(第三章)Java内存模型(中)

一、volatile的内存语义

　　1.1 volatile的特性

　　　　理解volatile特性的一个好办法是把对volatile变量的单个读/写，看成是使用同一个锁对这些单个读/写操作做了同步。下面通过具体的示例来说明，示例代码如下：

class VolatileFeaturesExample {
    volatile Long vl = 0L;              //使用volatile声明64位的Long型变量

    public void set(Long l) {
        vl = l;                         //单个volatile变量的写
    }

    public void getAndIncrement() {
        vl++;                           //复合(多个)volatile变量的读/写
    }

    public Long get() {
        return vl;                      //单个volatile变量的读
    }

}

　　　　假设有多个线程分别调用上面程序的3个方法，这个程序在语义上和下面程序等价。

class VolatileFeaturesExample {
    Long vl = 0L;                                  //64位的Long型普通变量

    public synchronized void set(Long l) {      //对单个普通变量的写用同一个锁同步
        vl = l;
    }

    public void getAndIncrement() {               //普通方法调用
        Long temp = get();                          //调用已同步的读方法
        temp += 1L;                                 //普通写操作
        set(temp);                                  //调用已同步的写方法
    }

    public synchronized Long get() {               //对单个的普通变量的读用同一个锁同步
        return vl;
    }

}

　　　　如上面示例程序所示，一个volatile变量的单个读/写操作，与一个普通变量的读/写操作都是使用同一个锁来同步，他们之间的执行效果相同。

　　　　锁的happens-before规则保证释放锁和获取锁的两个线程之间的内存可见性，这意味着对一个volatile变量的读，总是能看到(任意线程)对这个volatile变量最后的写入。

　　　　锁的语义决定了临界区代码的执行具有原子性。这意味着，即使是64位的Long型和double型变量，只要它是volatile变量，对该变量的读/写就具有原子性。如果是多个volatile操作或类似于volatile++这种复合操作，这些操作整体上不具有原子性。

　　　　简而言之，volatile变量自身具有下列特性：

　　　　可见性：对一个volatile变量的读，总是能看到(任意线程)对这个volatile变量最后的写入。

　　　　原子性：对任意单个volatile变量的读/写具有原子性，但类似于volatile++这种复合操作不具有原子性。

　　1.2 volatile写-读建立的happens-before关系

　　　　上面说的是volatile自身的特性，对程序员来说，volatile对线程的内存可见性的影响比volatile自身的特性更为重要，也更需要我们去关注。

　　　　从JSR-133开始(即从JDK 5开始)，volatile变量的写-读可以实现线程之间的通信。

　　　　从内存语义的角度来说，volatile的写-读与锁的释放-获取有相同的内存效果：volatile写和锁的释放有相同的内存语义；volatile读与锁的获取有相同的内存语义。

　　　　使用volatile变量的示例代码：

class VolatileExample {
    int a = 0;
    volatile boolean flag = false;

    public void writer() {
        a = 1;
        flag =
    }

    public void reader() {

        }
    }

}

　　　　假设线程A执行writer()方法之后，线程B执行reader()方法。根据happens-before规则，这个过程建立的happens-before关系可以分为3类：

　　　　1、根据程序次序规则，1 happens-before2，3 happens-before 4。

　　　　2、根据volatile规则，2 happens-before 3。

　　　　3、根据happens-before传递性规则，1 happens-before 4。

　　　　上述happens-before关系的图形化表现形式如下：

　　　　

　　　　这里A线程写一个volatile变量后，B线程读同一个volatile变量。A线程在写volatile变量之前所有可见的共享变量，在B线程读同一个volatile变量后，将立即变得对B线程可见。

　　1.3 volatile写-读的内存语义

　　　　当写一个volatile变量时，JMM会把该线程对应的本地内存中的共享变量刷新到主内存。

　　　　以上面示例程序VolatileExample为例，假设线程A首先执行writer()方法，随后线程B执行reader()方法，初始时两个线程的本地内存中的flag和a都是初始状态。下图是线程A执行volatile写后，共享变量的状态示意图：

　　　　

　　　　线程A在写flag变量后，本地内存A中被线程A更新过的两个共享变量的值被刷新到主内存中。此时本地内存A和主内存中的共享变量的值是一致的。

　　　　volatile读的内存语义如下：

　　　　当读一个volatile变量时，JMM会把该线程对应的本地内存置为无效。线程接下来将从主内存中读取共享变量。

　　　　下图是线程B读同一个volatile变量后，共享变量的状态示意图：

　　　　

