速读原著-深入理解 Java 内存模型(锁)

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。

下面是锁释放-获取的示例代码：
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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 关系可以分为两类：

根据程序次序规则，1 happens before 2, 2 happens before 3; 4 happens before 5, 5 happens before 6。
根据监视器锁规则，3 happens before 4。
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：

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在上图中，每一个箭头链接的两个节点，代表了一个 happens before 关系。黑色箭头表示程序顺序规则；橙色箭头表示监视器锁规则；蓝色箭头表示组合这些规则后提供的happens before 保证。

上图表示在线程 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，将立刻变得对B 线程可见。

锁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：
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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要从主内存中去读取共享变量。下面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。

锁内存语义的实现

本文将借助ReentrantLock 的源代码，来分析锁内存语义的具体实现机制。请看下面的示例代码：

    class ReentrantLockExample {
        int a = 0;
        ReentrantLock lock = new ReentrantLock();


        public void writer() {
            lock.lock();    //获取锁try {
            a++;

        } finally

        {
            lock.unlock(); //释放锁

        }

    }


    public void reader() {
        lock.lock();    //获取锁try {
        int i = a;

……

    } finally

    {

        lock.unlock(); //释放锁

    }

}

在 ReentrantLock 中，调用lock()方法获取锁；调用 unlock()方法释放锁。

ReentrantLock 的实现依赖于java 同步器框架AbstractQueuedSynchronizer（本文简称之为AQS）。AQS 使用一个整型的 volatile 变量（命名为 state）来维护同步状态，马上我们会看到，这个volatile 变量是 ReentrantLock 内存语义实现的关键。下面是 ReentrantLock 的类图（仅画出与本文相关的部分）：
在这里插入图片描述

ReentrantLock 分为公平锁和非公平锁，我们首先分析公平锁。使用公平锁时，加锁方法 lock()的方法调用轨迹如下：

ReentrantLock : lock()
FairSync : lock()
AbstractQueuedSynchronizer : acquire(int arg)
ReentrantLock : tryAcquire(int acquires)
在第 4 步真正开始加锁，下面是该方法的源代码：

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
        final Thread current = Thread.currentThread();
        int c = getState();    //获取锁的开始，首先读 volatile 变量 state if (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;

    }

从上面源代码中我们可以看出，加锁方法首先读 volatile 变量 state。在使用公平锁时，解锁方法 unlock()的方法调用轨迹如下：

ReentrantLock : unlock()
AbstractQueuedSynchronizer : release(int arg)
Sync : tryRelease(int releases)
在第 3 步真正开始释放锁，下面是该方法的源代码：

在这里插入图片描述
从上面的源代码我们可以看出，在释放锁的最后写volatile 变量 state。

公平锁在释放锁的最后写 volatile 变量 state；在获取锁时首先读这个 volatile 变量。根据 volatile 的 happens-before 规则，释放锁的线程在写 volatile 变量之前可见的共享变量，在获取锁的线程读取同一个volatile 变量后将立即变的对获取锁的线程可见。
现在我们分析非公平锁的内存语义的实现。

非公平锁的释放和公平锁完全一样，所以这里仅仅分析非公平锁的获取。使用公平锁时，加锁方法 lock()的方法调用轨迹如下：

ReentrantLock : lock()
NonfairSync : lock()
AbstractQueuedSynchronizer : compareAndSetState(int expect, int update)
在第 3 步真正开始加锁，下面是该方法的源代码：

在这里插入图片描述

该方法以原子操作的方式更新state变量，本文把Java的compareAndSet()方法调用简称为CAS。JDK 文档对该方法的说明如下：如果当前状态值等于预期值，则以原子方式将同步状态设置为给定的更新值。此操作具有 volatile 读和写的内存语义。
这里我们分别从编译器和处理器的角度来分析,CAS 如何同时具有 volatile 读和 volatile 写的内存语义。
前文我们提到过，编译器不会对 volatile 读与 volatile 读后面的任意内存操作重排序；编译器不会对 volatile 写与 volatile 写前面的任意内存操作重排序。组合这两个条件，意味着为了同时实现 volatile 读和volatile 写的内存语义，编译器不能对CAS 与CAS 前面和后面的任意内存操作重排序。
下面我们来分析在常见的 intel x86 处理器中，CAS 是如何同时具有 volatile 读和 volatile 写的内存语义的。
下面是 sun.misc.Unsafe 类的 compareAndSwapInt()方法的源代码：

