JVM - Java 内存模型

主内存与工作内存

Java 内存模型的主要目的是定义程序中各种变量的访问规则，即关注在虚拟机中把变量值存储到存储到内存和从内存中取出变量值这样的底层细节。
此处的变量与 Java 编程中所说的变量有所区别，它包括了实例字段、静态字段和构成数组对象的元素，但是不包括局部变量与方法参数，因为后者是线程私有的，不会被共享，也就不会存在竞争问题。

Java 内存模型规定了所有的变量都存储在主内存中。每条线程还有自己的工作内存，线程的工作内存中保存了被该线程使用的变量的主内存副本（假设线程中访问一个 10MB 大小的对象，也会把这 10MB 的内存复制一份出来吗？ 事实上并不会如此，这个对象的引用、对象中某个在线程访问到的字段是有可能被复制的，但不会有虚拟机把整个对象复制一次），
线程对变量的所有操作（读取、赋值等）都必须在工作内存中进行，而不能直接读写主内存中的数据。不同的线程之间也无法直接访问对方工作内存中的变量，线程间变量值的传递均需要通过主内存来完成。

从变量、主内存、工作内存的定义来看，主内存主要对应于 Java 堆中的对象实例数据部分，而工作内存则对应于虚拟机栈中的部分区域。

内存间交互操作

关于主内存与工作内存之间具体的交互协议，即一个变量如何从主内存拷贝到工作内存、如何从工作内存同步回主内存这一类的实现细节，Java 内存模型中定义了以下 8 种操作来完成。
Java 虚拟机实现时必须保证下面提及的每一种操作都是原子的、不可再分的。

• lock（锁定）：作用于主内存的变量，它把一个变量标识为一条线程独占的状态。
• unlock（解锁）：作用于主内存的变量，它把一个处于锁定状态的变量释放出来，释放后的变量才可以被其他线程锁定。
• read（读取）：作用于主内存的变量，它把一个变量的值从主内存传输到线程的工作内存中，以便随后的 load 动作使用。
• load（载入）：作用于工作内存的变量，它把 read 操作从主内存中得到的变量值放入工作内存的变量副本中。
• use（使用）：作用于工作内存的变量，它把工作内存中一个变量的值传递给执行引擎，每当虚拟机遇到一个需要使用变量的值的字节码指令时就会将会执行这个操作。
• assign（赋值）：作用于工作内存的变量，它把一个从执行引擎接收的值赋给工作内存的变量，每当虚拟机遇到一个给变量赋值的字节码指令时执行这个操作。
• store（存储）：作用于工作内存的变量，它把工作内存中一个变量的值传送到主内存中，以便随后的 write 操作使用。
• write（写入）：作用于主内存的变量，它把 store 操作从工作内存中得到的变量的值放入主内存的变量中。

如果要把一个变量从主内存拷贝到工作内存，那就要按顺序执行 read 和 load 操作，如果要把变量从工作内存同步回主内存，就要按顺序执行 store 和 write 操作。
注意，Java 内存模型只要求上述两个操作必须按顺序执行，但不要求是连续执行。也就是说 read 与 load 之间、store 与 write 之间是可以插入其他指令的，如对主内存中的变量a、b进行访问时，一种可能出现的顺序是 read a、read b、load b、load a。
除此之外，Java 内存模型还规定了在执行上述 8 种基本操作时必须满足以下规则：

• 不允许 read 和 load、store 和 write 操作之一单独出现，即不允许一个变量从主内存读取了但工作内存不接受，或者工作内存发起回写了但主内存不接受的情况出现。
• 不允许一个线程丢弃它最近的 assign 操作，即变量在工作内存中改变了之后必须把该变化同步回主内存。
• 不允许一个线程无原因地（没有发生过任何 assign 操作）把数据从线程的工作内存同步回主内存中。
• 一个新的变量只能在主内存中“诞生”，不允许在工作内存中直接使用一个未被初始化的（load 或 assign）的变量，换句话说就是对一个变量实施 use、store 操作之前，必须先执行 assign 和 load 操作。
• 一个变量在同一时刻只允许一条线程对其进行 lock 操作，但 lock 操作可以被一条线程重复执行多次，多次执行 lock 后，只有执行相同次数的 unlock 操作，变量才会被解锁。
• 如果对一个变量执行 lock 操作，那将会清空工作内存中该变量的值，在执行引擎使用这个变量前，需要重新执行 load 或 assign 操作以初始化变量的值。
• 如果一个变量事先没有被 lock 操作锁定，那就不允许对它执行 unlock 操作，也不允许去 unlock 一个被其他线程锁定的变量。
• 对一个变量执行 unlock 操作之前，必须先把此变量同步回主内存中（执行 store、write 操作）。

