一、根节点枚举
根据之前的博文，我们已经了解了可达性分析算法，那么这个算法具体是怎么在HotSpot中实现的呢？
首先，JVM需要标记直接与GC roots相连的对象，但这个过程必须要暂停其他用户进程，即stop the world(以下简称STW)。因为与GC roots直接相连的对象是可达性分析算法准确性的关键，关系着对象能否被正确地进行标记。
但用户线程停顿下来之后，并不需要检查完所有上下文和全局引用的位置来找到被GC roots直接引用的对象，这太费时间了。为了提高效率，JVM中会维护一个OopMap的数据结构来达到存储对象的。
二、安全点与安全区域
OopMap协助JVM记录了直接引用对象的存储地址，可以把这个地址理解为线程执行过程中的一个安全点，即线程没有执行到OopMap中对应的地址时，可以继续执行，当线程执行到对应的地址时，就中断以便JVM进行引用对象标记。
线程的中断有抢先式中断和主动式中断两种方案。前者的原理是：先把所有线程全部中断，若发现用户线程中断的地方不在安全点上，就恢复这条线程的执行，让它一会再重新中断。后者的思路是在需要中断的位置处（即安全点）设置一个中断标志符，线程在运行的过程中会轮询这个标志符，一旦发现标志符，便将线程挂起。
线程的中断采用自设陷阱的方法，即需要中断（即轮询到标志符）时，会将对应内存页中的数据置为不可读，此时一旦线程执行，就会因为无法获取相应的数据而抛出异常，预先注册的异常处理器中挂起线程实现等待，进而实现安全点的轮询和触发中断。
但事实上，安全点在实际应用中依然存在很多问题，就是某些线程处于sleep或blocked状态时，无法相应虚拟机的中断请求，无法实现走到安全点挂起线程。虚拟机也不可能等待线程被激活再给他分配处理器时间。此时就需要引入一个安全区域来解决。
线程在进入安全区的入口时，会首先声明自己已经进入了安全区，当它要离开安全区域时，它需要检查是否已经完成了根节点枚举，若完成，则继续执行，若没有完成，则一直等待，直到收到可以离开安全区域的信号为止。
三、记忆集
记忆集主要是解决JVM中的跨代引用问题，即老年代引用了新生代中的对象。如果出现这种情况，需要扫描老年代中的对象，以确定所引用的新生代对象是否需要被回收。但老年代多为大对象，且对象存活率较高，若遍历整个老年代，则效率太低。因此，JVM中在新生代中维护了一个记忆集，用于记录新生代中的对象被哪些老年代所引用。
记忆集中放置特定代表内存块大小的卡页（通常一个卡页代表512字节的内存块大小），只要卡页中有一个或多个字段存在着跨代指针，那就将这个卡页的元素标记为1，表示该卡页对应的内存地址范围内存在跨代引用。
卡表元素是通过写屏障来维护的，即在对象的每一个写操作后，会紧跟一条由写屏障生成的指令，将卡表的元素根据引用的情况来进行赋值。
四、并发的可达性分析
在并发情况下，可达性分析面临着线程安全问题，为了解释这个问题，我们引入了三色标记
白色：表示该对象尚未被垃圾收集器访问过。若在垃圾回收结束阶段，对象仍然为白色，则代表不可达。
黑色：表示对象已经被垃圾收集器访问过，且这个对象的所有引用都已经被扫描过了。
灰色：表示对象已经被垃圾收集器访问过，但这个对象上至少存在一个引用还没有被扫描过。
并发的可达性分析中，最严重的问题就是可能会把原本存活的对象错误标记为死亡，引发程序错误。
比如，在遍历的过程中，某个灰色对象的引用改变了引用关系，与黑色对象建立了引用关系。
又或者在遍历的过程中某个黑色对象与白色对象建立了引用关系。
由于黑色对象时不会再次遍历的，这将导致这些这些本该存活的对象，被垃圾回收线程回收。
造成这个问题的原因可以总结为以下两点：
1.赋值器插入了一条或多条从黑色对象到白色对象的新引用；
2.赋值器删除了全部从灰色对象到该白色对象的直接或间接引用。
只要破坏这两个条件中的任意一个便可以解决线程安全问题。
解决方案有以下两种：
1.增量更新：当黑色对象要插入新的指向白色对象的引用关系时，就要将这个删除的引用记录下来，等并发扫描结束后，再将这些记录过的引用关系中的黑色对象为根，重新扫描一次。
2.原始快照：当灰色对象要删除白色对象的引用关系时，就将这个要删除的引用记录下来，等并发结束后，再将这些记录过的对象重新标记为根，重新扫描一次。