第二章 Java并发机制的底层实现原理
Java代码在编译后会变成Java字节码，字节码被类加载器加载到JVM里，JVM执行字节码，最终需要转化为汇编指令在CPU上执行，Java中所使用的并发机制依赖于JVM的实现和CPU的指令。
2.1 volatile的应用
volatile是轻量级的synchronized，它在多处理器开发中保证了共享变量的“可见性”。可见性的意思是当一个线程修改一个共享变量时，另外一个线程能读到这个修改的值。volatile的恰当使用，会比synchronized的使用和执行成本更低，因为它不会引起线程上下文切换和调度。
2.1.1 volatile的定义与实现原理
Java编程语言允许线程访问共享变量，为了确保共享变量能被准确和一致地更新，线程应该确保通过排他锁单独获得这个变量。Java语言提供了volatile，在某些情况下比锁更加方便。如果一个字段被声明称volatile，Java线程内存模型确保所有线程看到这个变量的值是一致的。
通过汇编指令来查看volatile进行写操作时，CPU会做什么事情。我们可以看到，会多出一行汇编代码：lock addl …。通过查IA-32架构软件开发者手册可知，Lock前缀的指令在多核处理器会引发两件事情：
1）将当前处理器缓存行的数据写回到系统内存。
2）这个写回内存的操作会使在其他CPU里缓存了该内存地址的数据无效。
为了提高处理速度，处理器不直接和内存进行通信，而是先将系统内存的数据读到内部缓存（L1，L2或其他）后再进行操作，但操作完不知何时会写到内存。如果对声明了volatile的变量进行写操作，JVM就会像处理器发送一条Lock前缀的指令，将这个变量所在缓存行的数据写回到系统内存。但是，就算写回到内存，如果其他处理器缓存的值还是旧的，再执行计算操作就会有问题。所以，在多处理器下，为了保证各个处理器的缓存是一致的，就会实现缓存一致性协议，每个处理器通过嗅探在总线上传播的数据来检查自己缓存的值是不是过期了，当处理器发现自己缓存行对应的内存地址被修改，就会将当前处理器的缓存行设置成无效状态，当处理器对这个数据进行修改操作的时候，会重新从系统内存中把数据读到处理器缓存里。
具体讲解volatile的两条实现原则：
1）Lock前缀指令会引起处理器缓存回写到内存。Lock前缀指令导致在执行指令期间，声言处理器的LOCK#信号。在多处理器环境中，LOCK#信号确保在声言该信号期间，处理器可以独占任何共享内存【锁住总线，导致其他CPU不能访问总线，不能访问总线就意味着不能访问系统内存】。但是，在最近的处理器里，LOCK#信号一般不锁总线，而是锁缓存，毕竟锁总线开销比较大。对于Intel486和Pentium处理器，在锁操作时，总是在总线上声言LOCK#信号。但在P6和目前的处理器中，如果访问的内存区域（系统缓存）已经缓存在处理器内部，则不会声言LOCK#信号。相反，它会锁定这块内存区域的缓存（处理器内部缓存）并回写到内存（系统）中，并使用缓存一致性机制来确保修改的原子性，此操作被称为“缓存锁定”，缓存一致性机制会阻止同时修改由两个以上处理器缓存的内存数据。
2）一个处理器的缓存回写到内存会导致其他处理器的缓存无效。IA-32处理器和Intel 64处理器使用MESI（修改、独占、共享、无效）控制协议去维护内部缓存和其他处理器缓存的一致性。在多核处理器系统中进行操作的时候，处理器能嗅探其他处理器访问系统内存和它们的内部缓存。处理器使用嗅探技术保证它的内部缓存、系统内存和其他处理器的缓存数据在总线上保持一致。例如，在Pentium和P6处理器中，如果通过嗅探一个处理器来检测其他处理器打算写内存地址，而这个地址当前处于共享状态，那么正在嗅探的处理器将使它的缓存行无效，在下次访问相同内存地址时，强制执行缓存行填充。
2.1.2 volatile的使用优化
著名的Java并发编程大师Doug lea在JDK7的并发包里新增一个队列结合类Linked-TransferQueue，它在使用volatile变量时，用一种追加字节的方式来优化队列出队和入队的性能。将共享变量追加到64字节。