对于 volatile 型变量的特殊规则

当一个变量被定义成 volatile 之后，它将具备两项特性：第一项是保证此变量对所有线程的可见性，这里的“可见性”是指当一条线程修改了这个变量的值，新值对于其他线程来说是可以立即得知的。而普通变量并不能做到这一点，普通变量的值在线程间传递时均需要通过主内存来完成。
比如。线程 A 修改一个普通变量的值，然后向主内存进行回写，另外一条线程 B 在线程 A 回写完成了之后再对主内存进行读取操作，新变量值才会对线程 B 可见。

关于 volatile 变量的可见性，经常会被开发人员误解，他们会误以为下面的描述是正确的：“volatile 变量对所有线程是立即可见的，对 volatile 变量的所有写操作都能立刻反映到其他线程之中。换句话说，volatile 变量在各个线程中是一致的，所以基于 volatile 变量的运算在并发下是线程安全的”。
这句话的论据部分并没有错，但是由其论据并不能得出“基于 volatile 变量的运算在并发下是线程安全的”这样的结论。volatile 变量在各个线程的工作内存中是不存在一致性问题的（从物理存储的角度看，各个线程的工作内存中 volatile 变量也可以存在不一致的情况，但由于每次使用之前都要先刷新，执行引擎看不到不一致的情况，因此可以认为不存在不一致问题），
但是 Java 里面的运算操作符并非原子操作，这导致 volatile 变量的运算在并发下一样是不安全的。

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class VolatileTest {
    public static volatile int race = 0;
    
    public static void increase() {
        race++;
    }
    
    private static final int THREAD_COUNT = 20;

    public static void main(String[] args) {
        Thread[] threads = new Thread[THREAD_COUNT];
        for (int i = 0; i < THREAD_COUNT; i++) {
            threads[i] = new Thread(new Runnable() {
                @Override
                public void run() {
                    for (int j = 0; j < 10000; j++) {
                        increase();
                    }
                }
            });
            threads[i].start();
        }
        
        while (Thread.activeCount() > 1) {
            Thread.yield();
        }
        System.out.println(race);
    }
}

这段代码发起了20个线程，每个线程对 race 变量进行 10000 次自增操作，如果这段代码能够正确并发的话，最后输出的结果应该是 200000。但是运行完这段代码之后，并不会获得期望的结果，而且会发现每次输出的结果的都不一样，都是一个小于 200000 的数字。

问题就出在自增运算“race++”之中，用 Javap 反编译这段代码后会得到如下所示，发现只有一行代码的 increase() 方法在Class文件中是由4条字节码指令构成（return 指令不是由 race++ 产生的，这条指令可以不计算），从字节码层面上已经很容易分析出并发失败的原因了：
当 getstatic 指令把 race 的值取到操作栈顶时，volatile 关键字保证了 race 的值在此时是正确的，但是在执行 iconst_1、iadd 这些指令时，其他线程可能已经把 race 的值改变了，而操作栈顶的值就变成了过期的数据，所以 putstatic 指令执行后就可能把较小的 race 值同步回主内存之中。

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public static void increase();
    Code:
        Stack=2, Locals=0, Args_size=0
        0:  getstatic       #13; //Field race:I
        3:  iconst_1
        4:  iadd
        5:  putstatic       #13; // Field race:I
        8:  return
    LineNumberTable:
        line 14: 0
        line 15: 8

使用字节码来分析并发问题仍让是不严谨的，因为即使编译出来只有一条字节码指令，也并不意味执行这条指令就是一个原子操作。一条字节码指令在解释执行时，解释器要运行许多行代码才能实现它的语义。

由于 volatile 变量只能保证可见性，在不符合以下两条规则的运算场景中，仍然要通过加锁（使用 synchronized、java.util.concurrent 中的锁或原子类）来保证原子性：

