并發(fā)編程的模型

并發(fā)編程需要解決的兩個問題：線程之間如何同步，線程之間如何通信。

線程之間通信：共享內(nèi)存，消息傳遞。

共享內(nèi)存通過線程之間讀-寫程序的公共狀態(tài)進行通信。消息傳遞要通過線程之間主動傳遞消息進行通信。

線程之間同步：控制不同線程之間操作發(fā)生的相對順序。

共享內(nèi)存并發(fā)模型中的同步是顯式進行的。需要手動指明代碼在線程之間如何互斥地執(zhí)行。在消息傳遞的并發(fā)模型里，由于消息的發(fā)送必須在消息的接收之前，因此同步是隱式進行的。

Java的并發(fā)采用了共享內(nèi)存模型。線程之間的通信是隱式進行的，需要手動進行控制。

Java內(nèi)存模型

在Java中，實例域，靜態(tài)域和數(shù)組對象存儲在堆內(nèi)存中，堆內(nèi)存在內(nèi)存之間共享。局部變量，方法定義參數(shù)和異常處理參數(shù)不會在內(nèi)存中共享，不存在可見性問題，不受內(nèi)存模型的影響。Java線程之間的通信由JMM控制，JMM決定了一個線程對共享變量的寫入何時對另一個線程可見。抽象來看就是：線程之間的共享變量存儲在主內(nèi)存中，每個線程有一個私有的本地內(nèi)存，本地內(nèi)存中存儲了該線程以讀/寫共享變量的副本。

線程A與B通信需要經(jīng)過兩個步驟：

首先，線程A把本地內(nèi)存A中更新過的共享變量刷新到主內(nèi)存中去。

然后，線程B到主內(nèi)存中去讀取線程A之前已更新過的共享變量。

JMM通過控制主內(nèi)存與每個線程的本地內(nèi)存之間的交互來為程序提供內(nèi)存可見性的保證。

重排序

為了提高程序執(zhí)行時的效率，編譯器和處理器通常會對指令做重排序。

編譯器優(yōu)化的重排序。編譯器在不改變單線程程序語義的前提下，可以重新安排語句的執(zhí)行順序。

指令級并行的重排序。現(xiàn)代處理器采用了指令級并行技術(shù)（Instruction-Level Parallelism， ILP）來將多條指令重疊執(zhí)行。如果不存在數(shù)據(jù)依賴性，處理器可以改變語句對應(yīng)機器指令的執(zhí)行順序。

內(nèi)存系統(tǒng)的重排序。由于處理器使用緩存和讀/寫緩沖區(qū)，這使得加載和存儲操作看上去可能是在亂序執(zhí)行。

這些重排序都可能會導(dǎo)致多線程程序出現(xiàn)內(nèi)存可見性問題。對于編譯器，JMM的編譯器重排序規(guī)則會禁止特定類型的編譯器重排序（不是所有的編譯器重排序都要禁止）。對于處理器重排序，JMM的處理器重排序規(guī)則會要求java編譯器在生成指令序列時，插入特定類型的內(nèi)存屏障（memory barriers，intel稱之為memory fence）指令，通過內(nèi)存屏障指令來禁止特定類型的處理器重排序（不是所有的處理器重排序都要禁止）。

JMM通過禁止特定類型的編譯器重排序和處理器重排序為程序提供了內(nèi)存可見性的保障。

處理器重排序和內(nèi)存屏障指令

現(xiàn)代的處理器使用寫緩沖區(qū)來臨時保存向內(nèi)存寫入的數(shù)據(jù)。每個處理器上的寫緩沖區(qū)，僅僅對它所在的處理器可見。這個特性會對內(nèi)存操作的執(zhí)行順序產(chǎn)生重要的影響：處理器對內(nèi)存的讀/寫操作的執(zhí)行順序，不一定與內(nèi)存實際發(fā)生的讀/寫操作順序一致！如圖：

假設(shè)處理器A和處理器B按程序的順序并行執(zhí)行內(nèi)存訪問，最終卻可能得到x = y = 0的結(jié)果。具體的原因如下圖所示：

里處理器A和處理器B可以同時把共享變量寫入自己的寫緩沖區(qū)（A1，B1），然后從內(nèi)存中讀取另一個共享變量（A2，B2），最后才把自己寫緩存區(qū)中保存的臟數(shù)據(jù)刷新到內(nèi)存中（A3，B3）。當(dāng)以這種時序執(zhí)行時，程序就可以得到x = y = 0的結(jié)果。 從內(nèi)存操作實際發(fā)生的順序來看，直到處理器A執(zhí)行A3來刷新自己的寫緩存區(qū)，寫操作A1才算真正執(zhí)行了。雖然處理器A執(zhí)行內(nèi)存操作的順序為：A1->A2，但內(nèi)存操作實際發(fā)生的順序卻是：A2->A1。此時，處理器A的內(nèi)存操作順序被重排序了。

為了保證內(nèi)存可見性，java編譯器在生成指令序列的適當(dāng)位置會插入內(nèi)存屏障指令來禁止特定類型的處理器重排序。JMM把內(nèi)存屏障指令分為下列四類：

StoreLoad Barriers是一個“全能型”的屏障，它同時具有其他三個屏障的效果。執(zhí)行該屏障開銷會很昂貴，因為當(dāng)前處理器通常要把寫緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)全部刷新到內(nèi)存中（buffer fully flush）。

happens-before

happens-before概念用來描述操作之間的內(nèi)存可見性。在JMM中，如果一個操作執(zhí)行的結(jié)果需要對另一個操作可見，那么這兩個操作之間必須要存在happens-before關(guān)系。這里提到的兩個操作既可以是在一個線程之內(nèi)，也可以是在不同線程之間。 與程序員密切相關(guān)的happens-before規(guī)則如下：

• 程序順序規(guī)則：一個線程中的每個操作，happens- before 于該線程中的任意后續(xù)操作。
• 監(jiān)視器鎖規(guī)則：對一個監(jiān)視器鎖的解鎖，happens- before 于隨后對這個監(jiān)視器鎖的加鎖。
• volatile變量規(guī)則：對一個volatile域的寫，happens- before 于任意后續(xù)對這個volatile域的讀。
• 傳遞性：如果A happens- before B，且B happens- before C，那么A happens- before C。

注意，兩個操作之間具有happens-before關(guān)系，并不意味著前一個操作必須要在后一個操作之前執(zhí)行！happens-before僅僅要求前一個操作（執(zhí)行的結(jié)果）對后一個操作可見，且前一個操作按順序排在第二個操作之前（the first is visible to and ordered before the second）。

數(shù)據(jù)依賴性

如果兩個操作訪問同一個變量，且這兩個操作中有一個為寫操作，此時這兩個操作之間就存在數(shù)據(jù)依賴性。數(shù)據(jù)依賴分下列三種類型：

上面三種情況，只要重排序兩個操作的執(zhí)行順序，程序的執(zhí)行結(jié)果將會被改變。

前面提到過，編譯器和處理器可能會對操作做重排序。編譯器和處理器在重排序時，會遵守數(shù)據(jù)依賴性，編譯器和處理器不會改變存在數(shù)據(jù)依賴關(guān)系的兩個操作的執(zhí)行順序。

注意，這里所說的數(shù)據(jù)依賴性僅針對單個處理器中執(zhí)行的指令序列和單個線程中執(zhí)行的操作，不同處理器之間和不同線程之間的數(shù)據(jù)依賴性不被編譯器和處理器考慮。

as-if-serial語義

as-if-serial語義的意思指：不管怎么重排序（編譯器和處理器為了提高并行度），（單線程）程序的執(zhí)行結(jié)果不能被改變。編譯器，runtime 和處理器都必須遵守as-if-serial語義。

