JMMsynchronized原理可见性有序性happens-beforeCAS（无锁并发）原子性 synchronized的优化

Posted 2021-06-28 halulu.me

目录

• • JMM
  • synchronized原理
  • 可见性
  • 有序性
  • happens-before
  • CAS（无锁并发）
  • 原子性
  • synchronized的优化
  • • 轻量级锁
    • 重量级锁的优化
    • 偏向锁（轻量级锁的优化）
    • 其他优化

JMM

Java Memory Model（java内存模型）定义了一套多线程读写共享数据时，对数据可见性、有序性、原子性的规则和保障。
JMM将内存分为主内存和工作内存，共享信息放在主内存中，每个线程有各自的工作线程。

synchronized原理

1、synchronized底层会涉及到一个monitor区，也就是所谓的监视器。
2、每个对象都有自己的一个monitor区，但是monitor只有在使用synchronized同步的时候才会生效，其他普通的对象并不会考虑monitor（字节码指令中体现为monitorenter和monitorexit）。
3、monitor区划分为3个区，owner、entryList、waitSet
owner : monitor监视器的所有者，同一时刻只有一个线程成为owner
entryList : 排队等候区，也就是阻塞
4、当线程t1进入对象的monitor的时候，发现owner区并没有其他线程，就会进入monitor的owner区并进行锁定（字节码体现为monitorenter），其他线程t2进行的时候，只能在EntryList中等待，等到t1执行完毕解锁后才能进行owner区（字节码体现为monitorexit）。
5、必须确保monitor区一致，也就是synchronized的锁对象一致

可见性

可见性，它保证的是在多个线程之间，一个线程对 volatile 变量的修改对另一 个线程可见，不能保证原子性，仅用在一个写线程，多个读线程的情况

案例1

为什么停不下来？

1、初始状态，t线程刚开始从主内存中读取带了run的值到工作内存。但是，由于t线程频繁地从主内存中读取run值，JIT即时编译器会将run的值缓存到自己工作内存的高速缓存区，减少对主内存run值得访问，提高效率。
2、mian线程修改了run值，并同步到主存汇总，而t线程依旧是从缓存获取变量的值，结果永远是旧值。

案例2

 static boolean run = true;
    public static void main(String[] args) throws InterruptedException {

        Thread thread = new Thread((()->{
            while (run){
                try {
                    System.out.println(1);
                    Thread.sleep(900);
                } catch (InterruptedException e) {
                    e.printStackTrace();
                }
            }

        }));
        thread.start();
        Thread.sleep(901);
        run = false;
    }

1、死循环中加入 System.out.println() 会发现即使不加 volatile 修饰符，线程 t 也能正确看到对 run变量的修改了。
2、这是因为println()方法是用synchronized修饰的，synchronized也能防止从高速缓存中获取数值。

3、解决方法：

1、用volatile修饰变量可以避免线程从自己的工作缓存中查找变量的值，必须到主内存中获取它的最新值，线程操作 volatile变量都是直接操作主内存。
2、volatile只能用在一个写线程，多个读线程的情况（可见性），不能用在多个写线程的情况（原子性）

4、线程的执行是交替的

1、CPU会为每个线程分配一个时间片，当时间片执行完的时候。程序计数器会记录当前指令的执行位置，并跳转到另一个线程继续执行。当另一个线程的时间片用完的时候，CPU又会跳回原来线程的程序计数器所记录的位置继续执行，如此反复。
2、对于共享变量来说，多个线程的上下文切换，有可能会导致共享变量的修改不及时，由此就造成了数据的脏读问题。
3、比如，有2个线程t1和t2，1个共享变量 i ，CPU分配的时间片刚好执行到t1线程中获取i就跳转到t2线程，由此造成共享变量i同时被获取，进而导致修改后的数据并会被其他线程所看见，这也就是所谓的可见性的问题。

volatile限制的是线程不能从缓存而是从主内存获取数值，但是对于t1和t2线程来说，静态共享变量的数值已经获取到了，也就是说两个线程并不需要再次从主内存中获取数值。volatile在此处并没有用武之地。（原子性）
2、synchronized 既能保证可见性，也能保证原子性。但缺点是synchronized是属于重量级操作，性能相对更低。