• 运算结果并不依赖变量的当前值，或者能够确保只有单一的线程修改变量的值
• 变量不需要与其他的状态变量共同参与不变约束

使用 volatile 变量的第二个语义是禁止指令重排序优化，普通的变量仅会保证在该方法的执行过程中所有依赖赋值结果的地方都能获取到正确的结果，而不能保证变量赋值操作的顺序与程序代码中的执行顺序一致。因为在同一个线程的方法执行过程中无法感知到这点，这就是 Java 内存模型中描述的所谓“线程内表现为串行的语义”。

通过一个例子来看看为何指令重排序会干扰程序的并发执行。

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Map configOptions;
char[] configText;
// 此变量必须定义为volatile
volatile boolean initialized = false;

// 假设以下代码在线程 A 中执行
// 模拟读取配置信息，当读取完成后 将initialized设置为true，通知其他线程配置可用
configOptions = new HashMap();
configText = readConfigFile(fileName);
processConfigOptions(configText, configOptions);
initialized = true;

// 假设以下代码在线程 B 中执行
// 等待initialized为true，代表线程 A 已经把配置信息初始化完成
while (!initialized) {
    sleep();
}
// 使用线程 A 中初始化好的配置信息
doSomethingWithConfig();

上述代码是一段伪代码，其中描述的场景是开发中常见配置读取过程，只是在处理配置文件时一般不会出现并发，所以没有察觉这会有问题。试想一下，如果定义 initialized 变量时没有使用 volatile 修饰，就可能会由于指令重排序的优化，导致位于线程 A 中最后一条代码 “initialized = true” 被提前执行（这里虽然使用 Java 作为伪代码，但所指的重排序优化是机器级的优化操作，提前执行是指这条语句对应的汇编代码被提前执行），
这样在线程B中使用配置信息的代码就可能出现错误，而 volatile 关键字可以避免此类情况的发生。

再举一个可以实际操作运行的例子来分析 volatile 关键字是如何禁止指令重排序优化的。以下代码所示的是一段标准的双锁检测（DCL）单例代码，观察加入 volatile 和 未加入 volatile 关键字时所生成的汇编代码的差别。

为什么这里使用的是双锁检测，而不是给方法加锁？因为，这样虽然解决了问题，但是由于用到了 synchronized，会导致很大的性能开销，并且加锁其实只需要在第一次初始化的时候用到，之后的调用都没必要再进行加锁。

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public class Singleton {
    private volatile static Singleton instance;
    
    public static Singleton getInstance() {
        if (instance == null) {
            synchronized (Singleton.class) {
                if (instance == null) {
                    instance = new Singleton();
                }
            }
        }
        return instance;
    }

    public static void main(String[] args) {
        Singleton.getInstance();
    }
}

通过对比发现，关键变化在于有 volatile 修饰的变量，赋值后（前面 mov %eax,0x150(%esi) 这句便是赋值操作）多执行了一个 “lock addl $0x0,(%esp)” 操作，这个操作的作用相当于一个内存屏障（指重排序时不能把后面的指令重排序到内存屏障之前的位置），只有一个处理器访问内存时，并不需要内存屏障；但如果有两个或更多处理器访问同一块内存，且其中有一个在观测另一个，就需要内存屏障来保证一致性。

这句指令中的“addl $0x0,(%esp)”（把ESP寄存器的值加0）显然是一个空操作，之所以用这个空操作而不是空操作专用指令nop，是因为IA32手册规定 lock 前缀不允许配合nop指令使用。这里的关键在于 lock 前缀，它的作用是将本处理器的缓存写入来内存，该写入动作也会引起别的处理器或者别的内核无效化其缓存，
这种操作相当于对缓存中的变量做了一次Java内存模型中的“store 和 write”操作，所以通过这样一个空操作，可让前面 volatile 变量的修改对其他处理器立即可见。

