java并发编程原理1（原子性，可见行，有序性，volatile，synchronized）

一、原子性：

1.1 Java中如何实现线程安全?

多线程操作共享数据出现的问题。
锁：

悲观锁：synchronized，lock
乐观锁：CAS

可以根据业务情况，选择ThreadLocal，让每个线程玩自己的数据。

1.2 CAS底层实现

Java的角度，CAS在Java层面最多你就能看到native方法。
你会知道比较和交换：

先比较一下值是否与预期值一致，如果一致，交换，返回true
先比较一下值是否与预期值一致，如果不一致，不交换，返回false

可以去看Unsafe类中提供的CAS操作

四个参数：哪个对象，哪个属性的内存偏移量，oldValue，newValue

native是直接调用本地依赖库C++中的方法。

https://hg.openjdk.java.net/jdk8u/jdk8u/hotspot/file/69087d08d473/src/share/vm/prims/unsafe.cpp

https://hg.openjdk.java.net/jdk8u/jdk8u/hotspot/file/69087d08d473/src/os_cpu/linux_x86/vm/atomic_linux_x86.inline.hpp

在CAS底层，如果是多核的操作系统，需要追加一个lock指令

单核不需要加，因为cmpxchg是一行指令，不能再被拆分了

看到cmpxchg ，是汇编的指令，CPU硬件底层就支持 比较和交换 （cmpxchg），cmpxchg并不保证原子性的。（cmpxchg的操作是不能再拆分的指令）

所以才会出现判断CPU是否是多核，如果是多核就追加lock指令。

lock指令你可以理解为是CPU层面的锁，一般锁的粒度就是 缓存行 级别的锁，当然也有 总线锁 ，但是成本太高，CPU会根据情况选择。

1.3 CAS

ABA： ABA不一定是问题！因为一些只存在 ++，–的这种操作，即便出现ABA问题，也不影响结果！

线程A：期望将value从A1 - B2

线程B：期望将value从B2 - A3

线程C：期望将value从A1 - C4

按照原子性来说，无法保证线程安全。

解决方案很简单，Java端已经提供了。

说人话就是，在修改value的同时，指定好版本号。

JUC下提供的AtomicStampedReference就可以实现。

自旋次数过多：

自旋次数过多，会额外的占用大量的CPU资源！浪费资源。

synchronized方向：从CAS几次失败后，就将线程挂起（WAITING），避免占用CPU过多的资源！
LongAdder方向：这里是基于类似 分段锁 的形式去解决（要看业务，有限制的），传统的AtmoicLong是针对内存中唯一的一个值去++，LongAdder在内存中搞了好多个值，多个线程去加不同的值，当你需要结果时，我将所有值累加，返回给你。

只针对一个属性保证原子性： 处理方案，学了AQS就懂了。ReentrantLock基于AQS实现，AQS基于CAS实现核心功能。

1.4 四种引用类型 + ThreadLocal

四种引用类型：

强引用：User xx = new User(); xx就是强引用，只要引用还在，GC就不会回收！
软引用：用一个SofeReference引用的对象，就是软引用，如果内存空间不足，才会回收只有软引用指向对象。 一般用于做缓存。
```
SoftwareReference xx = new SoftwareReference (new User);

User user = xx.get();
```
弱引用：WeakReference引用的对象，一般就是弱引用，只要执行GC，就会回收只有弱引用指向的对象。可以解决内存泄漏的问题 ，看ThreadLocal即可
虚引用：PhantomReference的作用是跟踪垃圾回收器收集对象的活动，在GC的过程中，如果发现有PhantomReference，GC则会将引用放到ReferenceQueue中，由程序员自己处理，当程序员调用ReferenceQueue.pull()方法，将引用出ReferenceQueue移除之后，Reference对象会变成Inactive状态，意味着被引用的对象可以被回收了。