**为什么追加到64字节能提高并发编程的效率呢？**很多处理器的L1、L2或L3缓存的高速缓存行是64个字节宽，不支持部分填充缓存行（即缓存不够64字节也不会自动填充够64字节），这意味着，如果有两个volatile变量都不够64字节，处理器会将他们都读到同一个高速缓存行中，在多处理器下每个处理器都是同样的做法，当一个处理器试图修改一个变量时，会将这个缓存行锁定，那么在缓存一致性机制的作用下，会导致另外一个变量也不能被修改了。
两种场景下不应该使用追加的方式来优化volatile性能
- 缓存行非64字节宽的处理器。如P6系列和奔腾处理器，它们的L1和L2告诉缓存行是32个字节宽。
- 共享变量不会被频繁地写。因为使用追加字节的方式需要处理器读取更多字节到高速缓冲区，这本身就会带来一定的性能消耗，如果共享变量不被频繁写的话，锁的几率也非常小，没必要通过追加字节的方式来避免相互锁定。
不过这种追加字节的方式在Java7下可能不生效，因为Java7变得更加智慧，它会淘汰或重新排列无用字段，需要使用其他追加字节的方式。
2.2 synchronized的实现原理与应用
synchronized一直被称为重量级锁，但是随着JavaSE 1.6对synchronized进行了各种优化只有，有些情况下它就并不那么重了。
先看一下利用synchronized实现同步的基础：Java中的每一个对象都可以作为锁。具体表现为以下三种形式：
- 对于普通同步方法，锁是当前实例对象。
- 对于静态同步方法，锁是当前类的Class对象。
- 对于同步方法块，锁是Synchronized括号里配置的对象。
当一个线程视图访问同步代码块时，它必须先得到锁，退出或抛出异常时必须释放锁。
从JVM规范中可以看到Synchronized在JVM里的实现原理，JVM基于进入和退出Monitor对象来实现方法同步和代码块同步，但是两者的实现细节不一样。代码块同步是使用monitorenter和monitorexit指令实现的，而方法同步是使用另外一种方式实现的，细节在JVM规范里并没有详细说明。但是，方法的同步同样可以使用这两个指令来实现。
monitorenter指令是在编译后插入到同步代码块的开始位置，而monitorexit是插入到方法结束处和异常处，JVM要保证每个monitorenter必须有对应的monitorexit与之配对。任何对象都有一个monitor与之关联，当且一个monitor被持有后，它将处于锁定状态。线程执行monitorenter指令时，将会尝试获取对象锁对应的monitor的所有权，即尝试获得对象的锁。
2.2.1 Java对象头
synchronized用的锁是存在Java对象头里的。如果对象是数组类型，则虚拟机用3个字宽（Word）存储对象头，如果对象是非数组类型，则用2字宽存储对象头。在32位虚拟机中，1字宽等于4字节，等于32bit。
| 长度 | 内容 | 说明 |
|---|---|---|
| 32/64bit | Mark Word | 存储对象的hashCode或锁信息 |
| 32/64bit | Class Metadata Address | 存储到对象类型数据的指针 |
| 32/64bit | Array Length | 数组长度（如果当前对象是数组） |
Java对象头里的Mark Word里默认储存对象的HashCode、分代年龄和锁标记位。
32位JVM的Mark Word的默认存储结构：
| 锁状态 | 25bit | 4bit | 1bit是否是偏向锁 | 2bit锁标志位 |
|---|---|---|---|---|
| 无锁状态 | 对象的hashCode | 对象分代年龄 | 0 | 01 |
在运行期间，Mark Word里存储的数据会随着锁标志位的变化而变化，可能变化为一下4种数据：
| 锁状态 | 25bit | 4bit | 1bit | 2bit | |
|---|---|---|---|---|---|
| 23bit | 2bit | 是否是偏向锁 | 锁标志位 | ||
| 轻量级锁 | 指向栈中锁记录的指针 | 00 | |||
| 重量级锁 | 指向互斥量（重量级锁）的指针 | 10 | |||
| GC标记 | 空 | 11 | |||
| 偏向锁 | 线程ID | Epoch | 对象分代年龄 | 1 | 01 |