　　　　如图所示，在读flag变量后，本地内存B包含的值已经被置为无效。此时，线程B必须从主内存中读取共享变量。线程B的读取操作将导致本地内存B与主内存中的共享变量的值编程一致。

　　　　如果我们把volatile写和volatile读两个步骤综合起来看的话，在读线程B读一个volatile变量后，写线程A在写这个volatile变量之前所有可见的共享变量的值都将立即变得对读线程B可见。

　　　　下面对volatile写和volatile读的内存语义做个总结：

　　　　>线程A写一个volatile变量，实质上是线程A向接下来将要读这个volatile变量的某个线程发出了(其对共享变量所做修改的)消息。

　　　　>线程B读一个volatile变量，实质上是线程B接收了之前某个线程发出的(在写这个volatile变量之前对共享变量所做修改的)消息。

　　　　>线程A写一个volatile变量，随后线程B读这个volatile变量，这个过程实质上是线程A通过主内存向线程B发送消息。

　　1.4 volatile内存语义的实现

　　　　重排序分为编译器重排序和处理器重排序。为了实现volatile内存语义，JMM会分别限制这两种类型的重排序类型，制定了如下规则：

　　　　1、当第二个操作是volatile写时，不管第一个操作是什么，都不能重排序。这个规则确保volatile写之前的操作不会被编译器重排序到volatile写之后。

　　　　2、当第一个操作是volatile读时，不管第二个操作是什么，都不能重排序。这个规则确保volatile读之后的操作不会被编译器重排序到volatile读之前。

　　　　3、当第一个操作是volatile写，第二个操作是volatile读时，不能重排序。

　　　　为了实现volatile的内存语义，编译器在生成字节码时，会在指令序列中插入内存屏障来禁止特定类型的处理器重排序。对于编译器来说，发现一个最优布置来最小化插入屏障的总数几乎不可能。为此，JMM采取保守策略。下面是基于保守策略的JMM内存屏障插入策略。

　　　　在每个volatile写操作的前面插入一个StoreStore屏障。

　　　　在每个volatile写操作的后面插入一个StoreLoad屏障。

　　　　在每个volatile读操作的前面插入一个LoadLoad屏障。

　　　　在每个volatile读操作的后面插入一个LoadStore屏障。

　　　　上述内存屏障插入策略非常保守，但它可以保证在任意处理器平台，任意的程序中都能得到正确的volatile内存语义。

　　　　由于不同的处理器有不同"松紧度"的处理器内存模型，内存屏障的插入还可以根据具体的处理器内存模型继续优化。

　　1.5 JSR-133为什么要增强volatile的内存语义

　　　　在JSR-133之前的旧java内存模型中，虽然不允许volatile变量之间重排序，但旧的Java内存模型允许volatile变量与普通变量重排序。

　　　　在旧的内存模型中，volatile的写-读没有锁的释放-获取具有的的内存语义。为了提供一种比锁更轻量级的线程之间通信的机制，JSR-133专家组决定增强volatile的内存语义：严格限制编译器和处理器对volatile变量与普通变量的重排序，确保volatile的写-读和锁的释放-获取具有相同的内存语义。从编译器重排序规则和处理器内存屏障插入策略来看，只要volatile变量与普通变量之间的重排序可能会破坏volatile的内存语义，这种重排序就会被编译器重排序规则和处理器内存屏障插入策略禁止。

　　　　由于volatile仅仅保证对单个volatile变量的读/写具有原子性，而锁的互斥执行的特性可以确保对整个临界区代码的执行具有原子性。在功能上，锁比volatile更强大；在可伸缩性和执行性能上，volatile更有优势，但是如果想在程序中用volatile代替锁，一定要谨慎。

 二、锁的内存语义

　　　　锁可以让临界区互斥执行，但锁的内存语义同样重要。

　　2.1 锁的释放-获取建立的happens-before关系

　　　　锁是Java并发编程中最重要的同步机制。锁除了让临界区互斥执行外，还可以让释放锁的线程向获取同一个锁的线程发送消息。

　　　　下面是示例代码：

class MonitorExample {
    int a = 0;

        a++;
    }                                           

    }                                           

}

　　　　假设线程A执行writer()方法，随后线程B执行reader()方法。根据happens-before规则，这个过程包含的happens-before关系可以分为3类。

