，條件成立時，將obj.mark設定為FALSE
• 將obj 放入標記棧。
• 如果標記過程中發出引用的物件時黑色，且新的引用物件為灰色或者白色，那麼我們就把發出引用的物件塗成灰色。

如上圖示：寫入屏障在a到b中發揮了作用。物件A被塗成了灰色，其結果就是c中不存在從黑色物件指向的白色物件，也就不會出現把活動物件標記遺漏的狀況了。

當A物件為灰色的時候，我們會再次對A物件進行搜尋和標記。

湯淺的演算法（不放入cnblog）

湯淺太一，1990 Snapshot GC

這種演算法是以GC開始時物件間的引用關係(snapshot)為基礎來執行GC的。因此，根據湯淺演算法，在GC開始時回收垃圾，保留GC開始時的活動物件和GC執行過程中被分配的物件。

標記階段

incremental_mark_phase(){
    for(i :1..MARK_MAX)
        if(is_empty($mark_stack) == FALSE)
            obj = pop($mark_stack)
            for(child: children(obj)) mark(*child) else $gc_phase = GC_SWEEP $sweeping = $heap_start return }

• 在湯淺演算法中，清除階段沒有必要再去搜索根了，因為該演算法以GC開始時物件間的引用關係為基礎執行GC。
• 在標記階段中，新的從根引用的物件在GC開始時應該會被別的物件鎖引用。因此搜尋GC開始時就存在的指標，就會發現這個物件已經被標記完畢了。所以沒有必要從新的根重新標記它。

從黑色物件指向白色物件的指標

之前我們提到過，使用寫入屏障來防止產生從黑色物件指向白色物件的指標。但是湯淺演算法中我們允許黑色物件指向白色物件。這樣還能回收成功的原因是因為GC一開始就保留活動物件的這項原則。

遵循這項原則，就沒有必要在新生成指標時標記引用的目標子物件。即使生成了從黑色物件指向白色物件的指標，只要保留了GC開始時的指標，作為引用目標的白色物件早晚都會被標記。

其實指標被刪除時的情況應該引起我們的注意。指向物件的指標刪除，就可能無法保留GC開始時的活動物件了。因此在湯淺的寫入屏障中，再刪除指向物件的指標時要進行特殊處理。

寫入屏障

write_barrier(obj, field, newobj){
    oldobj = *field if(gc_phase == GC_MARK && oldobj.mark == FALSE) oldobj.mark = TRUE push(oldobj， $mark_stack) *field = newobj }

當GC進入到標記階段且oldobj是白色物件，就將其塗成灰色。

圖b轉移到圖c的過程中寫入屏障發揮了作用，他把c塗成了灰色，這樣就防止c的標記遺漏。

圖b中，黑色物件指向了白色物件。但是B指向C並沒有被刪除。在湯淺的寫入屏障中這時候不會進行特殊的處理。只有當B指向C的指標被刪除的時候，C才會變為灰色。

分配

newobj(size){
    if($free_size < HEAP_SIZE * GC_THRESHOLD)
        incremental_gc()
    
    chunk = pickup_chunk(size, $free_list)
    if(chunk ！= NULL)
        chunk.size = size
        $free_size -= size
        if($gc_phase == GC_MARK)
            chunk.mark = TRUE else if($gc_phase == GC_SWEEP && $sweeping <= chunk) chunk.mark = TRUE return chunk else allocation_fail() }

在標記階段進行分配時會無條件設定obj的標誌位。也就是說，會把obj塗成黑色。湯淺演算法的寫入屏障比較簡單，所以保留了很多物件，無意間也保留了很多垃圾物件。

比較各個寫入屏障

作者	A	B	C	時機	動作
Dijkstra			白	從a到b	將C塗成灰色
Steele	黑		白或灰色	從a到b	將A恢復為灰色
湯淺		白		從b到c	將C塗成灰色