(四) 一文搞懂 JMM – 内存模型

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4、JMM - 内存模型

1、JMM内存模型

JMM与happen-before

1、可见性问题产生原因

下图为x86架构下CPU缓存的布局，即在一个CPU 4核下，L1、L2、L3三级缓存与主内存的布局。每个核上面有L1、L2缓存，L3缓存为所有核共用。

因为存在CPU缓存一致性协议，例如MESI，多个CPU核心之间缓存不会出现不同步的问题，不会有 “内存可见性”问题。
缓存一致性协议对性能有很大损耗，为了解决这个问题，又进行了各种优化。例如，在计算单元和 L1之间加了Store Buffer、Load Buffer（还有其他各种Buffer），如下图：

L1、L2、L3和主内存之间是同步的，有缓存一致性协议的保证，但是Store Buffer、Load Buffer和 L1之间却是异步的。向内存中写入一个变量，这个变量会保存在Store Buffer里面，稍后才异步地写入 L1中，同时同步写入主内存中。
操作系统内核视角下的CPU缓存模型：

多CPU，每个CPU多核，每个核上面可能还有多个硬件线程，对于操作系统来讲，就相当于一个个的逻辑CPU。每个逻辑CPU都有自己的缓存，这些缓存和主内存之间不是完全同步的。
对应到Java里，就是JVM抽象内存模型，如下图所示：

2、重排序与内存可见性的关系

Store Buffer(存储缓冲区)的延迟写入是重排序的一种，称为内存重排序（Memory Ordering）。除此之外，还有编译器和CPU的指令重排序。
重排序类型：
- 1. 编译器重排序。
    
    对于没有先后依赖关系的语句，编译器可以重新调整语句的执行顺序。
- 1. CPU指令重排序。
    
    在指令级别，让没有依赖关系的多条指令并行。
- 1. CPU内存重排序。
    
    CPU有自己的缓存，指令的执行顺序和写入主内存的顺序不完全一致。

在三种重排序中，第三类就是造成内存可见性问题的主因，如下案例：

// 线程1中 x=1; a=y; // 线程2中 y=1; b=x;

假设X、Y是两个全局变量，初始的时候，X=0，Y=0。请问，这两个线程执行完毕之后，a、b的正确结果应该是什么？
很显然，线程1和线程2的执行先后顺序是不确定的，可能顺序执行，也可能交叉执行，最终正确的结果可能是：

1. a=0,b=1 2. a=1,b=0 3. a=1,b=1

也就是不管谁先谁后，执行结果应该是这三种场景中的一种。但实际可能是a=0，b=0。
两个线程的指令都没有重排序，执行顺序就是代码的顺序，但仍然可能出现a=0，b=0。原因是线程1先执行x=1，后执行a=Y，但此时x=1还在自己的Store Buffer(存储缓冲区)里面，没有及时写入主内存中。所以，线程2看到的x还是0。线程2的道理与此相同。
虽然线程1觉得自己是按代码顺序正常执行的，但在线程2看来，a=Y和X=1顺序却是颠倒的。指令没有重排序，是写入内存的操作被延迟了，也就是内存被重排序了，这就造成内存可见性问题。

3、内存屏障

为了禁止编译器重排序和 CPU 重排序，在编译器和 CPU 层面都有对应的指令，也就是内存屏障（Memory Barrier）。这也正是JMM和happen-before规则的底层实现原理。
编译器的内存屏障，只是为了告诉编译器不要对指令进行重排序。当编译完成之后，这种内存屏障就消失了，CPU并不会感知到编译器中内存屏障的存在。
而CPU的内存屏障是CPU提供的指令，可以由开发者显示调用。
内存屏障是很底层的概念，对于 Java 开发者来说，一般用 volatile 关键字就足够了。但从JDK 8开始，Java在Unsafe类中提供了三个内存屏障函数，如下所示。

public final class Unsafe {     // ...     public native void loadFence();     public native void storeFence();     public native void fullFence();     // ... }

在理论层面，可以把基本的CPU内存屏障分成四种：
1. LoadLoad：禁止读和读的重排序。
2. StoreStore：禁止写和写的重排序。
3. LoadStore：禁止读和写的重排序。
4. StoreLoad：禁止写和读的重排序。
Unsafe中的方法：
1. loadFence=LoadLoad+LoadStore
2. storeFence=StoreStore+LoadStore
3. fullFence=loadFence+storeFence+StoreLoad