　　　　1、根据程序次序规则：1 happens-before 2,2 happens-before 3,4 happens-before 5，5 happens-before 6。

　　　　2、根据监视器锁规则：3 happens-before 4。

　　　　3、根据happens-before的传递性，2 happens-before 5。

　　　　上述happens-before关系的图形化表现形式如下图所示：

　　　　

　　　　在线程A释放了锁之后，随后线程B获取同一个锁。在上图中，2 happens-before 5。因此，线程A在释放锁之前所有可见的共享变量，在线程B获取同一个锁之后，将立即变得对B线程可见。

　　2.2 锁的释放和获取的内存语义

　　　　当线程释放锁时，JMM会把该线程对应的本地内存中的共享变量刷新到主内存中。以上面的MonitorExample程序为例，A线程释放锁后，共享数据的状态示意图如下：

　　　　

当线程获取锁时，JMM会把该线程对应的本地内存置为无效。从而使得被监视器保护的临界区代码必须从主内存中读取共享变量。下图是锁获取的状态示意图：

　　　　

　　　　对比锁释放-获取的内存语义与volatile写-读的内存语义可以看出：锁释放与volatile写有相同的内存语义；锁获取与volatile读有相同的内存语义。

　　　　下面对锁释放和锁获取的内存语义做个总结：

　　　　>线程A释放一个锁，实质上是线程A向接下来将要获取这个锁的某个线程发出了(线程A对共享变量所做修改的)消息。

　　　　>线程B获取一个锁，实质上是线程B接收了之前某个线程发出的(在释放这个锁之前对共享变量所做修改的)消息。

　　　　>线程A释放锁，随后线程B获取这个锁，这个过程实质上是线程A通过主内存向线程B发送消息。

　　2.3 锁内存语义的实现

　　　　ReentrantLock调用lock()方法获取锁，调用unlock()方法释放锁，ReentrantLock分为公平锁和非公平锁。具体从源代码的分析过程省略，下面只对公平锁和非公平锁的内存语义做个总结：

　　　　1、公平锁和非公平锁释放时，最后都要写一个volatile变量state。

　　　　2、公平锁获取时，首先会去读volatile变量。

　　　　3、非公平锁获取时，首先会用CAS更新volatile变量，这个操作同时具有volatile读和volatile写的内存含义。

　　　　锁释放-获取的内存语义的实现至少有下面两种方式：

　　　　1、利用volatile变量的写-读所具有的内存语义。

　　　　2、利用CAS所附带的volaile读和volatile写的内存语义。

　　2.4 concurrent包的实现

　　　　由于Java的CAS同时具有volatile读和volatile写的内存语义，因此Java线程之间的通信现在有了下面4种方式。

　　　　1、A线程写volatile变量，随后B线程读这个volatile变量。

　　　　2、A线程写volatile变量，随后B线程用CAS更新这个volatile变量。

　　　　3、A线程用CAS更新一个volatile变量，随后B线程用CAS更新这个volatile变量。

　　　　4、A线程用CAS更新一个volatile变量，随后B线程读这个volatile变量。

　　　　Java的CAS会使用现代处理器上提供的高效机器级别的原子指令，这些原子指令以原子方式对内存执行读-改-写操作，这是在多处理器中实现同步的关键，同时volatile变量的读/写和CAS可以实现线程之间的通信。把这些特性整合在一起，就形成了整个concurrent包得以实现的基石。如果仔细分析concurrent包的源代码实现，会发现一个通用化的实现模式。

　　　　首先，声明共享变量为volatile。

　　　　然后，使用CAS的原子条件更新来实现线程之间的同步。

　　　　同时，配合以volatile的读/写和CAS所具有的volatile读和写的内存语义来实现线程之间的通信。

　　　　AQS，非阻塞数据结构和原子变量类，这些concurrent包中的基础类都是使用这种模式来实现的，而concurrent包中的高层类又是依赖于这些基础类来实现的。从整体来看，concurrent包的实现示意图如下所示：

　　　　

