CMS垃圾收集器的弊端：内存碎片化，需要保留空间。
在处理这两个问题时，暂停时间太长的可能性很高，即CMS的暂停时间是不可预测的。
因此，G1还可以理解为是在CMS垃圾收集器中“升级”的。
G1垃圾收集器可以为您设置停止世界暂停所需的时间。 G1会根据这个时间尽量满足你。
在JVM堆中，堆的内存分布由物理空间隔离——
但是，在G1垃圾收集器中，堆的划分不是以物理形式而是以逻辑形式进行划分。
但是，分代的概念在G1中也依然发挥着作用。 例如，新的对象被分配到Eden区，经过15次Minor GC新生代的对象如果还活着，就会转移到旧的年代等…
以下是G1中【堆】的空间分布——
从图中可以看出，堆被分割成多个同等的区域，在G1中每个区域被称为Region。
传统的垃圾收集器对堆进行物理分割。 堆空间(内存)较大时，每次进行【垃圾回收】时都需要将较大的区域堆积成一个整体进行回收。 虽然其收集时间难以控制，但是如果分割多个小区域，则向【小区域】的回收会更容易控制其【收集时间】
G1还有另一个Humongous (大对象)区域。 实际上，它来存储特别大的对象(超过一半的region内存)。 如果发现没有对大对象的引用，可以直接在年轻一代的Minor GC中回收。
G1的GC过程在G1收集器中主要有混合GC (young GC )和混合GC，写特殊场景可能会产生全GC
Minor GC G1的Minor GC触发器计时与其他垃圾收集器相同：
当Eden区域已满时，将触发Minor GC。 Minor GC也同样会发生停止世界。
值得注意的是，在G1世界，新生代和老年代所占空间并不固定，而是根据【最大停工时间】进行调整。
如果你知道这是给我们提供参数配置就好了。 通过根据参数动态改变年轻一代的Region的个数，可以抑制Minor GC的开销
Minnor GC回收流程：
路由扫描更新处理Rset复制对象路由扫描与以前的CMS类似，在初始标签的流程更新处理rsethttp://www.Sina.com/CMS中，Minor GC通过【卡表】避免了所有表扫描的老一代对象因为Minor GC是回收年轻一代的对象，但是如果老年代有引用年轻一代的对象的话，老年代引用的对象就不能回收。
同样，G1也有这样的问题。 在CMS中被称为卡片表，G1解决【世代间参照】问题的存储通常称为RSet
每个Region存储的RSet记录引用当前Region的其他Region的对象关系。
对于年轻一代的Region，该RSet只保存来自旧年代的引用。 因为年轻一代会自己制作Minor GC。
对于较旧年代的Region，该RSet仅保存来自较旧年代的引用。 G1收集器不需要保存年轻一代的引用，因为它在旧年代被回收之前回收年轻一代。
因此，第二步是处理和扫描RSet的信息，将关于老年代对象有年轻一代对象的引用添加到GC Roots中，以免被回收。
复制对象在扫描后将生存对象保存在【空闲的Survivor区域】或【旧的年代】，其他的Eden区域清除。
此外，G1还有另一个名称： CSet、Collection
Set，在GC上保存了一次【执行垃圾回收】的区域。 CSet中的所有生存对象都将传输到另一个可用的Region
Rset概念：
混合GC在堆区域占有率达到一定阈值时启动混合GC (默认值的45%，由参数决定)。 混合GC依赖于全局并发标记统计后的Region数据
全局标记：
从初始标签(STW )并发标签最终标签(STW )清理) STW )名称可以看出，混合GC是混合GC，混合GC一定要回收年轻一代，采集并回收老一代Region的一部分。
初始标记这个过程共享了Minor GC的Stop the world，复用了扫描GC Roots的操作。
在这个过程中，老的年代和新的世代都会被扫描
在这个阶段不运行stop the world，GC线程与用户线程一起运行，GC线程收集每个Region的生存对象信息。 从GC根向下追溯，查找此堆中的生存对象需要时间。
重新标记与CMS一样，对在并发标记阶段更改的对象进行标记。
这个阶段也要清理stop the world，主要是清点和重置标记状态，根据停顿预测模型决定这次GC的区域大小。