4、as-if-serial语义

重排序的原则是什么？什么场景下可以重排序，什么场景下不能重排序呢？

单线程程序的重排序规则

无论什么语言，站在编译器和CPU的角度来说，不管怎么重排序，单线程程序的执行结果不能改变，这就是单线程程序的重排序规则。
即只要操作之间没有数据依赖性，编译器和CPU都可以任意重排序，因为执行结果不会改变，代码看起来就像是完全串行地一行行从头执行到尾，这也就是as-if-serial语义。
对于单线程程序来说，编译器和CPU可能做了重排序，但开发者感知不到，也不存在内存可见性问题。

多线程程序的重排序规则

编译器和CPU的这一行为对于单线程程序没有影响，但对多线程程序却有影响。
对于多线程程序来说，线程之间的数据依赖性太复杂，编译器和CPU没有办法完全理解这种依赖性、并据此做出最合理的优化。
编译器和CPU只能保证每个线程的as-if-serial语义。
线程之间的数据依赖和相互影响，需要编译器和CPU的上层来确定。
上层要告知编译器和CPU在多线程场景下什么时候可以重排序，什么时候不能重排序。

5、happen-before是什么

使用happen-before描述两个操作之间的内存可见性。

java内存模型（JMM）是一套规范，在多线程中，一方面，要让编译器和CPU可以灵活地重排序；另一方面，要对开发者做一些承诺，明确告知开发者不需要感知什么样的重排序，需要感知什么样的重排序。然后，根据需要决定这种重排序对程序是否有影响。如果有影响，就需要开发者显示地通过volatile、synchronized等线程同步机制来禁止重排序。
关于happen-before：
如果A happen-before(在.. 之前) B，意味着A的执行结果必须对B可见，也就是保证线程间的内存可见性。A happen before B不代表A一定在B之前执行。因为，对于多线程程序而言，两个操作的执行顺序是不确定的。happen-before只确保如果A在B之前执行，则A的执行结果必须对B可见。定义了内存可见性的约束，也就定义了一系列重排序的约束。
- 基于happen-before的这种描述方法，JMM对开发者做出了一系列承诺：
  1. 单线程中的每个操作，happen-before 对应该线程中任意后续操作（也就是 as-if-serial语义保证）。
  2. 对volatile变量的写入，happen-before对应后续对这个变量的读取。
  3. 对synchronized的解锁，happen-before对应后续对这个锁的加锁。
- JMM对编译器和CPU 来说，volatile 变量不能重排序；非 volatile 变量可以任意重排序。

6 happen-before的传递性

除了这些基本的happen-before规则，happen-before还具有传递性，即若A happen-before B，B happen-before C，则A happen-before C。

如果一个变量不是volatile变量，当一个线程读取、一个线程写入时可能有问题。那岂不是说，在多线程程序中，我们要么加锁，要么必须把所有变量都声明为volatile变量？这显然不可能，而这就得归功于happen-before的传递性。

class A {     private int a = 0;     private volatile int c = 0;     public void set() {         a = 5; // 操作1         c = 1; // 操作2 	}	     public int get() {         int d = c; // 操作3         return a; // 操作4     } }

假设线程A先调用了set，设置了a=5；之后线程B调用了get，返回值一定是a=5。为什么呢？
操作1和操作2是在同一个线程内存中执行的，操作1 happen-before 操作2，同理，操作3 happenbefore操作4。又因为c是volatile变量，对c的写入happen-before对c的读取，所以操作2 happenbefore操作3。利用happen-before的传递性，就得到：
操作1 happen-before 操作2 happen-before 操作3 happen-before操作4。
所以，操作1的结果，一定对操作4可见。

class A {     private int a = 0;     private int c = 0;     public synchronized void set() {         a = 5; // 操作1         c = 1; // 操作2     }     public synchronized int get() {     	return a;     } }

假设线程A先调用了set，设置了a=5；之后线程B调用了get，返回值也一定是a=5。
因为与volatile一样，synchronized同样具有happen-before语义。展开上面的代码可得到类似于下面的伪代码：

线程A：     加锁; // 操作1     a = 5; // 操作2     c = 1; // 操作3     解锁; // 操作4 线程B：     加锁; // 操作5     读取a; // 操作6     解锁; // 操作7

根据synchronized的happen-before语义，操作4 happen-before 操作5，再结合传递性，最终就会得到：
操作1 happen-before 操作2……happen-before 操作7。所以，a、c都不是volatile变量，但仍然有内存可见性。

2、volatile

1、64位写入的原子性（Half Write）

如，对于一个long型变量的赋值和取值操作而言，在多线程场景下，线程A调用set(100)，线程B调用get()，在某些场景下，返回值可能不是100。

public class MyClass {     private long a = 0; 	// 线程A调用set(100)     public void set(long a) {         this.a = a;     }     // 线程B调用get()，返回值一定是100吗？     public long get() {     	return this.a;     } }

