概述
G1是 Java 9 的默认垃圾收集器，该收集器可以工作在新生代，也可以工作在老年代。同优秀的CMS垃圾收集器一样，G1也是关注最小时延的垃圾回收器，也同样适合大尺寸堆内存的垃圾收集，整个垃圾收集处理过程并行和并发，并且做到了可预测停顿，官方也推荐使用G1来代替选择CMS。G1最大的特点是引入分区的思路，将整个Java堆内存划分成多个大小相等的Region，弱化了分代的概念，新生代和老年代不再物理隔离，合理利用垃圾收集各个周期的资源，解决了其他收集器甚至CMS的众多缺陷。通过参数-XX:+UseG1GC来启用。
重要概念
Region
G1采用内存分区(Region)的思路，将内存划分为一个个相等大小的内存分区，回收时则以分区为单位进行回收，存活的对象复制到另一个空闲分区中。由于都是以相等大小的分区为单位进行操作，因此G1天然就是一种压缩方案(局部压缩)。每个Region被标记了E、S、O和H，说明每个Region在运行时都充当了一种角色，其中E代表的是Eden，S代表的是Survivor，O代表老年代，白色的代表的是空闲的region。其中H是以往算法中没有的，它代表Humongous，这表示这些Region存储的是巨型对象（humongous object，H-obj），当新建对象大小超过Region大小一半时，直接在新的一个或多个连续Region中分配，并标记为H。如下图：
堆内存中一个Region的大小可以通过-XX:G1HeapRegionSize参数指定，大小区间只能是1M、2M、4M、8M、16M和32M，总之是2的幂次方，G1HeapRegionSize设定为默认值是根据堆初始化时计算Region的实践大小，默认把堆内存按照2048份均分，最后得到一个合理的大小。
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可以说是G1回收器一次回收的最小单元。即每一次回收都是回收N个Region。这个N是多少，主要受到G1回收的效率和用户设置的软实时目标有关。每一次的回收，G1会选择可能回收最多垃圾的Region进行回收。与此同时，G1回收器会维护一个空间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的手段。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（Compate And Swap）操作。
为线程分配Buffer的过程大概是：
- 记录top值；
- 准备分配；
- 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；
显然的，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。
本地分配缓冲
Local allocation buffer (Lab)，本地分配缓冲。由于分区的思想，每个线程均可以”认领”某个分区用于线程本地的内存分配，而不需要顾及分区是否连续。因此，每个应用线程和GC线程都会独立的使用分区，进而减少同步时间，提升GC效率，这个分区称为本地分配缓冲区(Lab)。
TLAB
Thread Local Allocation Buffers，线程本地分配缓存。其中，应用线程可以独占一个本地缓冲区(TLAB)来创建的对象，而大部分都会落入Eden区域(巨型对象或分配失败除外)，因此TLAB的分区属于Eden空间。TLAB分配策略如下：
GCLAB
GC Local Allocation Buffers，垃圾回收本地缓冲区。而每次垃圾收集时，每个GC线程同样可以独占一个本地缓冲区(GCLAB)用来转移对象，每次回收会将对象复制到Suvivor空间或老年代空间。
PLAB
Promotion Local Allocation Buffers，晋升本地缓冲区(。对于从Eden/Survivor空间晋升(Promotion)到Survivor或者老年代空间的对象，同样有GC独占的本地缓冲区进行操作，该部分称为晋升本地缓冲区(PLAB)。
RSet
在串行和并行收集器中，GC通过整堆扫描，来确定对象是否处于可达路径中。然而G1为了避免STW式的整堆扫描，在每个分区记录了一个已记忆集合(Remember Set，简称RSet)，内部类似一个反向指针，记录引用分区内对象的卡片索引。当要回收该分区时，通过扫描分区的RSet，来确定引用本分区内的对象是否存活，进而确定本分区内的对象存活情况。在回收一个Region的时候不需要执行全堆扫描，只需要检查它的RS就可以找到外部引用，而这些引用就是initial mark的根之一。
那么，如果一个线程修改了Region内部的引用，就必须要去通知RS，更改其中的记录。为了达到这种目的，G1回收器引入了一种新的结构，CT(Card Table)——卡表。每一个Region，又被分成了固定大小的若干张卡(Card)。每一张卡，都用一个Byte来记录是否修改过。卡表即这些byte的集合。实际上，如果把RS理解成一个概念模型，那么CT就可以说是RS的一种实现方式。
在RS的修改上也会遇到并发的问题。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。每一个线程都在各自的哈希表里面修改。最终，从逻辑上来说，RS就是这些哈希表的集合。哈希表是实现RS的一种通常的方式之一。它有一个极大的好处就是能够去除重复。这意味着，RS的大小将和修改的引用指针数量相当。而在不去重的情况下，RS的数量和写操作的数量相当。Rset的结构如图：