為了遵守as-if-serial語義，編譯器和處理器不會對存在數(shù)據(jù)依賴關(guān)系的操作做重排序，因為這種重排序會改變執(zhí)行結(jié)果。但是，如果操作之間不存在數(shù)據(jù)依賴關(guān)系，這些操作可能被編譯器和處理器重排序。為了具體說明，請看下面計算圓面積的代碼示例：

double pi = 3.14; //A double r = 1.0; //B double area = pi * r * r; //C 復(fù)制代碼

上面三個操作的數(shù)據(jù)依賴關(guān)系如下圖所示：

如上圖所示，A和C之間存在數(shù)據(jù)依賴關(guān)系，同時B和C之間也存在數(shù)據(jù)依賴關(guān)系。因此在最終執(zhí)行的指令序列中，C不能被重排序到A和B的前面（C排到A和B的前面，程序的結(jié)果將會被改變）。但A和B之間沒有數(shù)據(jù)依賴關(guān)系，編譯器和處理器可以重排序A和B之間的執(zhí)行順序。下圖是該程序的兩種執(zhí)行順序： as-if-serial語義把單線程程序保護了起來，遵守as-if-serial語義的編譯器，runtime 和處理器共同為編寫單線程程序的程序員創(chuàng)建了一個幻覺：單線程程序是按程序的順序來執(zhí)行的。as-if-serial語義使單線程程序員無需擔(dān)心重排序會干擾他們，也無需擔(dān)心內(nèi)存可見性問題。

程序順序規(guī)則

根據(jù)happens- before的程序順序規(guī)則，上面計算圓的面積的示例代碼存在三個happens- before關(guān)系：

• A happens- before B；
• B happens- before C；
• A happens- before C；

這里的第3個happens- before關(guān)系，是根據(jù)happens- before的傳遞性推導(dǎo)出來的。

這里A happens- before B，但實際執(zhí)行時B卻可以排在A之前執(zhí)行（看上面的重排序后的執(zhí)行順序）。在第一章提到過，如果A happens- before B，JMM并不要求A一定要在B之前執(zhí)行。JMM僅僅要求前一個操作（執(zhí)行的結(jié)果）對后一個操作可見，且前一個操作按順序排在第二個操作之前。這里操作A的執(zhí)行結(jié)果不需要對操作B可見；而且重排序操作A和操作B后的執(zhí)行結(jié)果，與操作A和操作B按happens- before順序執(zhí)行的結(jié)果一致。在這種情況下，JMM會認(rèn)為這種重排序并不非法（not illegal），JMM允許這種重排序。

在計算機中，軟件技術(shù)和硬件技術(shù)有一個共同的目標(biāo)：在不改變程序執(zhí)行結(jié)果的前提下，盡可能的開發(fā)并行度。編譯器和處理器遵從這一目標(biāo)，從happens- before的定義我們可以看出，JMM同樣遵從這一目標(biāo)。

重排序?qū)Χ嗑€程的影響

現(xiàn)在讓我們來看看，重排序是否會改變多線程程序的執(zhí)行結(jié)果。請看下面的示例代碼：

class ReorderExample { int a = 0; boolean flag = false;public void writer() {a = 1; //1flag = true; //2 }Public void reader() {if (flag) { //3int i = a * a; //4……} } } 復(fù)制代碼

flag變量是個標(biāo)記，用來標(biāo)識變量a是否已被寫入。這里假設(shè)有兩個線程A和B，A首先執(zhí)行writer()方法，隨后B線程接著執(zhí)行reader()方法。線程B在執(zhí)行操作4時，能否看到線程A在操作1對共享變量a的寫入？

答案是：不一定能看到。

由于操作1和操作2沒有數(shù)據(jù)依賴關(guān)系，編譯器和處理器可以對這兩個操作重排序；同樣，操作3和操作4沒有數(shù)據(jù)依賴關(guān)系，編譯器和處理器也可以對這兩個操作重排序。讓我們先來看看，當(dāng)操作1和操作2重排序時，可能會產(chǎn)生什么效果？請看下面的程序執(zhí)行時序圖：

如上圖所示，操作1和操作2做了重排序。程序執(zhí)行時，線程A首先寫標(biāo)記變量flag，隨后線程B讀這個變量。由于條件判斷為真，線程B將讀取變量a。此時，變量a還根本沒有被線程A寫入，在這里多線程程序的語義被重排序破壞了！

下面再讓我們看看，當(dāng)操作3和操作4重排序時會產(chǎn)生什么效果（借助這個重排序，可以順便說明控制依賴性）。下面是操作3和操作4重排序后，程序的執(zhí)行時序圖：

在程序中，操作3和操作4存在控制依賴關(guān)系。當(dāng)代碼中存在控制依賴性時，會影響指令序列執(zhí)行的并行度。為此，編譯器和處理器會采用猜測（Speculation）執(zhí)行來克服控制相關(guān)性對并行度的影響。以處理器的猜測執(zhí)行為例，執(zhí)行線程B的處理器可以提前讀取并計算a*a，然后把計算結(jié)果臨時保存到一個名為重排序緩沖（reorder buffer ROB）的硬件緩存中。當(dāng)接下來操作3的條件判斷為真時，就把該計算結(jié)果寫入變量i中。

從圖中我們可以看出，猜測執(zhí)行實質(zhì)上對操作3和4做了重排序。重排序在這里破壞了多線程程序的語義！

在單線程程序中，對存在控制依賴的操作重排序，不會改變執(zhí)行結(jié)果（這也是as-if-serial語義允許對存在控制依賴的操作做重排序的原因）；但在多線程程序中，對存在控制依賴的操作重排序，可能會改變程序的執(zhí)行結(jié)果。

數(shù)據(jù)競爭與順序一致性保證

當(dāng)程序未正確同步時，就會存在數(shù)據(jù)競爭。java內(nèi)存模型規(guī)范對數(shù)據(jù)競爭的定義如下：

• 在一個線程中寫一個變量，
• 在另一個線程讀同一個變量，
• 而且寫和讀沒有通過同步來排序。

當(dāng)代碼中包含數(shù)據(jù)競爭時，程序的執(zhí)行往往產(chǎn)生違反直覺的結(jié)果（前一章的示例正是如此）。如果一個多線程程序能正確同步，這個程序?qū)⑹且粋€沒有數(shù)據(jù)競爭的程序。

JMM對正確同步的多線程程序的內(nèi)存一致性做了如下保證：

如果程序是正確同步的，程序的執(zhí)行將具有順序一致性（sequentially consistent）– 即程序的執(zhí)行結(jié)果與該程序在順序一致性內(nèi)存模型中的執(zhí)行結(jié)果相同（馬上我們將會看到，這對于程序員來說是一個極強的保證）。這里的同步是指廣義上的同步，包括對常用同步原語（lock，volatile和final）的正確使用。

順序一致性內(nèi)存模型

順序一致性內(nèi)存模型是一個被計算機科學(xué)家理想化了的理論參考模型，它為程序員提供了極強的內(nèi)存可見性保證。順序一致性內(nèi)存模型有兩大特性：

• 一個線程中的所有操作必須按照程序的順序來執(zhí)行。
• （不管程序是否同步）所有線程都只能看到一個單一的操作執(zhí)行順序。在順序一致性內(nèi)存模型中，每個操作都必須原子執(zhí)行且立刻對所有線程可見。

順序一致性內(nèi)存模型為程序員提供的視圖如下：

在概念上，順序一致性模型有一個單一的全局內(nèi)存，這個內(nèi)存通過一個左右擺動的開關(guān)可以連接到任意一個線程。同時，每一個線程必須按程序的順序來執(zhí)行內(nèi)存讀/寫操作。從上圖我們可以看出，在任意時間點最多只能有一個線程可以連接到內(nèi)存。當(dāng)多個線程并發(fā)執(zhí)行時，圖中的開關(guān)裝置能把所有線程的所有內(nèi)存讀/寫操作串行化。

假設(shè)有兩個線程A和B并發(fā)執(zhí)行。其中A線程有三個操作，它們在程序中的順序是：A1->A2->A3。B線程也有三個操作，它們在程序中的順序是：B1->B2->B3。

假設(shè)這兩個線程使用監(jiān)視器來正確同步：A線程的三個操作執(zhí)行后釋放監(jiān)視器，隨后B線程獲取同一個監(jiān)視器。那么程序在順序一致性模型中的執(zhí)行效果將如下圖所示：