在64位虚拟机下，Mark Word是64bit大小的，其存储结构如表：
| 锁状态 | 25bit | 31bit | 1bit | 4bit | 1bit | 2bit |
|---|---|---|---|---|---|---|
| cms_free | 分代年龄 | 偏向锁 | 锁标志位 | |||
| 无锁 | unused | hashCode | 0 | 01 | ||
| 偏向锁 | ThreadID（54bit）Epoch（2bit） | 1 | 01 | |||
2.2.2 锁的升级与对比
Java SE 1.6为了减少获得锁和释放锁带来的性能消耗，引入了"偏向锁"和"轻量级锁"。在Java SE 1.6中，锁一共有四种状态，级别从低到高依次是：无状态、偏向锁状态、轻量级锁状态和重量级锁状态，这几个状态会随着竞争情况逐渐升级。为了提供获得锁和释放锁的效率，锁可以升级但不能降级。
1.偏向锁
HotSpot作者经过研究发现，大多数情况下，锁不仅不存在多线程竞争，而且总是由同一线程多次获得，为了让线程获得锁的代价更低而进入偏向锁。当一个线程访问同步块并获取锁时，会在对象头和栈帧中里存储锁偏向的线程ID，以后该线程在进入和退出同步块时，不需要进行CAS操作来加锁和解锁，只需要简单地测试一下对象头的Mark Word里是否存储着执行当前线程的偏向锁。
1）偏向锁的撤销
偏向锁使用了一种等到竞争出现才释放锁的机制，所以当其他线程尝试竞争偏向锁时，持有偏向锁的线程才会释放锁。
2）关闭偏向锁
偏向锁在Java6和Java7里是默认启用的，但是它在应用程序启动几秒钟之后才激活，如有必要可以使用JVM参数来关闭延迟：-XX:BiasedLockingStartupDelay=0.如果你确定应用程序里所有的锁通常情况下处于竞争状态，可以通过JVM参数关闭偏向锁：-XX:-UseBiasedLocking=false，那么程序默认会进入轻量级锁状态。
2.轻量级锁
1）轻量级锁加锁
线程在执行同步块之前，JVM会先在当前线程的栈帧中创建用于存储锁记录的空间，并将对象头中的Mark Word复制锁记录中，官方称为Displaced Mark Word。然后线程尝试使用CAS将对象头中的Mark Word替换为指向锁记录的指针。如果成功，当前线程获得锁，如果失败，表示其他线程竞争锁，当前线程便尝试使用自旋锁来获取锁。
2）轻量级锁解锁
轻量级解锁时，会使用原子的CAS操作将Displaced Mark Word替换回到对象头，如果成功，则表示没有竞争发现。如果失败，表示当前锁存在竞争，锁会膨胀成重量级锁。
因为自旋会消耗CPU，为了避免无用的自旋（例如获得锁的线程被阻塞住了），一旦锁升级成重量级锁，就不会再回复到轻量级锁状态。当锁处于这个状态下，其他线程试图获取锁时，都会被阻塞住，当持有锁的线程释放锁之后就会唤醒这些线程，被唤醒的线程就会进行新一轮的夺锁之争。
3.锁的优缺点对比
| 锁 | 优点 | 缺点 | 适用场景 |
|---|---|---|---|
| 偏向锁 | 加锁和解锁不需要额外的消耗，和执行非同步方法相比仅存在纳秒级的差距 | 如果线程间存在竞争，会带来额外的锁撤销的消耗 | 适用于只有一个线程访问同步块场景 |
| 轻量级锁 | 竞争的线程不会阻塞，提高了程序的响应速度 | 如果始终得不到锁竞争的线程，使用自旋会消耗CPU | 追求响应时间，同步块执行速度非常快 |
| 重量级锁 | 线程竞争不使用自旋，不会消耗CPU | 线程阻塞，响应时间缓慢 | 追求吞吐量，同步块执行速度较长 |
2.3原子操作的实现原理
原子操作：不可被终端的一个或一系列操作。
1.术语定义
缓存行：缓存的最小操作单位
比较并交换：CAS操作需要输入两个数值，一个旧值（期望操作前的值）和一个新值，在操作期间先比较旧值有没有发现变化，如果没有发生变化，才交换成新值，发生了变化则不交换。
CPU流水线：CPU流水线的工作方式就像工业生产上的装配流水线，在CPU中由56个不同功能的电路单元组成一条指令处理流水线，然后将一条X86指令分成56步后再由这些电路单元分别执行，这样就能实现在一个CPU时钟周期完成一条指令，因此提高CPU的运算速度。