有序性

1、案例1：

情况1：线程1 先执行，这时 ready = false，所以进入 else 分支结果为 1
情况2：线程2 先执行 num =2，但没来得及执行 ready = true，线程1 执行，还是进入 else 分支，结 果为1
情况3：线程2 执行到 ready = true，线程1 执行，这回进入 if 分支，结果为 4（因为 num 已经执行过了）
情况4：线程2 执行了 ready = true ，但是没有执行num = 2，线程1 执行，这回进入 if 分支，结果为 0

情况4的情况就是指令重排，时JIT即时编译器在运行时的优化，这种现象需要执行很多次才能够出现。

2、解决方法

volatile 修饰的变量，可以禁用指令重排

3、有序性的理解

这种现象就是指令重排。同一个线程下，指令重排并不会产生问题，但是在多线程下就有可能影响正确结果，例如著名的double-checked-locking模式实现单例

4、案例2：

INSTANCE = new Singlenton()对应的字节码：

由于指令重排的原因，4,7两步的顺序并不是固定的，比如：

这时 t1 还未完全将构造方法执行完毕，如果在构造方法中要执行很多初始化操作，那么 t2 拿到的是将是一个未初始化完毕的单例。
解决方法： 对INSTANCE使用volatile修饰，可以禁用指令重排。

happens-before

happens-before 规定了哪些写操作对其它线程的读操作可见，它是可见性与有序性的一套规则总结，抛开以下 happens-before 规则，JMM 并不能保证一个线程对共享变量的写，对于其它线程对该共享变量的读可见。

1、线程解锁之前对变量的写，对于接下来加锁的其它线程对该变量的读可见
2、线程对 volatile 变量的写，对接下来其它线程对该变量的读可见
3、线程结束前对变量的写，对其它线程得知它结束后的读可见（比如其它线程调用 t1.isAlive() 或t1.join()等待它结束）
4、线程 t1 打断 t2（interrupt）前对变量的写，对于其他线程得知 t2 被打断后对变量的读可见（通过t2.interrupted 或 t2.isInterrupted）
5、对变量默认值（0，false，null）的写，对其它线程对该变量的读可见

CAS（无锁并发）

CAS 即 Compare and Swap ，它体现的一种乐观锁的思想。

比如多个线程要对一个共享的整型变量执行 +1 操作：旧值与结果值得比较

获取共享变量时，为了保证变量的可见性，需要使用volatile修饰。结合CAS和volatile可以实现无锁并发，使用于竞争不激烈、多核CPU的场景下。
因为没有使用synchronized，所以线程不会陷入EntryList阻塞中进行上下文切换，这是效率提升的因素之一。
但如果竞争激烈，可以想到比较重试必然频繁发生，反而效率会受到影响。
工作在多核CPU上，这是因为CAS是需要使用CPU时间的（不断重试的过程）。如果CPU只有一个，那么CAS就没法正常工作了。其他线程在修改的时候，当前线程想进行重试也没有CPU时间可以使用。synchronized可以在单CPU下使用，因为阻塞不需要占用CPU的时间片。

CAS底层实现

1、CAS的底层依赖于一个Unsafe类来直接调用操作系统底层的Unsafe指令。通过反射机制获取unsafe对象，再通过unsafe对象的objectFileldOffset（）方法获取共享变量的偏移量offset。
2、通过这个偏移量可以获取当前对象的共享变量的数值。
3、旧值与共享变量的数值进行比较，如果比较相同返回true并且旧值加+1
4、如果比较不相同则返回False，重写进行循环，并且把共享变量的最新值赋予旧值再进行比较。
偏移量（offset）：偏移量相当于new一个数组。比如对象Object的地址值为0x0001，而Field的地址值为0x0002，那么地址增加的数1就是这个Field的偏移量。偏移量的主要目的是为了获取数值更加方便。

悲观锁和乐观锁

CAS 是基于乐观锁的思想：最乐观的估计，不怕别的线程来修改共享变量，就算改了也没关系，我吃亏点再重试呗。
synchronized是基于悲观锁的思想：最悲观的估计，得防着其它线程来修改共享变量，我上了锁你们都别想改，我改完了解开锁，你们才有机会。