三、final域的内存语义

　　　　与前面介绍的锁和volatile相比，对final域的读和写更像是普通的变量访问。

　　3.1 final域的重排序规则

　　　　对于final域，编译器和处理器要遵守两个重排序规则。

　　　　1、在构造函数内对一个final域的写入，与随后把这个被构造对象的引用赋值给一个引用变量，这两个操作之间不能重排序。

　　　　2、初次读一个包含final域的对象的引用，与随后初次读这个final域，这两个操作之间不能重排序。

　　　　下面通过示例代码来说明这两个规则：

class FinalExample {
    int i;                                      //普通变量
    final int j;                                //final变量
    static FinalExample obj;

    public FinalExample() {                     //构造函数
        i = 1;                                  //写普通域
        j = 2;                                  //写final域
    }

    public static void writer() {               //写线程A执行
        obj = new FinalExample();
    }

    public static void reader() {               //读线程B执行
        FinalExample object = obj;              //读对象引用
        int a = object.i;                       //读普通域
        int b = object.j;                       //读final域
    }

}

　　　　这里假设一个线程A执行writer()方法，随后另一个线程B执行reader()方法。下面通过两个线程的交互来说明这两个规则。

　　3.2 写final域的重排序规则

　　　　写final域的重排序规则禁止把final域的写重排序到构造函数之外。这个规则的实现包含下面2个方面：

　　　　1、JMM禁止编译器把final域的写重排序到构造函数之外。

　　　　2、编译器会在final域的写之后，构造函数return之前，插入一个StoreStore屏障。这个屏障禁止处理器把final域的写重排序到构造函数之外。

　　　　现在分析下writer()方法。writer()方法只包含一行代码：finalExample =new FinalExample()。这行代码包含两个步骤，如下：

　　　　1、构造一个FinalExample类型的对象。

　　　　2、把这个对象的引用赋值给引用变量obj。

　　　　假设线程B读对象引用与读对象的成员域之间没有冲排序，下图是一种可能的执行时序：

　　　　

　　　　上图中，写普通域的操作被编译器重排序到了构造器之外，读线程B错误地读到了普通变量i初始化之前的值。而写final域的操作，被写final域的重排序规则"限定"在了构造函数之内，读线程B正确地读取了final变量初始化之后的值。

　　　　写final域的重排序规则可以确保：在对象引用为任意线程可见之前，对象的final域已经被正确初始化过了，而普通域不具有这个保障。以上图为例，在读线程B"看到"对象引用obj时，很可能obj对象还没有构造完成(对普通域i的写操作被重排序到构造函数外，此时初始值1还没有写入普通域i)。

　　3.3 读final域的重排序规则

　　　　读final域的重排序规则是，在一个线程中，初次读对象引用与初次读该对象包含的final域，JMM禁止处理器重排序这两个操作(注意，这个规则仅仅针对处理器)。编译器会在读final域操作的前面插入一个LoadLoad屏障。

　　　　初次读对象引用与初次读该对象包含的final域，这两个操作之间存在间接依赖关系。由于编译器遵守间接依赖关系，因此编译器不会重排序这两个操作。大多数处理器也会遵守间接依赖，也不会重排序这两个操作。但有少数处理器允许对存在间接依赖关系的操作做重排序(比如alpha处理器)，这个规则就是专门用来针对这种处理器的。

　　　　reader()方法包含3个操作：

　　　　1、初次读引用变量obj。

　　　　2、初次读引用变量obj指向对象的普通域j。

　　　　3、初次读引用变量obj指向对象的final域i。

　　　　现在假设写线程A没有发生任何重排序，同时程序在不遵守间接依赖的处理器上执行，下图是可能的一种执行时序：

　　　　

　　　　上图中，读对象的普通域的操作被处理器重排序到读对象引用之前。读普通域时，该域还没有被写线程A写入，这是一个错误的读取操作。而读final域的重排序规则会把读对象final域的操作"限定"在读对象引用之后，此时该final域已经被A线程初始化过了，这是一个正确的读取操作。

　　　　读final域的重排序规则可以确保：在读一个对象的final域之前，一定会先读包含这个final域的对象的引用。在这个示例程序中，如果该引用不为null，那么引用对象的final域一定已经被A线程初始化过了。

　　3.4 final域为引用类型

　　　　上面我们看到的final域是基础数据类型，如果final域是引用类型，将会有什么效果？示例代码如下：

public class FinalReferenceExample {
    final int[] intArray;                   //final是引用类型
    static FinalReferenceExample obj;

    public FinalReferenceExample() {        //构造函数
        intArray =
        intArray[0] = 1;
    }

    public static void writerOne() {        //写线程A执行
        obj =
    }

    public static void writerTwo() {        //写线程B执行
        obj.intArray[0] = 2;
    }

    public static void reader() {           //写线程C执行

        }
    }
}

　　　　本例final域为一个引用类型，它引用一个int型的数组对象。对于引用类型，写final域的重排序规则对编译器和处理器增加了如下约束：在构造函数内对一个final引用的对象的成员域的写入，与随后在构造函数外把这个被构造对象的引用赋值给一个引用变量，这两个操作之间不能重排序。