CSet
Collection Set，简称CSet。收集集合(CSet)代表每次GC暂停时回收的一系列目标分区。在任意一次收集暂停中，CSet中所有分区都会被释放，内部存活的对象都会被转移到分配的空闲分区中。因此无论是年轻代收集，还是混合收集，工作的机制都是一致的。年轻代收集CSet只容纳年轻代分区，而混合收集会通过启发式算法，在老年代候选回收分区中，筛选出回收收益最高的分区添加到CSet中。G1的收集都是根据CSet进行操作的，年轻代收集与混合收集没有明显的不同，最大的区别在于两种收集的触发条件。
CSet of Young Collection
应用线程不断活动后，年轻代空间会被逐渐填满。当JVM分配对象到Eden区域失败(Eden区已满)时，便会触发一次STW式的年轻代收集。在年轻代收集中，Eden分区存活的对象将被拷贝到Survivor分区；原有Survivor分区存活的对象，将根据任期阈值(tenuring threshold)分别晋升到本地分配缓冲区（PLAB）中，新的survivor分区和老年代分区中。而原有的年轻代分区将被整体回收掉。
CSet of Mixed Collection
年轻代收集不断活动后，老年代的空间也会被逐渐填充。当老年代占用空间超过整堆比IHOP阈值-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent(默认45%)时，G1就会启动一次混合垃圾收集周期。为了满足暂停目标，G1可能不能一口气将所有的候选分区收集掉，因此G1可能会产生连续多次的混合收集与应用线程交替执行，每次STW的混合收集与年轻代收集过程相类似。
为了确定包含到年轻代收集集合CSet的老年代分区，JVM通过参数混合周期的最大总次数-XX:G1MixedGCCountTarget(默认8)、堆废物百分比-XX:G1HeapWastePercent(默认5%)。通过候选老年代分区总数与混合周期最大总次数，确定每次包含到CSet的最小分区数量；根据堆废物百分比，当收集达到参数时，不再启动新的混合收集。而每次添加到CSet的分区，则通过计算得到的GC效率进行安排。
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)，在回收器只回收堆中部分区域的时候，任何来自该区域外的指针都需要被写屏障捕获，这些指针将会在垃圾回收的时候作为标记开始的根。JAVA使用的其余的分代的垃圾回收器，都有写屏障。举例来说，每一次将一个老年代对象的引用修改为指向年轻代对象，都会被写屏障捕获，并且记录下来。因此在年轻代回收的时候，就可以避免扫描整个老年代来查找根。
RSet写屏障
G1垃圾回收器的写屏障和RS是相辅相成的，也就是记录Region内部的指针。这种记录发生在写操作之后。对于一个写屏障来说，过滤掉不必要的写操作是十分有必要的。这种过滤既能加快赋值器的速度，也能减轻回收器的负担。G1垃圾回收器采用的双重过滤，过滤掉这两个部分之后，可以使RS的大小大大减小：
- 过滤掉同一个Region内部引用；
- 过滤掉空引用；
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；
SATB
SATB(snapshot-at-the-beginning)，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。
SATB的log buffer如RS的写屏障使用的log buffer一样，都是两级结构，作用机制也是一样的。
算法详解
Pause Prediction Model
Pause Prediction Model 即停顿预测模型。G1 GC是一个响应时间优先的GC算法，它与CMS最大的不同是，用户可以设定整个GC过程的期望停顿时间，参数-XX:MaxGCPauseMillis指定一个G1收集过程目标停顿时间，默认值200ms，不过它不是硬性条件，只是期望值。那么G1怎么满足用户的期望呢？就需要这个停顿预测模型了。G1根据这个模型统计计算出来的历史数据来预测本次收集需要选择的Region数量，从而尽量满足用户设定的目标停顿时间。
GC模式
G1垃圾收集器会触发三种模式垃圾回收模式，分别是young gc、mixed gc 和 full gc。根据不同的条件触发不同的模式：
young gc：发生在年轻代的GC算法，一般对象（除了巨型对象）都是在eden region中分配内存，当所有eden region被耗尽无法申请内存时，就会触发一次young gc，这种触发机制和之前的young gc差不多，执行完一次young gc，活跃对象会被拷贝到survivor region或者晋升到old region中，空闲的region会被放入空闲列表中，等待下次被使用。该模式只会回收young region，算法是通过调整young region的数量来达到软实时目标的。相关参数如下