内存顺序冲突：内存顺序冲突一般是由假共享引起的，假共享是指多个CPU同时修改同一个缓存航的不同部分而引起其中一个CPU的操作无效，当出现这个内存顺序冲突时，CPU必须清空流水线。
2.处理器如何实现原子操作
首先处理器会自动保证基本的内存操作的原子性，处理器保证从系统内存中读取或者写入一个字节是原子的，意思是当一个处理器读取一个字节时，其他处理器不能访问这个字节的内存地址。Pentium6和最新的处理器能自动保证单处理器对同一个缓存行金星16/32/64位的操作是原子的，但是复杂的内存操作处理器是不能自动保证其原子性的，比如跨总线宽度、跨多个缓存行和跨页表的访问，但是，处理器提供总线锁定和缓存锁定两个机制来保证复杂的内存操作的原子性。
（1）使用总线锁保证原子性。
如果多个处理器同时对共享变量进行读改写操作（i++就是经典的读改写操作），那么共享变量就会被多个处理器同时进行操作，这样读改写操作就不是原子的，操作完后共享变量值会和期望的不一致。使用总线锁就是使用处理器提供的一个LOCK#信号，当一个处理器在总线上输出此信号时，其他处理器的请求将被阻塞住，那么该处理器可以独占共享内存。
（2）使用缓存锁保证原子性。
频繁使用的内存会缓存在处理器的L1、L2和L3高速缓存里，那么原子操作就可以直接在处理器内部缓存中进行，并不需要声明总线锁。所谓“缓存锁定”是指内存区域如果被缓存在处理器的缓存行中，并且在Lock操作期间被锁定，那么当它执行锁操作回写到内存时，处理器不在总线上声言LOCK#信号，而是修改内部的内存地址，并允许它的缓存一致性机制来保证操作的原子性，因为缓存一致性机制会阻止同时修改由两个以上处理器缓存的内存区域数据。
但是有两种情况下处理器不会使用缓存锁定。
第一种情况是：当操作的数据不能被缓存在处理器内部，或操作的数据跨多个缓存行时，则处理器会调用总线锁定。
第二种情况是：有些处理器不支持缓存锁定。多于Intel486和Pentium处理器，就算锁定的内存区域在处理器的缓存行中，也会调用总线锁定。
针对以上两种机制，我们通过Intel处理器提供了很多Lock前缀的指令来实现。例如，位测试和修改指令：BTS、BTR、BTC；交换指令XADD、CMPXCHG，以及其他一些操作数和逻辑指令（如ADD、OR）等，被这些指令操作的内存区域就会加锁，导致其他处理器不能同时访问它。
3.Java如何实现原子操作
在Java中可以通过锁和循环CAS的方式来实现原子操作。
（1）使用循环CAS实现原子操作
JVM中的CAS操作正式利用了处理器提供的CMPXCHG指令实现的。自旋CAS实现的基本思路就是循环进行CAS操作直到成功为止。
从Java 1.5开始，JDK的并发包里提供了一下类来支持原子操作，如AtomicBoolean、AtomicInteger和AtomicLong。这些原子包装类还提供了有用的工具方法，比如以原子的方式将当前值自增1和自减1。
（2）CAS实现原子操作的三大问题。
1）ABA问题。CAS操作值是检查值有没有发生变化，没有则更新，但是如果一个值原来是A，变成了B，又变成了A，那么使用CAS进行检查时会发现它的值没有发生变化，但实际上却变化了。ABA问题的解决思路就是使用版本号。在变量前面追加上版本号，每次变量更新的时候把版本号加1。从Java1.5开始，JDK的Atomic包里提供了一个类AtomicStampedReference来解决ABA问题。此类的compareAndSet方法的作用是首先检查当前引用是否等于预期引用，并且检查当前标志是否等于预期标志，如果全部相等，则以原子方式将该引用和该标志的值设置为给定的更新值。
2）循环时间长开销大。自旋CAS如果长时间不成功，会给CPU带来非常大的执行开销。如果JVM能支持处理器提供的pause指令，效率会有一定的提升。
3）只能保证一个共享变量的原子操作。从Java 1.5开始，JDK提供了AtomicReference类来保证引用对象之间的原子性，就可以把多个变量放在一个对象里进行CAS操作。
（3）使用锁机制实现原子操作
锁机制保证了只有获得锁的线程才能够操作锁定的内存区域。除了偏向锁，JVM实现锁的方式都用了循环CAS，即当一个线程想进入同步块的时候使用循环CAS的方式类获取锁。当它退出同步块的时候也使用循环CAS释放锁。
