分代回收与写屏障

只看直接指向幼代的根会漏掉 根→老对象→幼对象。写屏障把这种跨代入口登记下来，minor 就能从“外部根加跨代槽”进入幼代，而不必每轮重新走过所有老对象。

“多数对象很快死亡”是选择分代策略的经验动机，不是安全性假设。即使全部对象都长寿，算法仍须正确，只是复制和维护成本可能很高。[1] 安全性来自记忆集不漏边，不来自某个存活率百分比。引用计数理路引用计数与循环垃圾Reference counting · Strong reference count · 引用计数回收按强引用槽的多重入度维护精确计数，用先保留后释放保护别名，执行零计数级联并解释循环为什么残留。持续维护每个对象的强入槽数，本页维护的却是少数跨代入口；二者不是同一计数算法。

一条跨代边保住两个幼对象 ​

老对象 O@800 有字段 p，根 r 指 O；幼对象 A@104、B@120、U@136 各16字节，A.next=B，B.next=null，U 无引用。执行 O.p=A 时写屏障得到 M={(O,p)}。没有根直接指向 Y。

目标幼空间从200开始。根 r 是老指针保持800；扫描 M 的 O.p，把 A 复制到200并改写该槽；扫描 A′ 的 next，把 B 复制到216；扫描 B′ 没有新对象。最终幼代占32字节，A′.next=216，O.p=200，U 被回收，M 仍含 O.p。老对象完全没有因本次收集搬家。

若故意漏掉这一次屏障，M为空，minor 不会扫描 O 的字段，于是存活幼集被误判为空，A、B 的旧空间全部弃用。之后 load(load(r).p) 取得失效地址104。根 r 并没有漏，错的是跨代入口漏了；这与旧“漏调用者根”是不同的接口故障。

再把 O.p=null，M 可以暂时留下旧槽。下一次 minor 扫描该槽见空值，不发现 A′，因而 A′、B′ 都会死亡，随后可移除 M 条目。多记一个当前空槽只增加扫描工作；少记一个当前老→幼槽则可能破坏安全。

提升也会制造跨代边 ​

假设 A′ 在本轮达到提升条件，被搬入 O，而 B′ 仍留 Y。虽然 mutator 没执行任何赋值，A′.next 现在已经成为老→幼槽。收集器必须把它加入 M，再恢复 mutator；仅在程序 store 指令插屏障还不够。若选择把所有存活幼对象一起提升到老代，则它们彼此的边都不跨代，但仍需核对其他遗留年轻对象。

本页 checker 主算法不做自动提升，另有显式 promote 操作：在暂停状态把选定对象移入 O，并扫描其字段登记所有幼后继；地址身份保持时这是分类变更，真实搬址还须履行旧复制算法的全部引用更新义务。两种步骤不能混称同一实现。

为什么可以不遍历全部老对象 ​

取任意从完整根集合可达的幼对象 y，选一条根到 y 的路径。若路径从根进入 Y 且此后全在 Y，它会由直接根扫描发现；否则看这条路径最后一次从 O 进入 Y 的边。该边的槽必须在 M 中，且后缀直到 y 全在 Y，幼代跟踪会找到 y。这样甚至覆盖路径多次跨代的情形。

反方向不要求精确：一个本已不可达的老对象仍可能在 M 里引用幼对象，于是 minor 会多保留那个幼对象。这是允许的保守保留，直到老代大收集或额外清理发现老对象死亡。故 minor 活集可能严格大于“全堆根可达幼对象”，安全证明是包含关系，不应写成两集合恒等。

记忆集可用集合理路字典、映射与集合 ADTDictionary ADT · Map ADT · Set ADT以有限偏函数统一刻画按键查询、更新和删除的字典、映射与集合接口。精确保存槽，也可用 card table 标出含潜在老→幼边的地址范围。[2] 扫脏卡时必须按对象布局找到并扫描实际指针字段；卡位只表示“这一区域可能需要检查”，不把卡中的每个机器字都变成可移动引用。清理一张卡前要确认其覆盖范围已没有需保留的跨代边。

成本、失败和迁移 ​

设根槽 r、被检查记忆槽 m、复制幼对象字节 L、其指针字段 e。精确槽集下，minor 核心期望工作为 $O(r+m+L+e)$，另需目标空间和转发记录；不会因为只收幼代就自动是常数暂停。card table 版本用脏卡覆盖的实际扫描字数替代 m。每次候选 pointer store 的代别判断与登记是 mutator 开销，应按写入次数另计。

数学模型要求目标容量足够。checker 为使错误可重试，先在私有目标堆和临时补丁表中完成复制，容量不足、无效记忆槽或非法指针都在提交前失败，原根、老字段、幼堆和 M 不变。这个事务式教具比原地改转发头的高效实现多用 $O(L+r+m)$ 暂存；不能借它宣称真实 Cheney 在中途失败可免费回滚。陈旧条目可指向仍存在但已改值的老槽，不可指向已经释放的老对象；major collection 必须同时修复 M。

checker 的全堆可达性 oracle 只用于核对安全包含关系，需 $O(|H|+|Fields|+r)$；它不属于只看幼代的核心算法。实现的输入合法性与目标区不重叠预检另扫描对象及字段，按 preflight_words 单列；合并表、区间列表和排序暂存还需 $O(|H|)$ 额外空间。即使 preflight=False 关闭完整指针验证，目标区不重叠检查仍遍历全部已分配对象。对象区间排序还需 $O(|H|\log |H|)$，不能把整个防御性检查器的墙钟成本写成只依赖幼代。记录每次转发和改槽产生线性事件日志，保存日志成本另记。没有 trace 时不复制每步整堆快照。

迁移任务：再加老槽 O.q=A。两槽都要登记，并最终都等于200，复制量仍32字节。再让一个不可达老对象 D 指 U 且其槽在 M 中，U 也被保留，复制量变48字节；这不违反安全，却说明 minor 不保证清空全部垃圾。最后提升 A、保留 B 为幼代：新 M 必須含 A.next，下一轮即使 O.p 已指老 A，也仍能保住 B。