原子性

java中静态变量的自增和自减不是原子操作。
juc（java.util.concurrent）中提供了原子操作类，可以提供整数操作自增自减的线程安全，例如：AtomicInteger、AtomicBoolean等，它们底层就是采用 CAS 技术 + volatile 来实现的。

synchronized的优化

Java HotSpot 虚拟机中，每个对象都有对象头（包括 class 指针和 Mark Word）。Mark Word 平时存储这个对象的 哈希码 、 分代年龄（垃圾会收的寿命） ，当加锁时，这些信息就根据情况被替换为 标记位（标记锁的种类：偏向锁、轻量级锁、重量锁等） 、 线程锁记录指针（CAS） 、 重量级锁指针 、 线程ID 等内容。

轻量级锁

如果一个对象虽然有多线程访问，但多线程访问的时间是错开的（也就是没有竞争），那么可以使用轻量级锁来优化。
多线程是交替进行加锁，并不存在竞争，这就是轻量级锁。
如果多线程是有竞争关系的，那么轻量级锁会升级为重量级锁（锁膨胀）。

两个线程的时间是错开的，这是一个轻量级锁。

每个线程都的栈帧都会包含一个锁记录的结构，内部可以存储锁定对象的 Mark Word。

锁膨胀

如果在尝试加轻量级锁的过程中，CAS 操作无法成功，这时一种情况就是有其它线程为此对象加上了轻量级锁（有竞争），这时需要进行锁膨胀，将轻量级锁变为重量级锁。

重量级锁的优化

重量级锁：通过monitorenter和monitorexit进行加锁解锁操作。

重量级锁竞争的时候，还可以使用自旋来进行优化，如果当前线程自旋成功（即这时候持锁线程已经退出了同步块，释放了锁），这时当前线程就可以避免阻塞。
在 Java 6之后自旋锁是自适应的，比如对象刚刚的一次自旋操作成功过，那么认为这次自旋成功的可能性会高，就多自旋几次；反之，就少自旋甚至不自旋，总之，比较智能。
自旋锁占用CPU时间，只要在多喝CPU的情况下啊，自旋锁才能发挥优势
java7之后不能控制是否开启自旋功能

偏向锁（轻量级锁的优化）

轻量级锁在没有竞争时，每次重入仍然需要执行CAS操作。Java6中引入了偏向锁来进一步优化：只有第一次使用CAS将现场ID设置到对象的Mark Word头，之后发现这个线程ID是自己就表示没有竞争，不用重新CAS。

偏向锁的缺陷：

1、撤销偏向需要将持锁线程升级为轻量级锁，这个过程中所有线程需要暂停（STW）
2、访问对象的 hashCode 也会撤销偏向锁（加偏向锁后，hashCode不再存储在对象头，反而存储在加锁线程里面。当访问hashCode的时候，对象头并没有hashCode，就必须撤销偏向锁）
3、如果对象虽然被多个线程访问，但没有竞争，这时偏向了线程 T1 的对象仍有机会重新偏向 T2（重偏向），会重置对象的 Thread ID
4、撤销偏向和重偏向都是批量进行的，以类为单位
5、如果撤销偏向到达某个阈值，整个类的所有对象都会变为不可偏向的
6、可以主动使用-XX:-UseBiasedLocking 禁用偏向锁

其他优化

1、减少上锁时间

同步代码块尽量短。
如果上锁时间比较长，竞争的机会就会增加，轻量器锁会转化为重量级锁。

2、减少上锁的粒度

将一个锁拆分成多个锁提高并发度，例如：ConcurrentHashMap

3、锁粗化

多次循环进入同步块不如同步块内多次循环
另外 JVM 可能会做如下优化，把多次 append的加锁操作粗化为一次（因为都是对同一个对象加锁，没必要重入多次）

StringBuffer类的append（）是synchronized同步方法，多次append的加锁操作会粗化为一次。

4、锁消除

JVM 会进行代码的逃逸分析，例如某个加锁对象是方法内局部变量，不会被其它线程所访问到，这时候就会被即时编译器忽略掉所有同步操作。比如 StringBuffer类的多次append（）方法。

5、读写分离

读不需要进行加锁
写需要进行加锁
读写分离，分别加锁