因为JVM的规范并没有要求64位的long或者double的写入是原子的。在32位的机器上，一个64位变量的写入可能被拆分成两个32位的写操作来执行。这样一来，读取的线程就可能读到“一半的值”。解决办法也很简单，在long前面加上volatile关键字。

2、重排序：DCL问题

单例模式的线程安全的写法不止一种，常用写法为DCL（Double Checking Locking），如下所示：

public class Singleton { 	private static Singleton instance; 	public static Singleton getInstance() { 		if (instance == null) {             synchronized(Singleton.class) {                 if (instance == null) {                     // 此处代码有问题                     instance = new Singleton();                 }             } 		} 		return instance; 	} }

上述的 instance = new Singleton(); 代码有问题：其底层会分为三个操作：
1. 分配一块内存。
2. 在内存上初始化成员变量。
3. 把instance引用指向内存。
在这三个操作中，操作2和操作3可能重排序，即先把instance指向内存，再初始化成员变量，因为二者并没有先后的依赖关系。此时，另外一个线程可能拿到一个未完全初始化的对象。这时，直接访问里面的成员变量，就可能出错。这就是典型的“构造方法溢出”问题。
解决办法也很简单，就是为instance变量加上volatile修饰。
volatile的三重功效：64位写入的原子性、内存可见性和禁止重排序。

3、volatile实现原理

由于不同的CPU架构的缓存体系不一样，重排序的策略不一样，所提供的内存屏障指令也就有差异。
这里只探讨为了实现volatile关键字的语义的一种参考做法：
1. 在volatile写操作的前面插入一个StoreStore屏障。保证volatile写操作不会和之前的写操作重排序。
2. 在volatile写操作的后面插入一个StoreLoad屏障。保证volatile写操作不会和之后的读操作重排序。
3. 在volatile读操作的后面插入一个LoadLoad屏障+LoadStore屏障。保证volatile读操作不会和之后的读操作、写操作重排序。
具体到x86平台上，其实不会有LoadLoad、LoadStore和StoreStore重排序，只有StoreLoad一种重排序（内存屏障），也就是只需要在volatile写操作后面加上StoreLoad屏障。

4、JSR-133对volatile语义的增强

在JSR -133之前的旧内存模型中，一个64位long / double型变量的读/ 写操作可以被拆分为两个32位的读/写操作来执行。从JSR -133内存模型开始（即从JDK5开始），仅仅只允许把一个64位long/ double 型变量的写操作拆分为两个32位的写操作来执行，任意的读操作在JSR -133中都必须具有原子性（即任意读操作必须要在单个读事务中执行）。
这也正体现了Java对happen-before规则的严格遵守。

3、final

1、构造方法溢出问题

考虑下面的代码：

public class MyClass {     private int num1;     private int num2;     private static MyClass myClass;     public MyClass() {         num1 = 1;         num2 = 2;     }     /**     * 线程A先执行write()     */     public static void write() {     	myClass = new MyClass();     }     /**     * 线程B接着执行write()     */     public static void read() {         if (myClass != null) {             int num3 = myClass.num1;             int num4 = myClass.num2;         }     } }

num3和num4的值是否一定是1和2？
num3、num4不见得一定等于1，2。和DCL的例子类似，也就是构造方法溢出问题。
myClass = new MyClass()这行代码，分解成三个操作：
1. 分配一块内存；
2. 在内存上初始化i=1，j=2；
3. 把myClass指向这块内存。
操作2和操作3可能重排序，因此线程B可能看到未正确初始化的值。对于构造方法溢出，就是一个对象的构造并不是“原子的”，当一个线程正在构造对象时，另外一个线程却可以读到未构造好的“一半对象”。

2、final的happen-before语义

要解决这个问题，不止有一种办法。
办法1：给num1，num2加上volatile关键字。
办法2：为read/write方法都加上synchronized关键字。
如果num1，num2只需要初始化一次，还可以使用final关键字。
之所以能解决问题，是因为同volatile一样，final关键字也有相应的happen-before语义：
1. 对final域的写（构造方法内部），happen-before于后续对final域所在对象的读。
2. 对final域所在对象的读，happen-before于后续对final域的读。
通过这种happen-before语义的限定，保证了final域的赋值，一定在构造方法之前完成，不会出现另外一个线程读取到了对象，但对象里面的变量却还没有初始化的情形，避免出现构造方法溢出的问题。