二、可见行：

2.1 Java的内存模型

在处理指令时，CPU会拉取数据，优先级是从L1到L2到L3，如果都没有，需要去主内存中拉取，JMM就是在CPU和主内存之间，来协调，保证可见、有序性等操作。

不是JVM的内存结构，不是一个东西！！！！（Java Memory Model）

、
CPU核心，就是CPU核心（寄存器）

缓存是CPU的缓存，CPU的缓存分为L1（线程独享），L2（内核独享），L3（多核共享）

JMM就是Java内存模型的核心，可见性，有序性都基于这实现。

主内存JVM，就是你堆内存。

2.2 保证可见性的方式

啥是可见性： 可见性是指线程间的，对变量的变化是否可见

Java层面中，保证可见性的方式有很多：

volatile，用volatile基本数据类型，可以保证每次CPU去操作数据时，都直接去主内存进行读写。
synchronized，synchronized的内存语义可以保证在获取锁之后，可以保证前面操作的数据是可见的。
lock（CAS-volatile），也可以保证CAS或者操作volatile的变量之后，可以保证前面操作的数据是可见的。
final，是常量没法动~~

2.3 volatile修饰引用数据类型

先说结果， 首先volatile修饰引用数据类型，只能保证引用数据类型的地址是可见的，不保证内部属性可见。

But，这个结论只能在hotspot中实现，如果换一个版本的虚拟机，可能效果就不一样了。volatile修饰引用数据类型，JVM压根就没规范过这种操作，不同的虚拟机厂商，可以自己实现。

2.4 有了MESI协议，为啥还有volatile？

MESI是CPU缓存一致性的协议，大多数的CPU厂商都根据MESI去实现了缓存一致性的效果。

CPU已经有MESI协议了，volatile是不是有点多余啊！？

首先，这哥俩不冲突，一个是从CPU硬件层面上的一致性，一个是Java中JMM层面的一致性。

MESI协议，他有一套固定的机制，无论你是否声明了volatile，他都会基于这个机制来保证缓存的一致性（可见性）。同时，也要清楚，如果没有MESI协议，volatile也会存在一些问题，不过也有其他的处理方案（总线锁，时间成本太高了，如果锁了总线，就一个CPU核心在干活）。

MESI是协议，是规划，是interface，他需要CPU厂商实现。

既然CPU有MESI了，为啥还要volatile，那自然是MESI协议有问题。MESI保证了多核CPU的独占cache之间的可见性，但是CPU不是说必须直接将寄存器中的数据写入到L1，因为在大多是×86架构的CPU中，寄存器和L1之间有一个store buffer，寄存器值可能落到了store buffer，没落到L1中，就会导致缓存不一致。而且除了×86架构的CPU，在arm和power的CPU中，还有load buffer，invalid queue都会或多或少影响缓存一致性！

MESI协议和volatile不冲突，因为MESI是CPU层面的，而CPU厂商很多实现不一样，而且CPU的架构中的一些细节也会有影响，比如Store Buffer会影响寄存器写入L1缓存，导致缓存不一致。volatile的底层生成的是汇编的lock指令，这个指令会要求强行写入主内存，并且可以忽略Store Buffer这种缓存从而达到可见性的目的，而且会利用MESI协议，让其他缓存行失效。*

2.5 volatile的可见性底层实现

volatile的底层生成的是汇编的lock指令，这个指令会要求强行写入主内存，并且可以忽略Store Buffer这种缓存从而达到可见性的目的，而且会利用MESI协议，让其他缓存行失效。