現(xiàn)在我們再假設(shè)這兩個線程沒有做同步，下面是這個未同步程序在順序一致性模型中的執(zhí)行示意圖：

未同步程序在順序一致性模型中雖然整體執(zhí)行順序是無序的，但所有線程都只能看到一個一致的整體執(zhí)行順序。以上圖為例，線程A和B看到的執(zhí)行順序都是：B1->A1->A2->B2->A3->B3。之所以能得到這個保證是因為順序一致性內(nèi)存模型中的每個操作必須立即對任意線程可見。

但是，在JMM中就沒有這個保證。未同步程序在JMM中不但整體的執(zhí)行順序是無序的，而且所有線程看到的操作執(zhí)行順序也可能不一致。比如，在當(dāng)前線程把寫過的數(shù)據(jù)緩存在本地內(nèi)存中，且還沒有刷新到主內(nèi)存之前，這個寫操作僅對當(dāng)前線程可見；從其他線程的角度來觀察，會認(rèn)為這個寫操作根本還沒有被當(dāng)前線程執(zhí)行。只有當(dāng)前線程把本地內(nèi)存中寫過的數(shù)據(jù)刷新到主內(nèi)存之后，這個寫操作才能對其他線程可見。在這種情況下，當(dāng)前線程和其它線程看到的操作執(zhí)行順序?qū)⒉灰恢隆?/p>

同步程序的順序一致性效果

下面我們對前面的示例程序ReorderExample用監(jiān)視器來同步，看看正確同步的程序如何具有順序一致性。

請看下面的示例代碼：

class SynchronizedExample { int a = 0; boolean flag = false;public synchronized void writer() {a = 1;flag = true; }public synchronized void reader() {if (flag) {int i = a;……} } } 復(fù)制代碼

上面示例代碼中，假設(shè)A線程執(zhí)行writer()方法后，B線程執(zhí)行reader()方法。這是一個正確同步的多線程程序。根據(jù)JMM規(guī)范，該程序的執(zhí)行結(jié)果將與該程序在順序一致性模型中的執(zhí)行結(jié)果相同。下面是該程序在兩個內(nèi)存模型中的執(zhí)行時序?qū)Ρ葓D：

在順序一致性模型中，所有操作完全按程序的順序串行執(zhí)行。而在JMM中，臨界區(qū)內(nèi)的代碼可以重排序（但JMM不允許臨界區(qū)內(nèi)的代碼“逸出”到臨界區(qū)之外，那樣會破壞監(jiān)視器的語義）。JMM會在退出監(jiān)視器和進入監(jiān)視器這兩個關(guān)鍵時間點做一些特別處理，使得線程在這兩個時間點具有與順序一致性模型相同的內(nèi)存視圖（具體細(xì)節(jié)后文會說明）。雖然線程A在臨界區(qū)內(nèi)做了重排序，但由于監(jiān)視器的互斥執(zhí)行的特性，這里的線程B根本無法“觀察”到線程A在臨界區(qū)內(nèi)的重排序。這種重排序既提高了執(zhí)行效率，又沒有改變程序的執(zhí)行結(jié)果。

從這里我們可以看到JMM在具體實現(xiàn)上的基本方針：在不改變（正確同步的）程序執(zhí)行結(jié)果的前提下，盡可能的為編譯器和處理器的優(yōu)化打開方便之門。

未同步程序的執(zhí)行特性

對于未同步或未正確同步的多線程程序，JMM只提供最小安全性：線程執(zhí)行時讀取到的值，要么是之前某個線程寫入的值，要么是默認(rèn)值（0，null，false），JMM保證線程讀操作讀取到的值不會無中生有（out of thin air）的冒出來。為了實現(xiàn)最小安全性，JVM在堆上分配對象時，首先會清零內(nèi)存空間，然后才會在上面分配對象（JVM內(nèi)部會同步這兩個操作）。因此，在以清零的內(nèi)存空間（pre-zeroed memory）分配對象時，域的默認(rèn)初始化已經(jīng)完成了。

JMM不保證未同步程序的執(zhí)行結(jié)果與該程序在順序一致性模型中的執(zhí)行結(jié)果一致。因為未同步程序在順序一致性模型中執(zhí)行時，整體上是無序的，其執(zhí)行結(jié)果無法預(yù)知。保證未同步程序在兩個模型中的執(zhí)行結(jié)果一致毫無意義。

和順序一致性模型一樣，未同步程序在JMM中的執(zhí)行時，整體上也是無序的，其執(zhí)行結(jié)果也無法預(yù)知。同時，未同步程序在這兩個模型中的執(zhí)行特性有下面幾個差異：

• 順序一致性模型保證單線程內(nèi)的操作會按程序的順序執(zhí)行，而JMM不保證單線程內(nèi)的操作會按程序的順序執(zhí)行（比如上面正確同步的多線程程序在臨界區(qū)內(nèi)的重排序）。這一點前面已經(jīng)講過了，這里就不再贅述。
• 順序一致性模型保證所有線程只能看到一致的操作執(zhí)行順序，而JMM不保證所有線程能看到一致的操作執(zhí)行順序。這一點前面也已經(jīng)講過，這里就不再贅述。
• JMM不保證對64位的long型和double型變量的讀/寫操作具有原子性，而順序一致性模型保證對所有的內(nèi)存讀/寫操作都具有原子性。

第3個差異與處理器總線的工作機制密切相關(guān)。在計算機中，數(shù)據(jù)通過總線在處理器和內(nèi)存之間傳遞。每次處理器和內(nèi)存之間的數(shù)據(jù)傳遞都是通過一系列步驟來完成的，這一系列步驟稱之為總線事務(wù)（bus transaction）。總線事務(wù)包括讀事務(wù)（read transaction）和寫事務(wù)（write transaction）。讀事務(wù)從內(nèi)存?zhèn)魉蛿?shù)據(jù)到處理器，寫事務(wù)從處理器傳送數(shù)據(jù)到內(nèi)存，每個事務(wù)會讀/寫內(nèi)存中一個或多個物理上連續(xù)的字。這里的關(guān)鍵是，總線會同步試圖并發(fā)使用總線的事務(wù)。在一個處理器執(zhí)行總線事務(wù)期間，總線會禁止其它所有的處理器和I/O設(shè)備執(zhí)行內(nèi)存的讀/寫。下面讓我們通過一個示意圖來說明總線的工作機制：

如上圖所示，假設(shè)處理器A，B和C同時向總線發(fā)起總線事務(wù)，這時總線仲裁（bus arbitration）會對競爭作出裁決，這里我們假設(shè)總線在仲裁后判定處理器A在競爭中獲勝（總線仲裁會確保所有處理器都能公平的訪問內(nèi)存）。此時處理器A繼續(xù)它的總線事務(wù)，而其它兩個處理器則要等待處理器A的總線事務(wù)完成后才能開始再次執(zhí)行內(nèi)存訪問。假設(shè)在處理器A執(zhí)行總線事務(wù)期間（不管這個總線事務(wù)是讀事務(wù)還是寫事務(wù)），處理器D向總線發(fā)起了總線事務(wù)，此時處理器D的這個請求會被總線禁止。

總線的這些工作機制可以把所有處理器對內(nèi)存的訪問以串行化的方式來執(zhí)行；在任意時間點，最多只能有一個處理器能訪問內(nèi)存。這個特性確保了單個總線事務(wù)之中的內(nèi)存讀/寫操作具有原子性。

在一些32位的處理器上，如果要求對64位數(shù)據(jù)的讀/寫操作具有原子性，會有比較大的開銷。為了照顧這種處理器，java語言規(guī)范鼓勵但不強求JVM對64位的long型變量和double型變量的讀/寫具有原子性。當(dāng)JVM在這種處理器上運行時，會把一個64位long/ double型變量的讀/寫操作拆分為兩個32位的讀/寫操作來執(zhí)行。這兩個32位的讀/寫操作可能會被分配到不同的總線事務(wù)中執(zhí)行，此時對這個64位變量的讀/寫將不具有原子性。