参数 含义 -XX:MaxGCPauseMillis 设置G1收集过程目标时间，默认值200ms -XX:G1NewSizePercent 新生代最小值，默认值5% -XX:G1MaxNewSizePercent 新生代最大值，默认值60% mixed gc：当越来越多的对象晋升到老年代old region时，为了避免堆内存被耗尽，虚拟机会触发一个混合的垃圾收集器，即mixed gc，该算法并不是一个old gc，除了回收整个young region，还会回收一部分的old region，这里需要注意：是一部分老年代，而不是全部老年代。该阶段会回收young region和old region，根据算法可以选择哪些old region进行收集，从而可以对垃圾回收的耗时时间进行控制。
full gc：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暂停时间，需要进行不断的调优，尽可能的避免full gc。
GC主要阶段
整个算法可以分成两大部分：
- Marking cycle phase：标记阶段，该阶段是不断循环进行的；
- Evacuation phase：该阶段是负责把一部分region的活对象拷贝到空Region里面去，然后回收原本的Region空间，该阶段是STW(stop-the-world)的；
Marking cycle phase
算法会自动在young GC和mixed GC之间切换，并且定期触发Marking cycle phase。当达到IHOP阈值-XX:InitiatingHeapOccupancyPercent(老年代占整堆比，默认45%)时，就会执行marking cycle phase。整个标记阶段将由初始标记(Initial Mark)、根分区扫描(Root Region Scanning)、并发标记(Concurrent Marking)、重新标记(Remark)、清除(Cleanup)几个阶段组成。其中，初始标记(随年轻代收集一起活动)、重新标记、清除是STW的，而并发标记如果来不及标记存活对象，则可能在并发标记过程中，G1又触发了几次年轻代收集。
- 初始标记阶段（Initial marking phase）：整个过程STW，标记了从GC Root可达的对象。该过程是和young GC的暂停过程一起的；
- 根分区扫描阶段（Root region scanning phase）：扫描Survivor Regions中指向老年代的被initial mark phase标记的引用及引用的对象，这一个过程是并发进行的。但是该过程要在下一个young GC开始之前结束；
- 并发标记阶段（Concurrent marking phase）：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。该过程可以被young GC所打断。并发阶段产生的新的引用（或者引用的更新）会被SATB的write barrier记录下来；
- 重新标记阶段（Remark phase）：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。该阶段只需要扫描SATB(Snapshot At The Beginning)的buffer，处理在并发阶段产生的新的存活对象的引用。作为对比，CMS的remark需要扫描整个mod union table的标记为dirty的entry以及全部根；
- 清除阶段（Cleanup phase）：清理阶段。该阶段会计算每一个region里面存活的对象，并把完全没有存活对象的Region直接放到空闲列表中。在该阶段还会重置Remember Set。该阶段在计算Region中存活对象的时候，是STW(Stop-the-world)的，而在重置Remember Set的时候，却是可以并行的；
Evacuation phase
Evacuation 步骤
Evacuation阶段STW的，大概可以分成两个步骤：第一个步骤是从Region中选出若干个Region进行回收，这些被选中的Region称为Collect Set（简称CSet）；而第二个步骤则是把这些Region中存活的对象复制到空闲的Region中去，同时把这些已经被回收的Region放到空闲Region列表中。
这两个步骤又可以被分解成三个任务：
- 根据RS的日志更新RS：只有在处理完了RS的日志之后，RS才能够保证是准确的，完整的，这也是Evacuation是STW的重要原因；
- 扫描RS和其余的根来确定存活对象：该阶段实际上最主要依赖于RS；
- 拷贝存活对象：该阶段只要从2中确定的根触发，沿着引用链一直追溯下去，将存活对象复制到新的region就可以。这个过程中，可能有一部分的年轻代对象会被提升到老年代；
Evacuation 时机
Evacuation的触发时机在不同的模式下会有一些不同。在不同的模式下都相同的是，只要堆的使用率达到了某个阈值，就必然会触发Evacuation。这是为了确保在Evacuation的时候有足够的空闲Region来容纳存活对象。
在young GC的情况下，G1会选择N个region作为CSet，该CSet首先需要满足软实时的要求，而一旦已经有N个region已经被分配了，那么就会执行一次Evacuation。G1会尽可能的执行mixed GC。唯一的限制就是mixed GC也需要满足软实时的要求。
G1触发Evacuation的原则大概是：
- 如果被分配的young region数量满足young GC的要求，那么就会触发young GC；
- 如果被分配的young region数量不满足young GC，就会进一步考察加上old region的数量，能否满足old GC软实时的要求；