G1 GC 在初始标记的存活区扫描对老年代的引用，并标记被引用的对象。该阶段与应用程序（非 STW）同时运行，并且只有完成该阶段后，才能开始下一次 STW 年轻代垃圾回收。
并发标记（Concurrent Marking）
G1 GC 在整个堆中查找可访问的（存活的）对象。该阶段与应用程序同时运行，可以被 STW 年轻代垃圾回收中断
最终标记（Remark，STW）
该阶段是 STW 回收，帮助完成标记周期。G1 GC 清空 SATB 缓冲区，跟踪未被访问的存活对象，并执行引用处理。
清除垃圾（Cleanup，STW）
在这个最后阶段，G1 GC 执行统计和 RSet 净化的 STW 操作。在统计期间，G1 GC 会识别完全空闲的区域和可供进行混合垃圾回收的区域。清理阶段在将空白区域重置并返回到空闲列表时为部分并发。
三色标记算法提到并发标记，我们不得不了解并发标记的三色标记算法。它是描述追踪式回收器的一种有用的方法，利用它可以推演回收器的正确性。 首先，我们将对象分成三种类型的。
黑色:根对象，或者该对象与它的子对象都被扫描
灰色:对象本身被扫描,但还没扫描完该对象中的子对象
白色:未被扫描对象，扫描完成所有对象之后，最终为白色的为不可达对象，即垃圾对象
当GC开始扫描对象时，按照如下图步骤进行对象的扫描：
根对象被置为黑色，子对象被置为灰色。
继续由灰色遍历,将已扫描了子对象的对象置为黑色。
遍历了所有可达的对象后，所有可达的对象都变成了黑色。不可达的对象即为白色，需要被清理。
这看起来很美好，但是如果在标记过程中，应用程序也在运行，那么对象的指针就有可能改变。这样的话，我们就会遇到一个问题：对象丢失问题
我们看下面一种情况，当垃圾收集器扫描到下面情况时:
这时候应用程序执行了以下操作：
A.c=C B.c=null这样，对象的状态图变成如下情形：
这时候垃圾收集器再标记扫描的时候就会下图成这样：
很显然，此时C是白色，被认为是垃圾需要清理掉，显然这是不合理的。那么我们如何保证应用程序在运行的时候，GC标记的对象不丢失呢？有如下2中可行的方式：
1.在插入的时候记录对象
2.在删除的时候记录对象
刚好这对应CMS和G1的2种不同实现方式：
在CMS采用的是增量更新（Incremental update），只要在写屏障（write barrier）里发现要有一个白对象的引用被赋值到一个黑对象 的字段里，那就把这个白对象变成灰色的。即插入的时候记录下来。
在G1中，使用的是STAB（snapshot-at-the-beginning）的方式，删除的时候记录所有的对象，它有3个步骤：
1.在开始标记的时候生成一个快照图标记存活对象
2.在并发标记的时候所有被改变的对象入队（在write barrier里把所有旧的引用所指向的对象都变成非白的）
3.可能存在游离的垃圾，将在下次被收集
这样，G1到现在可以知道哪些老的分区可回收垃圾最多。 当全局并发标记完成后，在某个时刻，就开始了Mix GC。这些垃圾回收被称作“混合式”是因为他们不仅仅进行正常的新生代垃圾收集，同时也回收部分后台扫描线程标记的分区。混合式垃圾收集如下图：
混合式GC也是采用的复制的清理策略，当GC完成后，会重新释放空间。
MaxGCPauseMillis调优
前面介绍过使用GC的最基本的参数：
-XX:+UseG1GC -Xmx32g -XX:MaxGCPauseMillis=200前面2个参数都好理解，后面这个MaxGCPauseMillis参数该怎么配置呢？这个参数从字面的意思上看，就是允许的GC最大的暂停时间。G1尽量确保每次GC暂停的时间都在设置的MaxGCPauseMillis范围内。 那G1是如何做到最大暂停时间的呢？这涉及到另一个概念，CSet(collection set)。它的意思是在一次垃圾收集器中被收集的区域集合。
Young GC：选定所有新生代里的region。通过控制新生代的region个数来控制young GC的开销。