當(dāng)單個內(nèi)存操作不具有原子性，將可能會產(chǎn)生意想不到后果。請看下面示意圖：

如上圖所示，假設(shè)處理器A寫一個long型變量，同時處理器B要讀這個long型變量。處理器A中64位的寫操作被拆分為兩個32位的寫操作，且這兩個32位的寫操作被分配到不同的寫事務(wù)中執(zhí)行。同時處理器B中64位的讀操作被拆分為兩個32位的讀操作，且這兩個32位的讀操作被分配到同一個的讀事務(wù)中執(zhí)行。當(dāng)處理器A和B按上圖的時序來執(zhí)行時，處理器B將看到僅僅被處理器A“寫了一半“的無效值。

volatile的特性

當(dāng)我們聲明共享變量為volatile后，對這個變量的讀/寫將會很特別。理解volatile特性的一個好方法是：把對volatile變量的單個讀/寫，看成是使用同一個鎖對這些單個讀/寫操作做了同步。下面我們通過具體的示例來說明，請看下面的示例代碼：

class VolatileFeaturesExample {//使用volatile聲明64位的long型變量volatile long vl = 0L;public void set(long l) {vl = l; //單個volatile變量的寫}public void getAndIncrement () {vl++; //復(fù)合（多個）volatile變量的讀/寫}public long get() {return vl; //單個volatile變量的讀} } 復(fù)制代碼

假設(shè)有多個線程分別調(diào)用上面程序的三個方法，這個程序在語義上和下面程序等價：

class VolatileFeaturesExample {long vl = 0L; // 64位的long型普通變量//對單個的普通 變量的寫用同一個鎖同步public synchronized void set(long l) { vl = l;}public void getAndIncrement () { //普通方法調(diào)用long temp = get(); //調(diào)用已同步的讀方法temp += 1L; //普通寫操作set(temp); //調(diào)用已同步的寫方法}public synchronized long get() { //對單個的普通變量的讀用同一個鎖同步return vl;} } 復(fù)制代碼

如上面示例程序所示，對一個volatile變量的單個讀/寫操作，與對一個普通變量的讀/寫操作使用同一個鎖來同步，它們之間的執(zhí)行效果相同。

鎖的happens-before規(guī)則保證釋放鎖和獲取鎖的兩個線程之間的內(nèi)存可見性，這意味著對一個volatile變量的讀，總是能看到（任意線程）對這個volatile變量最后的寫入。

鎖的語義決定了臨界區(qū)代碼的執(zhí)行具有原子性。這意味著即使是64位的long型和double型變量，只要它是volatile變量，對該變量的讀寫就將具有原子性。如果是多個volatile操作或類似于volatile++這種復(fù)合操作，這些操作整體上不具有原子性。

簡而言之，volatile變量自身具有下列特性：

• 可見性。對一個volatile變量的讀，總是能看到（任意線程）對這個volatile變量最后的寫入。
• 原子性：對任意單個volatile變量的讀/寫具有原子性，但類似于volatile++這種復(fù)合操作不具有原子性。

volatile的寫-讀建立的happens before關(guān)系

上面講的是volatile變量自身的特性，對程序員來說，volatile對線程的內(nèi)存可見性的影響比volatile自身的特性更為重要，也更需要我們?nèi)リP(guān)注。

從JSR-133開始，volatile變量的寫-讀可以實現(xiàn)線程之間的通信。

從內(nèi)存語義的角度來說，volatile與鎖有相同的效果：volatile寫和鎖的釋放有相同的內(nèi)存語義；volatile讀與鎖的獲取有相同的內(nèi)存語義。

請看下面使用volatile變量的示例代碼：

class VolatileExample {int a = 0;volatile boolean flag = false;public void writer() {a = 1; //1flag = true; //2}public void reader() {if (flag) { //3int i = a; //4……}} } 復(fù)制代碼

假設(shè)線程A執(zhí)行writer()方法之后，線程B執(zhí)行reader()方法。根據(jù)happens before規(guī)則，這個過程建立的happens before 關(guān)系可以分為兩類：

• 根據(jù)程序次序規(guī)則，1 happens before 2; 3 happens before 4。
• 根據(jù)volatile規(guī)則，2 happens before 3。
• 根據(jù)happens before 的傳遞性規(guī)則，1 happens before 4。

上述 happens before 關(guān)系的圖形化表現(xiàn)形式如下：

在上圖中，每一個箭頭鏈接的兩個節(jié)點，代表了一個 happens before 關(guān)系。黑色箭頭表示程序順序規(guī)則；橙色箭頭表示 volatile 規(guī)則；藍(lán)色箭頭表示組合這些規(guī)則后提供的 happens before 保證。

這里A線程寫一個volatile變量后，B線程讀同一個volatile變量。A線程在寫volatile變量之前所有可見的共享變量，在B線程讀同一個volatile變量后，將立即變得對B線程可見。

volatile寫-讀的內(nèi)存語義

volatile 寫的內(nèi)存語義如下：

當(dāng)寫一個 volatile 變量時，JMM 會把該線程對應(yīng)的本地內(nèi)存中的共享變量刷新到主內(nèi)存。 以上面示例程序 VolatileExample 為例，假設(shè)線程 A 首先執(zhí)行 writer() 方法，隨后線程 B 執(zhí)行 reader() 方法，初始時兩個線程的本地內(nèi)存中的 flag 和 a 都是初始狀態(tài)。下圖是線程 A 執(zhí)行 volatile 寫后，共享變量的狀態(tài)示意圖：

如上圖所示，線程A在寫flag變量后，本地內(nèi)存A中被線程A更新過的兩個共享變量的值被刷新到主內(nèi)存中。此時，本地內(nèi)存A和主內(nèi)存中的共享變量的值是一致的。

volatile讀的內(nèi)存語義如下：

當(dāng)讀一個 volatile 變量時，JMM 會把該線程對應(yīng)的本地內(nèi)存置為無效。線程接下來將從主內(nèi)存中讀取共享變量。 下面是線程B讀同一個 volatile 變量后，共享變量的狀態(tài)示意圖：

如上圖所示，在讀 flag 變量后，本地內(nèi)存 B 已經(jīng)被置為無效。此時，線程 B 必須從主內(nèi)存中讀取共享變量。線程 B 的讀取操作將導(dǎo)致本地內(nèi)存B與主內(nèi)存中的共享變量的值也變成一致的了。

如果我們把 volatile 寫和 volatile 讀這兩個步驟綜合起來看的話，在讀線程 B 讀一個volatile 變量后，寫線程 A 在寫這個 volatile 變量之前所有可見的共享變量的值都將立即變得對讀線程 B 可見。

下面對 volatile 寫和 volatile 讀的內(nèi)存語義做個總結(jié)：

• 線程 A 寫一個 volatile 變量，實質(zhì)上是線程 A 向接下來將要讀這個 volatile 變量的某個線程發(fā)出了（其對共享變量所在修改的）消息。
• 線程 B 讀一個 volatile 變量，實質(zhì)上是線程 B 接收了之前某個線程發(fā)出的（在寫這個volatile 變量之前對共享變量所做修改的）消息。
• 線程A寫一個 volatile 變量，隨后線程 B 讀這個 volatile 變量，這個過程實質(zhì)上是線程A 通過主內(nèi)存向線程 B 發(fā)送消息。

volatile 內(nèi)存語義的實現(xiàn)

JMM 如何實現(xiàn) volatile 寫/讀的內(nèi)存語義。

前文我們提到過重排序分為編譯器重排序和處理器重排序。為了實現(xiàn) volatile 內(nèi)存語義，JMM 會分別限制這兩種類型的重排序類型。下面是 JMM 針對編譯器制定的 volatile 重排序規(guī)則表：

舉例來說，第三行最后一個單元格的意思是：在程序順序中，當(dāng)?shù)谝粋€操作為普通變量的讀或?qū)憰r，如果第二個操作為 volatile 寫，則編譯器不能重排序這兩個操作。

