并发编程之Java内存模型volatile的内存语义

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单个读/写操作做了同步。

代码示例：

package com.lizba.p1;

/**
 * <p>
 *      volatile示例
 * </p>
 *
 * @author: liziba
 * @date: 2021/6/9 21:34
 */
public class volatilefeatureexample {

    /** 使用volatile声明64位的long型变量 */
    volatile long v1 = 0l;

    /**
     * 单个volatile写操作
     * @param l
     */
    public void set(long l) {
        v1 = l;
    }

    /**
     * 复合(多个)volatile读&写
     */
    public void getandincrement() {
        v1++;
    }

    /**
     * 单个volatile变量的读
     * @return
     */
    public long get() {
        return v1;
    }

}

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。

package com.lizba.p1;

/**
 * <p>
 *      synchronized等价示例
 * </p>
 *
 * @author: liziba
 * @date: 2021/6/9 21:46
 */
public class synfeatureexample {

    /** 定义一个64位长度的普通变量 */
    long v1 = 0l;

    /**
     * 使用同步锁对v1变量进行写操作
     * @param l
     */
    public synchronized void set(long l) {
        v1 = l;
    }


    /**
     *  通过同步读和同步写方法对v1进行+1操作
     */
    public void getandincrement() {
        long temp = get();
        // v1加一
        temp += 1l;
        set(temp);
    }

    /**
     * 使用同步锁对v1进行读操作
     * @return
     */
    public synchronized long get() {
        return v1;
    }

}

如上两个程序所示，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，它们之间的执行效果相同。

上述代码总结：

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备原子性。

总结volatile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volatile变量的读/写具有原子性，但类似volatile++这种复合操作不具有原子性。

2、volatile写-读建立的happens-before关系

• 对于程序员来说，我们更加需要关注的是volatile对线程内存的可见性。

从jdk1.5（jsr-133）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的写和锁的释放有相同的内存语义
• volatile的读和锁的获取有相同的内存语义
  

代码示例：

package com.lizba.p1;

/**
 * <p>
 *
 * </p>
 *
 * @author: liziba
 * @date: 2021/6/9 22:23
 */
public class volatileexample {

    int a = 0;

    volatile boolean flag = false;

    public void writer() {
        a = 1;                              // 1
        flag = true;                        // 2
    }

    public void reader() {
        if (flag) {                         // 3
            int i = a;                      // 4
            system.out.println(i);
        }
    }
    
}

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关系如下：

• 根据程序次序规则，1 happens-before 2， 3 happens-before 4。
• 根据volatile规则，2 happens-before 3。
• 根据happens-before的传递性规则，1 happens-before 4。
  

图示上述happens-before关系：

总结：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，将立即对b线程可见。

3、volatile写-读的内存语义

volatile写的内存语义

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值刷新到主内存。

以上面的volatileexample为例，假设a线程首先执行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。

a执行volatile写后，共享变量状态示意图。

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a的本地内存和主内存中的值是一致的。

volatile读的内存语义

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。线程接下来将会从主内存中读取共享变量。

b执行volatile读后，共享变量的状态示意图:

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必须从主内存中重新读取共享变量。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变为一致。

总结volatile的写和volatile读的内存语义

• 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。

4、volatile内存语义实现

程序的重排序分为编译器重排序和处理器重排序（我的前面的博文内容有写哈）。为了实现volatile内存语义，jmm会分别禁止这两种类型的重排序。

volatile重排序规则表:

是否能重排序	第二个操作
第一个操作	普通读/写	volatile读	volatile写
普通读/写			no
volatile读	no	no	no
volatile写		no	no

上图举例：第一行最后一个单元格意思是，在程序中第一个操作为普通读/写时，如果第二个操作为volatile写，则编译器不能重排序。

总结上图：

• 第二个操作是volatile写时，都不能重排序。确保volatile写之前的操作不会被编译器重排序到volatile之后
• 第一个操作为volatile读时，都不能重排序。确保volatile读之后的操作不会被编译器重排序到volatile之前
• 第一个操作为volatile写，第二个操作为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。

jmm采取的是保守策略内存屏障插入策略，如下：

• 在每个volatile写操作屏障前面插入一个storestore屏障。
• 在每个volatile写操作的后面插入一个storeload屏障
• 在每个volatile读操作的后面插入一个loadload屏障。
• 在每个volatile读操作的后面插入一个loadstore屏障。
  

保守策略可以保证在任意处理器平台上，任意程序中都能得到正确的volatile内存语义。

保守策略下，volatile写插入内存屏障后生成的指令序列图：

解释：

storestore屏障可以保证在volatile写之前，其前面所有普通写操作已经对任意处理器可见了。这是因为storestore屏障将保障上面所有普通写在volatile写之前刷新到主内存。

保守策略下，volatile读插入内存屏障后生成的指令序列图：

解释：

loadload屏障用来禁止处理器把上面的volatile读与下面的普通读重排序。loadstore屏障用来禁止处理器把上面的volatile读与下面的普通写重排序。

上述volatile写和volatile读的内存屏障插入策略非常保守。在实际执行时，只要不改变volatile写-读的内存语义，编译器可以根据具体情况省略不必要的屏障。

代码示例：

package com.lizba.p1;

/**
 * <p>
 *      volatile屏障示例
 * </p>
 *
 * @author: liziba
 * @date: 2021/6/9 23:48
 */
public class volatilebarrierexample {

    int a;
    volatile int v1 = 1;
    volatile int v2 = 2;

    void readandwrite() {
        // 第一个volatile读
        int i = v1;
        // 第二个volatile读
        int j = v2;
        // 普通写
        a = i + j;
        // 第一个volatile写
        v1 = i + 1;
        // 第二个volatile写
        v2 = j * 2;
    }

    // ... 其他方法

}

针对volatilebarrierexample的readandwrite()，编译器生成字节码时可以做如下优化：

注意：最后的storeload屏障无法省略。因为第二个volatile写之后，程序return。此时编译器无法准确断定后面是否会有volatile读写操作，为了安全起见，编译器通常会在这里插入一个storeload屏障。

上面的优化可以针对任意处理器平台，但是由于不同的处理器有不同的“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。

x86处理器平台优化

x86处理器仅会对写-读操作做重排序。x86不会对读-读、读-写和写-写重排序，因此x86处理器会省略掉这3种操作类型对应的内存屏障。在x86平台中，jmm仅需要在volatile写后插入一个storeload屏障即可正确实现volatile写-读内存语义。同时这样意味着x86处理器中，volatile写的开销会远远大于读的开销。

5、volatile和锁的比较

功能上：

锁比volatile更强大

可伸缩性和执行性能上：

volatile更具有优势

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