那为何说它禁止指令重排序呢？从硬件架构上讲，指令重排序是指处理器采用了允许将多条指令不按程序规定的顺序分开发送给各个相应的电路单元进行处理。但并不是说指令任意重排，处理器必须能正确处理指令依赖情况保障程序能得出正确的执行结果。譬如指令1把地址A中的值加10，指令2把地址A中的值乘以2，指令3把地址B中的值减去3，这时指令1和指令2是有依赖的，它们之间的顺序不能重排，但指令3可以重排到指令1、2之前或者中间，只要保证处理器执行后面依赖到A、B值的操作时能获取到正确的A和B值即可。
所以在同一个处理器中，重排序过的代码看起来依然是有序的。因此，lock addl $0x0,(%esp) 指令把修改同步到内存时，意味着所有之前的操作都已经执行完成，这样便形成了“指令重排序无法越过内存屏障”的效果。

再来看看在众多保障并发安全的工具中选用 volatile 的意义——它能让代码比使用其他的同步工具更快吗？在某些情况下，volatile 的同步机制的性能确实要优于锁，但是由于虚拟机对锁实行的许多消除和优化，使得很难确切的说 volatile 就会比 synchronized 快上多少。如果让 volatile 自己与自己比较，，那可以确定一个原则：volatile 变量读操作的性能消耗与普通变量几乎没有什么差别，但是写操作则可能会慢上一些，因为它需要在本地代码中插入许多内存屏障指令来保证处理器不发生乱序执行。
不过即便如此，大多数场景下 volatile 的总开销仍然比锁来得更低。在 volatile 与锁中选择的唯一判断依据仅仅是 volatile 的语义能否满足使用场景的需求。

最后来看看Java内存模型中对 volatile 变量定义的特殊规则的定义。假定 T 表示一个线程，V 和 W 分别表示两个 volatile 型变量，那么在进行read、load、use、assign、store 和 write 操作时需要满足如下规则：

• 只有当线程 T 对变量 V 执行对前一个动作是 load 的时候，线程 T 才能对变量 V 执行 use 动作；并且，只有当线程 T 对变量 V 执行的后一个动作是 use 的时候，线程 T 才能对变量 V 执行 load 操作。线程 T 对变量 V 的 use 动作可以认为是和线程 T 对变量 V 的 load、read 动作相关联的，必须连续且一起出现。

  这条规则要求在工作内存中，每次使用 V 前都必须先从主内存刷新最新的值，用于保证能看见其他线程对变量 V 所做的修改。

• 只有当线程 T 对变量 V 执行对前一个动作是 assign 的时候，线程 T 才能对变量 V 执行 store 动作；并且，只有当线程 T 对变量 V 执行的后一个动作是 store 的时候，线程 T 才能对变量 V 执行 assign 操作。线程 T 对变量 V 的 assign 动作可以认为是和线程 T 对变量 V 的 store、write 动作相关联的，必须连续且一起出现。

  这条规则要求在工作内存中，每次修改 V 后都必须立刻同步回主内存中，用于保证其他线程可以看到自己对变量 V 所做的修改。

• 假定动作 A 是线程 T 对变量 V 实施的 use 或 assign 动作，假定动作 F 是和动作 A 相关联的 load 或 store 动作，假定动作 P 是和动作 F 相应的对变量 V 的 read 或 write 动作；与此类似，假定动作 B 是线程 T 对变量 W 实施的 use 或 assign 动作，假定动作 G 是和动作 B 相关联的 load 或 store 动作，假定动作 Q 是和动作 G 相应的对变量 W 的 read 或 write 动作。如果 A 先于 B，那么 P 先于 Q。

  这条规则要求 volatile 修饰的变量不会被指令重排序优化，从而保证代码的执行顺序与程序的顺序相同。

针对 long 和 double 型变量的特殊规则

原子性、可见性与有序性

1. 原子性（Atomicity）

由Java内存模型来直接保证的原子性变量操作包括 read、load、assign、use、store 和 write 这六个。大致可以认为，基本数据类型的访问、读写都是具备原子性的。

如果应用场景需要一个更大范围的原子性保证，Java内存模型还提供了 lock 和 unlock 操作操作来满足这种需求。尽管虚拟机未把 lock 和 unlock 操作直接开放给用户使用，但是却提供了更高层次的字节码指令 monitorenter 和 monitorexit 来隐式地使用这两个操作。这两个字节码指令反映到Java代码中就是同步块——synchronized 关键字，因此在 synchronized 块之间的操作也具备原子性。