從上表我們可以看出：

• 當(dāng)?shù)诙€操作是 volatile 寫時，不管第一個操作是什么，都不能重排序。這個規(guī)則確保volatile 寫之前的操作不會被編譯器重排序到 volatile 寫之后。
• 當(dāng)?shù)谝粋€操作是 volatile 讀時，不管第二個操作是什么，都不能重排序。這個規(guī)則確保volatile 讀之后的操作不會被編譯器重排序到 volatile 讀之前。
• 當(dāng)?shù)谝粋€操作是 volatile 寫，第二個操作是 volatile 讀時，不能重排序。

為了實現(xiàn) volatile 的內(nèi)存語義，編譯器在生成字節(jié)碼時，會在指令序列中插入內(nèi)存屏障來禁止特定類型的處理器重排序。對于編譯器來說，發(fā)現(xiàn)一個最優(yōu)布置來最小化插入屏障的總數(shù)幾乎不可能，為此，JMM 采取保守策略。下面是基于保守策略的 JMM 內(nèi)存屏障插入策略：

• 在每個 volatile 寫操作的前面插入一個 StoreStore 屏障。
• 在每個 volatile 寫操作的后面插入一個 StoreLoad 屏障。
• 在每個 volatile 讀操作的后面插入一個 LoadLoad 屏障。
• 在每個 volatile 讀操作的后面插入一個 LoadStore 屏障。

上述內(nèi)存屏障插入策略非常保守，但它可以保證在任意處理器平臺，任意的程序中都能得到正確的volatile 內(nèi)存語義。

下面是保守策略下，volatile 寫 插入內(nèi)存屏障后生成的指令序列示意圖：

上圖中的 StoreStore 屏障可以保證在 volatile 寫之前，其前面的所有普通寫操作已經(jīng)對任意處理器可見了。這是因為 StoreStore 屏障將保障上面所有的普通寫在 volatile 寫之前刷新到主內(nèi)存。

這里比較有意思的是 volatile 寫后面的 StoreLoad 屏障。這個屏障的作用是避免 volatile寫與后面可能有的 volatile 讀/寫操作重排序。因為編譯器常常無法準(zhǔn)確判斷在一個 volatile寫的后面，是否需要插入一個 StoreLoad 屏障（比如，一個 volatile 寫之后方法立即return）。為了保證能正確實現(xiàn) volatile 的內(nèi)存語義，JMM 在這里采取了保守策略：在每個volatile 寫的后面或在每個 volatile 讀的前面插入一個 StoreLoad 屏障。從整體執(zhí)行效率的角度考慮，JMM 選擇了在每個 volatile 寫的后面插入一個 StoreLoad 屏障。因為volatile 寫-讀內(nèi)存語義的常見使用模式是：一個寫線程寫 volatile 變量，多個讀線程讀同一個 volatile 變量。當(dāng)讀線程的數(shù)量大大超過寫線程時，選擇在 volatile 寫之后插入StoreLoad 屏障將帶來可觀的執(zhí)行效率的提升。從這里我們可以看到 JMM 在實現(xiàn)上的一個特點：首先確保正確性，然后再去追求執(zhí)行效率。

下面是在保守策略下，volatile 讀插入內(nèi)存屏障后生成的指令序列示意圖：

上圖中的 LoadLoad 屏障用來禁止處理器把上面的 volatile 讀與下面的普通讀重排序。LoadStore 屏障用來禁止處理器把上面的 volatile 讀與下面的普通寫重排序。

上述 volatile 寫和 volatile 讀的內(nèi)存屏障插入策略非常保守。在實際執(zhí)行時，只要不改變volatile 寫-讀的內(nèi)存語義，編譯器可以根據(jù)具體情況省略不必要的屏障。下面我們通過具體的示例代碼來說明：

class VolatileBarrierExample {int a;volatile int v1 = 1;volatile int v2 = 2;void readAndWrite() {int i = v1; //第一個volatile讀int j = v2; // 第二個volatile讀a = i + j; //普通寫v1 = i + 1; // 第一個volatile寫v2 = j * 2; //第二個 volatile寫}… //其他方法 } 復(fù)制代碼

針對 readAndWrite() 方法，編譯器在生成字節(jié)碼時可以做如下的優(yōu)化：

注意，最后的 StoreLoad 屏障不能省略。因為第二個 volatile 寫之后，方法立即 return。此時編譯器可能無法準(zhǔn)確斷定后面是否會有 volatile 讀或?qū)?#xff0c;為了安全起見，編譯器常常會在這里插入一個 StoreLoad 屏障。

上面的優(yōu)化是針對任意處理器平臺，由于不同的處理器有不同“松緊度”的處理器內(nèi)存模型，內(nèi)存屏障的插入還可以根據(jù)具體的處理器內(nèi)存模型繼續(xù)優(yōu)化。以 x86 處理器為例，上圖中除最后的StoreLoad 屏障外，其它的屏障都會被省略。

前面保守策略下的 volatile 讀和寫，在 x86 處理器平臺可以優(yōu)化成：

前文提到過，x86 處理器僅會對寫-讀操作做重排序。X86 不會對讀-讀，讀-寫和寫-寫操作做重排序，因此在 x86 處理器中會省略掉這三種操作類型對應(yīng)的內(nèi)存屏障。在 x86 中，JMM 僅需在volatile 寫后面插入一個 StoreLoad 屏障即可正確實現(xiàn) volatile 寫-讀的內(nèi)存語義。這意味著在 x86 處理器中，volatile 寫的開銷比 volatile 讀的開銷會大很多（因為執(zhí)行StoreLoad 屏障開銷會比較大）。

JSR-133 為什么要增強 volatile 的內(nèi)存語義

在 JSR-133 之前的舊 Java 內(nèi)存模型中，雖然不允許 volatile 變量之間重排序，但舊的Java 內(nèi)存模型允許 volatile 變量與普通變量之間重排序。在舊的內(nèi)存模型中，VolatileExample 示例程序可能被重排序成下列時序來執(zhí)行：

在舊的內(nèi)存模型中，當(dāng)1和2之間沒有數(shù)據(jù)依賴關(guān)系時，1和2之間就可能被重排序（3和4類似）。其結(jié)果就是：讀線程B執(zhí)行4時，不一定能看到寫線程 A 在執(zhí)行1時對共享變量的修改。

因此在舊的內(nèi)存模型中 ，volatile 的寫-讀沒有鎖的釋放-獲所具有的內(nèi)存語義。為了提供一種比鎖更輕量級的線程之間通信的機制，JSR-133 專家組決定增強 volatile 的內(nèi)存語義：嚴(yán)格限制編譯器和處理器對 volatile 變量與普通變量的重排序，確保 volatile 的寫-讀和鎖的釋放-獲取一樣，具有相同的內(nèi)存語義。從編譯器重排序規(guī)則和處理器內(nèi)存屏障插入策略來看，只要volatile 變量與普通變量之間的重排序可能會破壞 volatile 的內(nèi)存語意，這種重排序就會被編譯器重排序規(guī)則和處理器內(nèi)存屏障插入策略禁止。

由于 volatile 僅僅保證對單個 volatile 變量的讀/寫具有原子性，而鎖的互斥執(zhí)行的特性可以確保對整個臨界區(qū)代碼的執(zhí)行具有原子性。在功能上，鎖比 volatile 更強大；在可伸縮性和執(zhí)行性能上，volatile 更有優(yōu)勢。

鎖的釋放-獲取建立的happens before 關(guān)系

鎖是java并發(fā)編程中最重要的同步機制。鎖除了讓臨界區(qū)互斥執(zhí)行外，還可以讓釋放鎖的線程向獲取同一個鎖的線程發(fā)送消息。下面是鎖釋放-獲取的示例代碼：

class MonitorExample {int a = 0;public synchronized void writer() { //1a++; //2} //3public synchronized void reader() { //4int i = a; //5……} //6 } 復(fù)制代碼

