垃圾回收的瓶颈
传统分代垃圾回收方式，已经在一定程度上把垃圾回收给应用带来的负担降到了最小，把应用的吞吐量推到
了一个极限。但是他无法解决的一个问题，就是Full GC所带来的应用暂停。在一些对实时性要求很高的应用场
景下，GC暂停所带来的请求堆积和请求失败是无法接受的。这类应用可能要求请求的返回时间在几百甚至几十
毫秒以内，如果分代垃圾回收方式要达到这个指标，只能把最大堆的设置限制在一个相对较小范围内，但是这
样有限制了应用本身的处理能力，同样也是不可接收的。
分代垃圾回收方式确实也考虑了实时性要求而提供了并发回收器，支持最大暂停时间的设置，但是受限于分
代垃圾回收的内存划分模型，其效果也不是很理想。
为了达到实时性的要求（其实Java语言最初的设计也是在嵌入式系统上的），一种新垃圾回收方式呼之欲
出，它既支持短的暂停时间，又支持大的内存空间分配。可以很好的解决传统分代方式带来的问题。
增量收集的演进
增量收集的方式在理论上可以解决传统分代方式带来的问题。增量收集把对堆空间划分成一系列内存块，使用时，先使用其中一部分（不会全部用完），垃圾收集时把之前用掉的部分中的存活对象再放到后面没有用的空间中，这样可以实现一直边使用边收集的效果，避免了传统分代方式整个使用完了再暂停的回收的情况。当然，传统分代收集方式也提供了并发收集，但是他有一个很致命的地方，就是把整个堆做为一个内存块，
这样一方面会造成碎片（无法压缩），另一方面他的每次收集都是对整个堆的收集，无法进行选择，在暂停时间的控制上还是很弱。而增量方式，通过内存空间的分块，恰恰可以解决上面问题。
目标
从设计目标看G1完全是为了大型应用而准备的。
支持很大的堆
高吞吐量
–支持多CPU和垃圾回收线程
–在主线程暂停的情况下，使用并行收集
–在主线程运行的情况下，使用并发收集
实时目标：可配置在N毫秒内最多只占用M毫秒的时间进行垃圾回收
当然G1要达到实时性的要求，相对传统的分代回收算法，在性能上会有一些损失。
G1可谓博采众家之长，力求到达一种完美。他吸取了增量收集优点，把整个堆划分为一个一个等大小的区域
（region）。内存的回收和划分都以region为单位；同时，他也吸取了CMS的特点，把这个垃圾回收过程分为
几个阶段，分散一个垃圾回收过程；而且，G1也认同分代垃圾回收的思想，认为不同对象的生命周期不同，可
以采取不同收集方式，因此，它也支持分代的垃圾回收。为了达到对回收时间的可预计性，G1在扫描了region
以后，对其中的活跃对象的大小进行排序，首先会收集那些活跃对象小的region，以便快速回收空间（要复制
的活跃对象少了），因为活跃对象小，里面可以认为多数都是垃圾，所以这种方式被称为Garbage First（G1）
的垃圾回收算法，即：垃圾优先的回收。
回收步骤：
初始标记（Initial Marking）
G1对于每个region都保存了两个标识用的bitmap，一个为previous marking bitmap，一个为next
marking bitmap，bitmap中包含了一个bit的地址信息来指向对象的起始点。
开始Initial Marking之前，首先并发的清空next marking bitmap，然后停止所有应用线程，并扫描标识出
每个region中root可直接访问到的对象，将region中top的值放入next top at mark start（TAMS）中，之后
恢复所有应用线程。
触发这个步骤执行的条件为：
G1定义了一个JVM Heap大小的百分比的阀值，称为h，另外还有一个H，H的值为(1-h)*Heap
Size，目前这个h的值是固定的，后续G1也许会将其改为动态的，根据jvm的运行情况来动态的调整，
在分代方式下，G1还定义了一个u以及soft limit，soft limit的值为H-u*Heap Size，当Heap中使用
的内存超过了soft limit值时，就会在一次clean up执行完毕后在应用允许的GC暂停时间范围内尽快的
执行此步骤；
在pure方式下，G1将marking与clean up组成一个环，以便clean up能充分的使用marking的信
息，当clean up开始回收时，首先回收能够带来最多内存空间的regions，当经过多次的clean up，回
收到没多少空间的regions时，G1重新初始化一个新的marking与clean up构成的环。
并发标记（Concurrent Marking）
按照之前Initial Marking扫描到的对象进行遍历，以识别这些对象的下层对象的活跃状态，对于在此期间应
用线程并发修改的对象的以来关系则记录到remembered set logs中，新创建的对象则放入比top值更高的地址
区间中，这些新创建的对象默认状态即为活跃的，同时修改top值。
最终标记暂停（Final Marking Pause）
当应用线程的remembered set logs未满时，是不会放入filled RS buffers中的，在这样的情况下，这些
remebered set logs中记录的card的修改就会被更新了，因此需要这一步，这一步要做的就是把应用线程中存
在的remembered set logs的内容进行处理，并相应的修改remembered sets，这一步需要暂停应用，并行的
运行。
存活对象计算及清除（Live Data Counting and Cleanup）
值得注意的是，在G1中，并不是说Final Marking Pause执行完了，就肯定执行Cleanup这步的，由于这步
需要暂停应用，G1为了能够达到准实时的要求，需要根据用户指定的最大的GC造成的暂停时间来合理的规划什
么时候执行Cleanup，另外还有几种情况也是会触发这个步骤的执行的：
G1采用的是复制方法来进行收集，必须保证每次的”to space”的空间都是够的，因此G1采取的策
略是当已经使用的内存空间达到了H时，就执行Cleanup这个步骤；
对于full-young和partially-young的分代模式的G1而言，则还有情况会触发Cleanup的执行，full-
young模式下，G1根据应用可接受的暂停时间、回收young regions需要消耗的时间来估算出一个
yound regions的数量值，当JVM中分配对象的young regions的数量达到此值时，Cleanup就会执
行；partially-young模式下，则会尽量频繁的在应用可接受的暂停时间范围内执行Cleanup，并最大
限度的去执行non-young regions的Cleanup。