前言：
GC发展阶段：Serial => Parallel（并行）=> CMS（并发）=>G1=>ZGC
GC回收过程：
堆被分解为较小的三个部分：新生代、老年代、持久代。
1、绝大部分新生成的对象都放在Eden区，当Eden区将满JVM会因申请不到内存，而触发Young GC ,进行Eden区+有对象的Survivor区(设为S0区)的垃圾回收，把存活的对象用复制算法拷贝到一个空的Survivor(S1)中，此时Eden区被清空，另外一个Survivor S0也为空，下次触发Young GC回收Eden+S0，将存活对象拷贝到S1中。新生代垃圾回收简单、粗暴、高效。
2、若发现Survivor区满了，则将这些对象拷贝到old区或者Survivor没满但某些对象足够Old,也拷贝到Old区(每次Young GC都会使Survivor区存活对象值+1，直到阈值)。
3、JVM在Old区申请不到内存，进行垃圾收集（Major GC，一般采用CMS，一般比Young GC慢十倍以上）。
4、如果对象内存分配速度过快来不及回收导致老年代被填满，会触发CMS的担保机制（serial old gc）。
一、G1回收器
1、引入分区的思路，弱化了分代的概念（本质上来G1垃圾回收器依然是一个分代垃圾回收器）：
在G1中没有物理上的Yong(Eden/Survivor)/Old Generation，它们是逻辑的使用一些非连续的区域(Region)组成的，每个Region是动态变化的但只会属于一种角色。
2、软实时（soft real-time）：
实时垃圾回收是指在要求的时间内完成。“软实时”则是指用户可以指定垃圾回收时间，G1会努力在这个时间内完成垃圾回收，但并不担保每次都能在这个时限内完成垃圾回收。通过设定一个合理的目标，可以让达到90%以上的垃圾回收时间都在这个时限内。
二、G1的概念
1、Region
G1垃圾回收器把堆划分成一个个大小相同的Region。在HotSpot的实现中，整个堆被划分成2048左右个Region。每个Region的大小在1-32MB之间，推算G1能支持的最大内存为2048*32M=64G。
每一个分配的Region都可以分成两个部分，已分配的和未被分配的。它们之间的界限被称为top。总体上来说把一个对象分配到Region内，只需要简单增加top的值。这个做法实际上就是bump-the-pointer。过程如下：
Region是回收的最小单元，即每一次都是回收N个Region。N取决于G1回收的效率和用户设置的软实时目标。每一次回收G1选择最多垃圾的Region进行回收（Garbage First名字的起源，根据RSet排序选择外部引用最小即垃圾最多）。与此同时G1回收器会维护一个空闲Region的链表。每次回收之后的Region都会被加入到这个链表中。
每一次都只有一个Region处于被分配的状态中，被称为current region。在多线程的情况下，这会带来并发的问题。G1回收器采用和CMS一样的TLABs（Thread-Local Allocation Buffers）来加快内存回收。即为每一个线程分配一个Buffer，线程分配内存就在这个Buffer内分配。但是当线程耗尽了自己的Buffer之后，需要申请新的Buffer。这个时候依然会带来并发的问题。G1回收器采用的是CAS（Compare And Swap）操作。
1、记录top值；
2、准备分配；
3、比较记录的top值和现在的top值，如果一样，则执行分配，并且更新top的值；否则，重复1；
显然采用TLABs的技术，就会带来碎片。举例来说，当一个线程在自己的Buffer里面分配的时候，虽然Buffer里面还有剩余的空间，但是却因为分配的对象过大以至于这些空闲空间无法容纳，此时线程只能去申请新的Buffer，而原来的Buffer中的空闲空间就被浪费了。Buffer的大小和线程数量都会影响这些碎片的多寡。
2、G1的Remember Set和Card Table
G1的heap和其它GC一样有个覆盖整个heap的card table。
Rset：G1每个Region都有一个“points-into” Remember Set，记录的是从其它region指向该region的card。
Card Table：是一个“points-out” Remember Set，记录的是从它覆盖的范围出发指向别的范围的指针。
虚拟机发现程序对Reference类型数据进行写操作时，会产生一个Write Barrier暂时中断写操作，检查Reference引用的对象是否处于不同的Region之间(在分代中例子中就是检查是否老年代中的对象引用了新生代的对象)，如果是便通过CardTable把相关引用信息记录到被引用对象所属的Region的Remembered Set中。
在RS的修改上会遇到并发的问题。因为一个Region可能有多个线程在并发修改，因此它们也会并发修改RS。为了避免这样一种冲突，G1垃圾回收器进一步把RS划分成了多个哈希表（key是其它region的起始地址，value是一个集合存的是card table的index）。每一个线程都在各自的哈希表里面修改。从逻辑上来说，RS就是这些哈希表的集合。
3、Collect Set
由G1垃圾回收器选择的待回收的Region集合。G1垃圾回收器的软实时的特性就是通过CSet的选择来实现的。
young gc：CSet将只包含young的Region
mixed gc ：Cset选择所有的young region和一部分的old region
full gc（担保机制）：如果对象内存分配速度过快，mixed gc来不及回收导致老年代被填满，就会触发一次full gc，G1的full gc算法就是单线程执行的serial old gc，会导致异常长时间的STW，需要不断的调优尽可能的避免full gc。
4、SATB(snapshot-at-the-beginning)
SATB是最开始用于实时垃圾回收器的一种技术。G1垃圾回收器使用该技术在标记阶段记录一个存活对象的快照，然而在并发标记阶段，应用可能修改了原本的引用，比如删除了一个原本的引用。这就会导致并发标记结束之后的存活对象的快照和SATB不一致。G1是通过在并发标记阶段引入一个写屏障来解决这个问题的：每当存在引用更新的情况，G1会将修改之前的值写入一个log buffer（这个记录会过滤掉原本是空引用的情况），在最终标记(final marking phase)阶段扫描SATB，修正SATB的误差。
5、Write Barrier（写屏障）
写屏障是指在改变特定内存的值（实际上也就是写入内存）的时候额外执行的一些动作。在大多数的垃圾回收算法中，都利用到了写屏障。写屏障通常用于在运行时探测并记录回收相关指针(interesting pointer)。
G1的垃圾回收器的写屏障使用一种两级的log buffer结构：
global set of filled buffer：所有线程共享的一个全局的，存放填满了的log buffer的集合；
thread log buffer：每个线程自己的log buffer。所有的线程都会把写屏障的记录先放进去自己的log buffer中，装满了之后，就会把log buffer放到 global set of filled buffer中，而后再申请一个log buffer；
6、G1执行过程
1、initial mark: 初始标记过程，整个过程STW，标记了从GC Root可达的对象；
2、concurrent marking: 并发标记过程，整个过程gc collector线程与应用线程可以并行执行，标记出GC Root可达对象衍生出去的存活对象，并收集各个Region的存活对象信息；
3、remark: 最终标记过程，整个过程STW，标记出那些在并发标记过程中遗漏的，或者内部引用发生变化的对象；
4、clean up: 垃圾清除过程，如果发现一个Region中没有存活对象，则把该Region加入到空闲列表中；
三、G1适用场景
G1适合堆大小差不多是6GB或者更大（在普通大小的堆里表现并不惊喜），暂停时间要求在0.5秒以下的场景（G1通过每次只清理一部分而不是全部的Region的增量式清理来保证每次GC停顿时间不会过长）。
Ref：
https://www.jianshu.com/p/aef0f4765098
http://www.360doc.com/content/14/1212/21/1073512_432486652.shtml
https://blog.csdn.net/coderlius/article/details/79272773