假設(shè)線程A執(zhí)行writer()方法，隨后線程B執(zhí)行reader()方法。根據(jù)happens before規(guī)則，這個過程包含的happens before 關(guān)系可以分為兩類：

• 根據(jù)程序次序規(guī)則，1 happens before 2, 2 happens before 3; 4 happens before 5, 5 happens before 6。
• 根據(jù)監(jiān)視器鎖規(guī)則，3 happens before 4。
• 根據(jù)happens before 的傳遞性，2 happens before 5。

上述happens before 關(guān)系的圖形化表現(xiàn)形式如下：

在上圖中，每一個箭頭鏈接的兩個節(jié)點，代表了一個 happens before 關(guān)系。黑色箭頭表示程序順序規(guī)則；橙色箭頭表示監(jiān)視器鎖規(guī)則；藍(lán)色箭頭表示組合這些規(guī)則后提供的 happens before保證。

上圖表示在線程A釋放了鎖之后，隨后線程B獲取同一個鎖。在上圖中，2 happens before 5。因此，線程A在釋放鎖之前所有可見的共享變量，在線程B獲取同一個鎖之后，將立刻變得對B線程可見。

鎖釋放和獲取的內(nèi)存語義

當(dāng)線程釋放鎖時，JMM 會把該線程對應(yīng)的本地內(nèi)存中的共享變量刷新到主內(nèi)存中。以上面的MonitorExample 程序為例，A線程釋放鎖后，共享數(shù)據(jù)的狀態(tài)示意圖如下：

當(dāng)線程獲取鎖時，JMM 會把該線程對應(yīng)的本地內(nèi)存置為無效。從而使得被監(jiān)視器保護的臨界區(qū)代碼必須要從主內(nèi)存中去讀取共享變量。下面是鎖獲取的狀態(tài)示意圖： 對比鎖釋放-獲取的內(nèi)存語義與 volatile 寫-讀的內(nèi)存語義，可以看出：鎖釋放與 volatile 寫有相同的內(nèi)存語義；鎖獲取與 volatile 讀有相同的內(nèi)存語義。

下面對鎖釋放和鎖獲取的內(nèi)存語義做個總結(jié)：

• 線程 A 釋放一個鎖，實質(zhì)上是線程 A 向接下來將要獲取這個鎖的某個線程發(fā)出了（線程 A 對共享變量所做修改的）消息。
• 線程 B 獲取一個鎖，實質(zhì)上是線程 B 接收了之前某個線程發(fā)出的（在釋放這個鎖之前對共享變量所做修改的）消息。
• 線程 A 釋放鎖，隨后線程 B 獲取這個鎖，這個過程實質(zhì)上是線程 A 通過主內(nèi)存向線程 B 發(fā)送消息。

鎖內(nèi)存語義的實現(xiàn)

class ReentrantLockExample { int a = 0; ReentrantLock lock = new ReentrantLock();public void writer() {lock.lock(); //獲取鎖try {a++;} finally {lock.unlock(); //釋放鎖} }public void reader () {lock.lock(); //獲取鎖try {int i = a;……} finally {lock.unlock(); //釋放鎖} } } 復(fù)制代碼

ReentrantLock 的實現(xiàn)依賴于 java 同步器框架 AbstractQueuedSynchronizer（本文簡稱之為AQS）。AQS 使用一個整型的 volatile 變量（命名為 state）來維護同步狀態(tài)，馬上我們會看到，這個 volatile 變量是 ReentrantLock 內(nèi)存語義實現(xiàn)的關(guān)鍵。 下面是ReentrantLock 的類圖（僅畫出與本文相關(guān)的部分）：

ReentrantLock 分為公平鎖和非公平鎖。

使用公平鎖時，加鎖方法 lock() 的方法調(diào)用軌跡如下：

• ReentrantLock : lock()
• FairSync : lock()
• AbstractQueuedSynchronizer : acquire(int arg)
• ReentrantLock : tryAcquire(int acquires)

在第4步真正開始加鎖，下面是該方法的源代碼：

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {final Thread current = Thread.currentThread();int c = getState(); //獲取鎖的開始，首先讀volatile變量stateif (c == 0) {if (isFirst(current) &&compareAndSetState(0, acquires)) {setExclusiveOwnerThread(current);return true;}}else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {int nextc = c + acquires;if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded");setState(nextc);return true;}return false; } 復(fù)制代碼

從上面源代碼中我們可以看出，加鎖方法首先讀 volatile 變量 state。

在使用公平鎖時，解鎖方法 unlock() 的方法調(diào)用軌跡如下：

• ReentrantLock : unlock()
• AbstractQueuedSynchronizer : release(int arg)
• Sync : tryRelease(int releases)

在第3步真正開始釋放鎖，下面是該方法的源代碼：

protected final boolean tryRelease(int releases) {int c = getState() - releases;if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())throw new IllegalMonitorStateException();boolean free = false;if (c == 0) {free = true;setExclusiveOwnerThread(null);}setState(c); //釋放鎖的最后，寫volatile變量statereturn free; } 復(fù)制代碼

從上面的源代碼我們可以看出，在釋放鎖的最后寫 volatile 變量 state。

公平鎖在釋放鎖的最后寫 volatile 變量 state；在獲取鎖時首先讀這個 volatile 變量。根據(jù) volatile 的 happens-before 規(guī)則，釋放鎖的線程在寫 volatile 變量之前可見的共享變量，在獲取鎖的線程讀取同一個 volatile 變量后將立即變的對獲取鎖的線程可見。

使用非公平鎖時，加鎖方法 lock() 的方法調(diào)用軌跡如下：

• ReentrantLock : lock()
• NonfairSync : lock()
• AbstractQueuedSynchronizer : compareAndSetState(int expect, int update)

在第3步真正開始加鎖，下面是該方法的源代碼：

protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update); } 復(fù)制代碼

該方法以原子操作的方式更新 state 變量，本文把 java 的 compareAndSet() 方法調(diào)用簡稱為 CAS。JDK 文檔對該方法的說明如下：如果當(dāng)前狀態(tài)值等于預(yù)期值，則以原子方式將同步狀態(tài)設(shè)置為給定的更新值。此操作具有 volatile 讀和寫的內(nèi)存語義。

這里我們分別從編譯器和處理器的角度來分析,CAS 如何同時具有 volatile 讀和 volatile 寫的內(nèi)存語義。

前文我們提到過，編譯器不會對 volatile 讀與 volatile 讀后面的任意內(nèi)存操作重排序；編譯器不會對 volatile 寫與 volatile 寫前面的任意內(nèi)存操作重排序。組合這兩個條件，意味著為了同時實現(xiàn) volatile 讀和 volatile 寫的內(nèi)存語義，編譯器不能對 CAS 與 CAS 前面和后面的任意內(nèi)存操作重排序。

下面我們來分析在常見的 intel x86 處理器中，CAS 是如何同時具有 volatile 讀和 volatile 寫的內(nèi)存語義的。

下面是 sun.misc.Unsafe 類的 compareAndSwapInt() 方法的源代碼：

public final native boolean compareAndSwapInt(Object o, long offset,int expected,int x); 復(fù)制代碼

可以看到這是個本地方法調(diào)用。這個本地方法在 openjdk 中依次調(diào)用的 C++ 代碼為：unsafe.cpp，atomic.cpp 和 atomicwindowsx86.inline.hpp。這個本地方法的最終實現(xiàn)在 openjdk 的如下位置：openjdk-7-fcs-src-b147-27jun2011\openjdk\hotspot\src\oscpu\windowsx86\vm\ atomicwindowsx86.inline.hpp（對應(yīng)于 windows 操作系統(tǒng)，X86 處理器）。下面是對應(yīng)于 intel x86 處理器的源代碼的片段：