三、有序性高频问题：

3.1 什么是有序性问题

单例模式中的懒汉机制中，就存在一个这样的问题。

懒汉为了保证线程安全，一般会采用DCL的方式。

但是单单用DCL，依然会有几率出现问题。

线程可能会拿到初始化一半的对象去操作，极有可能出现NullPointException。

（初始化对象三部，开辟空间，初始化内部属性，指针指向引用）

在Java编译.java为.class时，会基于JIT做优化，将指令的顺序做调整，从而提升执行效率。

在CPU层面，也会对一些执行进行重新排序，从而提升执行效率。

这种指令的调整，在一些特殊的操作上，会导致出现问题。

3.2 volatile的有序性底层实现

被volatile修饰的属性，在编译时，会在前后追加 内存屏障 。

SS：屏障前的读写操作，必须全部完成，再执行后续操作

SL：屏障前的写操作，必须全部完成，再执行后续读操作

LL：屏障前的读操作，必须全部完成，再执行后续读操作

LS：屏障前的读操作，必须全部完成，再执行后续写操作

这个内存屏障是JDK规定的，目的是保证volatile修饰的属性不会出现指令重排的问题。

volatile在JMM层面，保证JIT不重排可以理解，但是，CPU怎么实现的。

查看这个文档：https://gee.cs.oswego.edu/dl/jmm/cookbook.html

不同的CPU对内存屏障都有一定的支持，比如×86架构，内部自己已经实现了LS，LL，SS，只针对SL做了支持。

去openJDK再次查看，mfence是如何支持的。其实在底层还是mfence内部的lock指定，来解决指令重排问题。

四、synchronized：

4.1 synchronized锁升级的过程

锁就是对象，随便哪一个都可以，Java中所有对象都是锁。

无锁(匿名偏向)、偏向锁、轻量级锁、重量级锁

无锁(匿名偏向)：一般情况下，new出来的一个对象，是无锁状态。因为偏向锁有延迟，在启动JVM的4s中，不存在偏向锁，但是如果关闭了偏向锁延迟的设置，new出来的对象，就是匿名偏向。

偏向锁：当某一个线程来获取这个锁资源时，此时，就会变为偏向锁，偏向锁存储线程的ID

当偏向锁升级时，会触发偏向锁撤销，偏向锁撤销需要等到一个安全点，比如GC的时候，偏向锁撤销的成本太高，所以默认开始时，会做偏向锁延迟。

安全点：

GC
方法返回之前
调用某个方法之后
甩异常的位置
循环的末尾

轻量级锁： 当在出现了多个线程的竞争，就要升级为轻量级锁（有可能直接从无锁变为轻量级锁，也有可能从偏向锁升级为轻量级锁），轻量级锁的效果就是基于CAS尝试获取锁资源，这里会用到自适应自旋锁，根据上次CAS成功与否，决定这次自旋多少次。

重量级锁： 如果到了重量级锁，那就没啥说的了，如果有线程持有锁，其他竞争的，就挂起。

4.2 synchronized锁粗化&锁消除

锁粗化（锁膨胀）：（JIT优化）

while(){
   sync(){
      // 多次的获取和释放，成本太高，优化为下面这种
   }
}
//----
sync(){
   while(){
       //  优化成这样
   }
}

锁消除：在一个sync中，没有任何共享资源，也不存在锁竞争的情况，JIT编译时，就直接将锁的指令优化掉。

4.3 synchronized实现互斥性的原理

偏向锁：查看对象头中的MarkWord里的线程ID，是否是当前线程，如果不是，就CAS尝试改，如果是，就拿到了锁资源。

轻量级锁：查看对象头中的MarkWord里的Lock Record指针指向的是否是当前线程的虚拟机栈，如果是，拿锁执行业务，如果不是CAS，尝试修改，修改他几次，不成，再升级到重量级锁。

重量级锁：查看对象头中的MarkWord里的指向的ObjectMonitor，查看owner是否是当前线程，如果不是，扔到ObjectMonitor里的EntryList中，排队，并挂起线程，等待被唤醒。

4.4 wait为什么是Object下的方法？

执行wait方法需要持有sync锁。
sync锁可以是任意对象。
同时执行wait方法是在持有sync锁的时候，释放锁资源。
其次wait方法需要去操作ObjectMonitor，而操作ObjectMonitor就必须要在持有锁资源的前提的才能操作，将当前线程扔到WaitSet等待池中。

同理，notify方法需要将WaitSet等待池中线程扔到EntryList，如果不拥有ObjectMonitor，怎么操作！

类锁就是基于类.class作为类锁
对象锁，就是new 一个对象作为对象锁