　　　　对上面的示例程序，假设首先线程A执行writerOne()方法，执行完后线程B执行writerTwo()方法，执行完后线程C执行reader()方法，如下是一种可能的线程执行时序：

　　　　

　　　　上图中，1是对final域的写入，2是对这个final域引用的对象的成员域的写入，3是把被构造的对象的引用赋值给某个引用变量。这里除了前面提到的1不能和3重排序外，2和3也不能重排序。

　　　　JMM可以确保读线程C至少能看到写线程A在构造函数中对final引用对象的成员域的写入。即C至少能看到数组下标0的值为1。而写线程B对数组元素的写入，读线程C可能看得到，也可能看不到。JMM不保证线程B的写入对读线程C可见，因为写线程B和读线程C之间存在数据竞争，此时的执行结果不可预知。

　　　　如果想要确保读线程C看到写线程B对数组元素的写入，写线程B和读线程C之间需要使用同步原语(lock或volatile)来确保内存可见性。

　　3.5 为什么final引用不能从构造函数内"溢出"

　　　　前面提到过，写final域的重排序规则可以确保：在引用变量为任意线程可见之前，该引用变量指向的对象的final域已经在构造函数中被正确初始化过了。其实，要得到这个效果，还需要一个保证：在构造函数内部，不能让这个被构造对象的引用为其他线程所见，也就是对象引用不能在构造函数中"逸出"。为了说明问题，示例代码如下：

public class FinalReferenceEscapeExample {
    final int i;
    static FinalReferenceEscapeExample obj;

    public FinalReferenceEscapeExample() {
        i = 1;                                //1写final域
        obj = this;                           //2 this引用在此"逸出"
    }

    public static void writer() {
        new FinalReferenceEscapeExample();
    }

    public static void reader() {

        }
    }
}

　　　　假设一个线程A执行writer()方法，另一个线程B执行reader()方法。这里的操作2使得对象还未完成构造前就为线程B可见。即使这里的操作2是构造函数的最后一步，且在程序中操作2排在操作1后面，执行read()方法的线程仍然可能无法看到final域被初始化后的值，因为这里的操作1和操作2之间可能被重排序。实际执行的时序可能如下图：

　　　　

　　　　上图可以看出：在构造函数返回前，被构造对象的引用不能为其他线程所见，因为此时的final域可能还没有被初始化。在构造函数返回后，任意线程都将保证能看到final域正确初始化之后的值。

　　3.6 final语义在处理器中的实现

　　　　以X86处理器为例，说明final语义在处理器中的具体实现。

　　　　上面提到，写final域的重排序规则会要求编译器在final域的写之后，构造函数return之前插入一个StoreStore屏障。读final域的重排序规则要求编译器在读final域的操作前面插入一个LoadLoad屏障。

　　　　由于X86处理器不会对写-写操作做重排序，所以在X86处理器中，写final域需要的StoreStore屏障会被省略掉。同样，由于X86处理器不会对存在间接依赖关系的操作做重排序所以在X86处理器中，读final域需要的LoadLoad屏障也会被省略掉。也就是说，在X86处理器中，final域的读/写不会插入任何内存屏障。

　　3.7 JSR-133为什么要增强final的语义

　　　　在旧的Java内存模型中，一个最严重的缺陷就是线程可能看到final域的值会改变。比如，，一个线程当前看到一个整型final域的值为0(还未初始化之前的默认值)，过一段时间之后这个线程再去读这个final域的值时，却发现值变为1(被某个线程初始化之后的值)。最常见的例子就是在旧的Java内存模型中，String的值可能会改变。

　　　　为了修补这个漏洞，JSR-133专家组增强了final的语义。通过为final域增加写和读重排序规则，可以为Java程序员提供初始化安全保证：只要对象是正确构造的(被构造对象的引用在构造函数中没有"逸出")，那么不需要使用同步(指lock和volatile的使用)就可以保证任意线程都能看到这个final域在构造函数中被初始化之后的值。