2. 可见性（Visibility）

可见性就是指当一个线程修改了共享变量的值时，其他线程能够立即得知这个修改。Java内存模型是通过在变量修改后将新值同步回主内存，在变量读取前从主内存刷新变量值这种依赖主内存作为传递媒介的方式来实现可见性的，无论是普通变量还是 volatile 变量都是如此。普通变量与 volatile 变量的区别是，volatile 的特殊规则保证了新值能立即同步到主内存，以及每次使用前立即从主内存刷新。

除了 volatile 之外，Java还有两个关键字能实现可见性，它们是 synchronized 和 final。同步块的可见性是由“对一个变量执行 unlock 操作之前，必须先把此变量同步回主内存中（执行 store、write 操作）”这条规则获得的。而 final 关键字的可见性是指：被 final 修饰的字段在构造器中一旦被初始化完成，并且构造器没有把“this”的引用传递出去（this 引用逃逸是一件很危险的事情，其他线程有可能通过这个引用访问到“初始化了一半”的对象），那么在其他线程中就能看见 final 字段的值。

3. 有序性（Ordering）

Java 程序中天然的有序性可以总结为一句话：如果在本线程内观察，所有操作都是有序的；如果在一个线程中观察另一个线程，所有的操作都是无序的。前半句是指“线程内似表现为串行的语义”，后半句是指“指令重排序”现象和“工作内存与主内存同步延迟”现象。

Java 语言提供了 volatile 和 synchronized 两个关键字来保证线程之间操作的有序性，volatile 关键字本身就包含了禁止指令重排序的语义，而 synchronized 则是由“一个变量在同一时刻只允许一条线程对其进行 lock 操作”这条规则获得的，这个规则决定了持有同一个锁的两个同步块只能串行的进入。

先行发生原则

如果Java内存模型中所有的有序性都仅靠 volatile 和 synchronized 来完成，那么有很多操作都将会变得非常啰嗦，但是在编写并发代码的时候并没有察觉到这一点，这是因为Java语言中有一个“先行发生”的原则，这个原则非常重要，它是判断数据是否存在竞争，线程是否安全的非常有用的手段。

先行发生是Java内存模型中定义的两项操作之间的偏序关系，比如说操作 A 先行发生于操作 B，其实就是说在发生操作 B 之前，操作 A 产生的影响能被操作 B 观察到，“影响”包括修改了内存中共享变量的值、发送了消息、调用了方法等。

下面是Java内存模型下一些“天然的”先行发生关系，这些先行发生关系无须任何同步器协助就已经存在，可以在编码中直接使用。如果两个操作之间的不在此列，并且无法从下列规则推导出来，则它们就没有顺序性保障，虚拟机可以对它们随意进行重排序。

• 程序次序规则：在一个线程内，按照控制流顺序，书写在前面的操作先行发生于书写在后面的操作。注意，这里说的是控制流顺序而不是程序代码顺序，因为要考虑分支、循环等结构。
• 管程锁定规则：一个 unlock 操作先行发生于后面对同一个锁的 lock 操作。这里必须强调的是“同一个锁”，而“后面”是指时间上的先后。
• volatile 变量规则：对一个 volatile 变量的写操作先行发生于后面对这个变量的读操作，这里的“后面”同样是指时间上的先后。
• 线程启动规则：Thread 对象的 start() 方法先行发生于此线程的每一个动作。
• 线程终止规则：线程中的所有操作都先行发生于对此线程的终止检测，可以通过 Thread::join() 方法是否结束、Thread::isActive()的返回值等手段检测线程是否已经终止执行。
• 线程中断规则：对线程 interrupt() 方法的调用先行发生于被中断线程的代码检测到中断事件的发生，可以通过 Thread::interrupted() 方法检测到是否有中断发生。
• 对象终结规则：一个对象的初始化完成（构造函数执行结束）先行发生于它的 finalize() 方法的开始。
• 传递性：如果操作 A 先行发生于操作 B，操作 B 先行发生于操作 C，那就可以得出操作 A 先行发生于操作 C 的结论。

一个操作“时间上的先发生”不代表这个操作会是“先行发生”。一个操作“先行发生”也无法推导出这个操作必定是“时间上的先发生”。