// Adding a lock prefix to an instruction on MP machine // VC++ doesn't like the lock prefix to be on a single line // so we can't insert a label after the lock prefix. // By emitting a lock prefix, we can define a label after it. #define LOCK_IF_MP(mp) __asm cmp mp, 0 \__asm je L0 \__asm _emit 0xF0 \__asm L0:inline jint Atomic::cmpxchg (jint exchange_value, volatile jint* dest, jint compare_value) {// alternative for InterlockedCompareExchangeint mp = os::is_MP();__asm {mov edx, destmov ecx, exchange_valuemov eax, compare_valueLOCK_IF_MP(mp)cmpxchg dword ptr [edx], ecx} } 復(fù)制代碼

如上面源代碼所示，程序會根據(jù)當(dāng)前處理器的類型來決定是否為 cmpxchg 指令添加 lock 前綴。如果程序是在多處理器上運行，就為 cmpxchg 指令加上 lock 前綴（lock cmpxchg）。反之，如果程序是在單處理器上運行，就省略 lock 前綴（單處理器自身會維護單處理器內(nèi)的順序一致性，不需要 lock 前綴提供的內(nèi)存屏障效果）。

intel 的手冊對 lock 前綴的說明如下：

• 確保對內(nèi)存的讀-改-寫操作原子執(zhí)行。在 Pentium 及 Pentium 之前的處理器中，帶有l(wèi)ock 前綴的指令在執(zhí)行期間會鎖住總線，使得其他處理器暫時無法通過總線訪問內(nèi)存。很顯然，這會帶來昂貴的開銷。從 Pentium 4，Intel Xeon 及 P6 處理器開始，intel 在原有總線鎖的基礎(chǔ)上做了一個很有意義的優(yōu)化：如果要訪問的內(nèi)存區(qū)域（area of memory）在 lock 前綴指令執(zhí)行期間已經(jīng)在處理器內(nèi)部的緩存中被鎖定（即包含該內(nèi)存區(qū)域的緩存行當(dāng)前處于獨占或以修改狀態(tài)），并且該內(nèi)存區(qū)域被完全包含在單個緩存行（cache line）中，那么處理器將直接執(zhí)行該指令。由于在指令執(zhí)行期間該緩存行會一直被鎖定，其它處理器無法讀/寫該指令要訪問的內(nèi)存區(qū)域，因此能保證指令執(zhí)行的原子性。這個操作過程叫做緩存鎖定（cache locking），緩存鎖定將大大降低 lock 前綴指令的執(zhí)行開銷，但是當(dāng)多處理器之間的競爭程度很高或者指令訪問的內(nèi)存地址未對齊時，仍然會鎖住總線。
• 禁止該指令與之前和之后的讀和寫指令重排序。
• 把寫緩沖區(qū)中的所有數(shù)據(jù)刷新到內(nèi)存中。

上面的第2點和第3點所具有的內(nèi)存屏障效果，足以同時實現(xiàn) volatile 讀和 volatile 寫的內(nèi)存語義。

經(jīng)過上面的這些分析，現(xiàn)在我們終于能明白為什么 JDK 文檔說 CAS 同時具有 volatile 讀和volatile 寫的內(nèi)存語義了。

現(xiàn)在對公平鎖和非公平鎖的內(nèi)存語義做個總結(jié)：

• 公平鎖和非公平鎖釋放時，最后都要寫一個 volatile 變量 state。
• 公平鎖獲取時，首先會去讀這個 volatile 變量。
• 非公平鎖獲取時，首先會用 CAS 更新這個 volatile 變量,這個操作同時具有 volatile 讀和 volatile 寫的內(nèi)存語義。

從本文對 ReentrantLock 的分析可以看出，鎖釋放-獲取的內(nèi)存語義的實現(xiàn)至少有下面兩種方式：

• 利用 volatile 變量的寫-讀所具有的內(nèi)存語義。
• 利用 CAS 所附帶的 volatile 讀和 volatile 寫的內(nèi)存語義。

concurrent 包的實現(xiàn)

由于 java 的 CAS 同時具有 volatile 讀和 volatile 寫的內(nèi)存語義，因此 Java 線程之間的通信現(xiàn)在有了下面四種方式：

• A 線程寫 volatile 變量，隨后 B 線程讀這個 volatile 變量。
• A 線程寫 volatile 變量，隨后 B 線程用 CAS 更新這個 volatile 變量。
• A 線程用 CAS 更新一個volatile變量，隨后 B 線程用 CAS 更新這個 volatile 變量。
• A 線程用 CAS 更新一個 volatile 變量，隨后 B 線程讀這個 volatile 變量。

Java 的 CAS 會使用現(xiàn)代處理器上提供的高效機器級別原子指令，這些原子指令以原子方式對內(nèi)存執(zhí)行讀-改-寫操作，這是在多處理器中實現(xiàn)同步的關(guān)鍵（從本質(zhì)上來說，能夠支持原子性讀-改-寫指令的計算機器，是順序計算圖靈機的異步等價機器，因此任何現(xiàn)代的多處理器都會去支持某種能對內(nèi)存執(zhí)行原子性讀-改-寫操作的原子指令）。同時，volatile 變量的讀/寫和 CAS 可以實現(xiàn)線程之間的通信。把這些特性整合在一起，就形成了整個 concurrent 包得以實現(xiàn)的基石。如果我們仔細(xì)分析 concurrent 包的源代碼實現(xiàn)，會發(fā)現(xiàn)一個通用化的實現(xiàn)模式：

• 首先，聲明共享變量為 volatile；
• 然后，使用 CAS 的原子條件更新來實現(xiàn)線程之間的同步；
• 同時，配合以 volatile 的讀/寫和 CAS 所具有的 volatile 讀和寫的內(nèi)存語義來實現(xiàn)線程之間的通信。

AQS，非阻塞數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和原子變量類（java.util.concurrent.atomic 包中的類），這些 concurrent 包中的基礎(chǔ)類都是使用這種模式來實現(xiàn)的，而 concurrent 包中的高層類又是依賴于這些基礎(chǔ)類來實現(xiàn)的。從整體來看，concurrent 包的實現(xiàn)示意圖如下：

final

對于final 域，編譯器和處理器要遵守兩個重排序規(guī)則：

• 在構(gòu)造函數(shù)內(nèi)對一個 final 域的寫入，與隨后把這個被構(gòu)造對象的引用賦值給一個引用變量，這兩個操作之間不能重排序。
• 初次讀一個包含 final 域的對象的引用，與隨后初次讀這個 final 域，這兩個操作之間不能重排序。

下面，我們通過一些示例性的代碼來分別說明這兩個規(guī)則：

public class FinalExample {int i; //普通變量final int j; //final變量static FinalExample obj;public void FinalExample () { //構(gòu)造函數(shù)i = 1; //寫普通域j = 2; //寫final域}public static void writer () { //寫線程A執(zhí)行obj = new FinalExample ();}public static void reader () { //讀線程B執(zhí)行FinalExample object = obj; //讀對象引用int a = object.i; //讀普通域int b = object.j; //讀final域} } 復(fù)制代碼

這里假設(shè)一個線程 A 執(zhí)行 writer() 方法，隨后另一個線程 B 執(zhí)行 reader() 方法。

寫 final 域的重排序規(guī)則

寫 final 域的重排序規(guī)則禁止把 final 域的寫重排序到構(gòu)造函數(shù)之外。這個規(guī)則的實現(xiàn)包含下面2個方面：

• JMM 禁止編譯器把 final 域的寫重排序到構(gòu)造函數(shù)之外。
• 編譯器會在 final 域的寫之后，構(gòu)造函數(shù) return 之前，插入一個 StoreStore 屏障。這個屏障禁止處理器把 final 域的寫重排序到構(gòu)造函數(shù)之外。

現(xiàn)在讓我們分析 writer() 方法。writer() 方法只包含一行代碼：finalExample = new FinalExample()。這行代碼包含兩個步驟：

構(gòu)造一個 FinalExample 類型的對象； 把這個對象的引用賦值給引用變量 obj。 假設(shè)線程 B 讀對象引用與讀對象的成員域之間沒有重排序（馬上會說明為什么需要這個假設(shè)），下圖是一種可能的執(zhí)行時序：