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可以看到这是个本地方法调用。这个本地方法在openjdk中依次调用的c++代码为：unsafe.cpp， atomic.cpp 和 atomicwindowsx86.inline.hpp。这个本地方法的最终实现在 openjdk 的如下位置： openjdk-7-fcs-src-b147-27jun2011\openjdk\hotspot\src\oscpu\windowsx86\vm\ atomicwindowsx86.inline.hpp`（对应于 windows 操作系统，X86 处理器）。下面是对应于 intel x86 处理器的源代码的片段：

在这里插入图片描述
如上面源代码所示，程序会根据当前处理器的类型来决定是否为 cmpxchg 指令添加 lock 前缀。如果程序是在多处理器上运行，就为 cmpxchg 指令加上 lock 前缀（lock cmpxchg）。反之，如果程序是在单处理器上运行，就省略 lock 前缀（单处理器自身会维护单处理器内的顺序一致性，不需要 lock 前缀提供的内存屏障效果）。

intel 的手册对 lock 前缀的说明如下。

确保对内存的读-改-写操作原子执行。在Pentium 及 Pentium 之前的处理器中，带有 lock 前缀的指令在执行期间会锁住总线，使得其他处理器暂时无法通过总线访问内存。很显然，这会带来昂贵的开销。从Pentium 4，Intel Xeon 及 P6 处理器开始，intel 在原有总线锁的基础上做了一个很有意义的优化：如果要访问的内存区域（area of memory）在 lock 前缀指令执行期间已经在处理器内部的缓存中被锁定（即包含该内存区域的缓存行当前处于独占或以修改状态），并且该内存区域被完全包含在单个缓存行（cache line）中，那么处理器将直接执行该指令。由于在指令执行期间该缓存行会一直被锁定，其它处理器无法读/写该指令要访问的内存区域，因此能保证指令执行的原子性。这个操作过程叫做缓存锁定（cache locking），缓存锁定将大大降低 lock 前缀指令的执行开销，但是当多处理器之间的竞争程度很高或者指令访问的内存地址未对齐时，仍然会锁住总线。
禁止该指令与之前和之后的读和写指令重排序。
把写缓冲区中的所有数据刷新到内存中。

上面的第 2 点和第 3 点所具有的内存屏障效果，足以同时实现 volatile 读和 volatile 写的内存语义。
经过上面的这些分析，现在我们终于能明白为什么 JDK 文档说 CAS 同时具有 volatile 读和
volatile 写的内存语义了。

现在对公平锁和非公平锁的内存语义做个总结：

公平锁和非公平锁释放时，最后都要写一个 volatile 变量 state。
公平锁获取时，首先会去读这个 volatile 变量。
非公平锁获取时，首先会用 CAS 更新这个 volatile 变量,这个操作同时具有 volatile 读和volatile 写的内存语义。

从本文对 ReentrantLock 的分析可以看出，锁释放-获取的内存语义的实现至少有下面两种方式：

利用 volatile 变量的写-读所具有的内存语义。
利用CAS 所附带的 volatile 读和 volatile 写的内存语义。

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四种方式：

A 线程写 volatile 变量，随后B 线程读这个 volatile 变量。
A 线程写 volatile 变量，随后B 线程用CAS 更新这个 volatile 变量。
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。
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（从本质上来说，能够支持原子性读- 改-写指令的计算机器，是顺序计算图灵机的异步等价机器，因此任何现代的多处理器都会去支持某种能对内存执行原子性读-改-写操作的原子指令）。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。如果我们仔细分析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（java.util.concurrent.atomic 包中的类），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：

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cwl_java

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