在上圖中，寫普通域的操作被編譯器重排序到了構(gòu)造函數(shù)之外，讀線程B錯誤的讀取了普通變量i初始化之前的值。而寫 final 域的操作，被寫 final 域的重排序規(guī)則“限定”在了構(gòu)造函數(shù)之內(nèi)，讀線程 B 正確的讀取了 final 變量初始化之后的值。

寫 final 域的重排序規(guī)則可以確保：在對象引用為任意線程可見之前，對象的 final 域已經(jīng)被正確初始化過了，而普通域不具有這個保障。以上圖為例，在讀線程 B “看到”對象引用 obj 時，很可能 obj 對象還沒有構(gòu)造完成（對普通域i的寫操作被重排序到構(gòu)造函數(shù)外，此時初始值2還沒有寫入普通域i）。

讀 final 域的重排序規(guī)則

讀 final 域的重排序規(guī)則如下：

• 在一個線程中，初次讀對象引用與初次讀該對象包含的 final 域，JMM 禁止處理器重排序這兩個操作（注意，這個規(guī)則僅僅針對處理器）。編譯器會在讀 final 域操作的前面插入一個 LoadLoad 屏障。

初次讀對象引用與初次讀該對象包含的 final 域，這兩個操作之間存在間接依賴關(guān)系。由于編譯器遵守間接依賴關(guān)系，因此編譯器不會重排序這兩個操作。大多數(shù)處理器也會遵守間接依賴，大多數(shù)處理器也不會重排序這兩個操作。但有少數(shù)處理器允許對存在間接依賴關(guān)系的操作做重排序（比如 alpha 處理器），這個規(guī)則就是專門用來針對這種處理器。

reader() 方法包含三個操作：

• 初次讀引用變量 obj;
• 初次讀引用變量 obj 指向?qū)ο蟮钠胀ㄓ?j。
• 初次讀引用變量 obj 指向?qū)ο蟮?final 域 i。

現(xiàn)在我們假設(shè)寫線程 A 沒有發(fā)生任何重排序，同時程序在不遵守間接依賴的處理器上執(zhí)行，下面是一種可能的執(zhí)行時序：

在上圖中，讀對象的普通域的操作被處理器重排序到讀對象引用之前。讀普通域時，該域還沒有被寫線程A寫入，這是一個錯誤的讀取操作。而讀 final 域的重排序規(guī)則會把讀對象 final 域的操作“限定”在讀對象引用之后，此時該 final 域已經(jīng)被 A 線程初始化過了，這是一個正確的讀取操作。

讀 final 域的重排序規(guī)則可以確保：在讀一個對象的 final 域之前，一定會先讀包含這個 final 域的對象的引用。在這個示例程序中，如果該引用不為 null，那么引用對象的 final 域一定已經(jīng)被 A 線程初始化過了。

如果 final 域是引用類型

public class FinalReferenceExample { final int[] intArray; //final是引用類型 static FinalReferenceExample obj;public FinalReferenceExample () { //構(gòu)造函數(shù)intArray = new int[1]; //1intArray[0] = 1; //2 }public static void writerOne () { //寫線程A執(zhí)行obj = new FinalReferenceExample (); //3 }public static void writerTwo () { //寫線程B執(zhí)行obj.intArray[0] = 2; //4 }public static void reader () { //讀線程C執(zhí)行if (obj != null) { //5int temp1 = obj.intArray[0]; //6} } } 復(fù)制代碼

這里 final 域為一個引用類型，它引用一個 int 型的數(shù)組對象。對于引用類型，寫 final 域的重排序規(guī)則對編譯器和處理器增加了如下約束：

• 在構(gòu)造函數(shù)內(nèi)對一個 final 引用的對象的成員域的寫入，與隨后在構(gòu)造函數(shù)外把這個被構(gòu)造對象的引用賦值給一個引用變量，這兩個操作之間不能重排序。

對上面的示例程序，我們假設(shè)首先線程 A 執(zhí)行 writerOne() 方法，執(zhí)行完后線程 B 執(zhí)行 writerTwo() 方法，執(zhí)行完后線程 C 執(zhí)行 reader() 方法。下面是一種可能的線程執(zhí)行時序：

在上圖中，1 是對 final 域的寫入，2 是對這個 final 域引用的對象的成員域的寫入，3是把被構(gòu)造的對象的引用賦值給某個引用變量。這里除了前面提到的1不能和3重排序外，2和3也不能重排序。

JMM 可以確保讀線程 C 至少能看到寫線程 A 在構(gòu)造函數(shù)中對 final 引用對象的成員域的寫入。即 C 至少能看到數(shù)組下標(biāo) 0 的值為 1。而寫線程 B 對數(shù)組元素的寫入，讀線程 C 可能看的到，也可能看不到。JMM 不保證線程 B 的寫入對讀線程 C 可見，因為寫線程 B 和讀線程 C 之間存在數(shù)據(jù)競爭，此時的執(zhí)行結(jié)果不可預(yù)知。

如果想要確保讀線程 C 看到寫線程 B 對數(shù)組元素的寫入，寫線程 B 和讀線程 C 之間需要使用同步原語（lock 或 volatile）來確保內(nèi)存可見性。

為什么 final 引用不能從構(gòu)造函數(shù)內(nèi)“逸出”

前面我們提到過，寫 final 域的重排序規(guī)則可以確保：在引用變量為任意線程可見之前，該引用變量指向的對象的 final 域已經(jīng)在構(gòu)造函數(shù)中被正確初始化過了。其實要得到這個效果，還需要一個保證：在構(gòu)造函數(shù)內(nèi)部，不能讓這個被構(gòu)造對象的引用為其他線程可見，也就是對象引用不能在構(gòu)造函數(shù)中“逸出”。為了說明問題，讓我們來看下面示例代碼：

public class FinalReferenceEscapeExample { final int i; static FinalReferenceEscapeExample obj;public FinalReferenceEscapeExample () {i = 1; //1寫final域obj = this; //2 this引用在此“逸出” }public static void writer() {new FinalReferenceEscapeExample (); }public static void reader {if (obj != null) { //3int temp = obj.i; //4} } } 復(fù)制代碼

假設(shè)一個線程 A 執(zhí)行 writer() 方法，另一個線程 B 執(zhí)行 reader() 方法。這里的操作2使得對象還未完成構(gòu)造前就為線程 B 可見。即使這里的操作 2 是構(gòu)造函數(shù)的最后一步，且即使在程序中操作 2 排在操作 1 后面，執(zhí)行 read() 方法的線程仍然可能無法看到 final 域被初始化后的值，因為這里的操作 1 和操作 2 之間可能被重排序。實際的執(zhí)行時序可能如下圖所示：

從上圖我們可以看出：在構(gòu)造函數(shù)返回前，被構(gòu)造對象的引用不能為其他線程可見，因為此時的 final 域可能還沒有被初始化。在構(gòu)造函數(shù)返回后，任意線程都將保證能看到 final 域正確初始化之后的值。

final 語義在處理器中的實現(xiàn)

現(xiàn)在我們以 x86 處理器為例，說明 final 語義在處理器中的具體實現(xiàn)。

上面我們提到，寫 final 域的重排序規(guī)則會要求譯編器在 final 域的寫之后，構(gòu)造函數(shù)return 之前，插入一個 StoreStore 障屏。讀 final 域的重排序規(guī)則要求編譯器在讀 final 域的操作前面插入一個 LoadLoad 屏障。

由于 x86 處理器不會對寫-寫操作做重排序，所以在 x86 處理器中，寫 final 域需要的 StoreStore 障屏?xí)皇÷缘簟Ｍ瑯?#xff0c;由于 x86 處理器不會對存在間接依賴關(guān)系的操作做重排序，所以在 x86 處理器中，讀 final 域需要的 LoadLoad 屏障也會被省略掉。也就是說在 x86 處理器中，final 域的讀/寫不會插入任何內(nèi)存屏障！

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的JMM 学习笔记的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

如果覺得生活随笔網(wǎng)站內(nèi)容還不錯，歡迎將生活随笔推薦給好友。