图灵学院Java架构师-VIP-【并发编程专题（二）】
- JMM是什么
- 八大原子操作
- 可见性/原子性/有序性
- volatile关键字
- synchronized关键字
1. JMM是什么
其实就是第一篇文章里分析的那些过程。
并发编程专题（一）
Java Memory Model，简称JMM，把它抽象成一种规范，用工作内存与主内存这两个概念。在JMM中主内存属于共享数据区域，从某个程度上讲应该包括了堆和方法区，而工作内存数据线程私有数据区域，从某个程度上讲则应该包括程序计数器、虚拟机栈以及本地方法栈。
主内存是共享内存区域，所有线程都可以访问，但线程对变量的操作(读取赋值等)必须在工作内存中进行，首先要将变量从主内存拷贝的自己的工作内存空间，然后对变量进行操作，操作完成后再将变量写回主内存，不能直接操作主内存中的变量，工作内存中存储着主内存中的变量副本拷贝，前面说过，工作内存是每个线程的私有数据区域，因此不同的线程间无法访问对方的工作内存，线程间的通信(传值)必须通过主内存完成。
2. 八大原子操作
我们已经清楚，每个线程创建时JVM都会为其创建一个工作内存(有些地方称为栈空间)，用于存储线程私有的数据，线程与主内存中的变量操作必须通过工作内存间接完成，主要过程是将变量从主内存拷贝到每个线程各自的工作内存空间，然后对变量进行操作，操作完成后在某个不确定时刻再将变量写回主内存。这里再说具体一点，八大原子操作。
（1）lock(锁定)：作用于主内存的变量，把一个变量标记为一条线程独占状态
（2）unlock(解锁)：作用于主内存的变量，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
（3）read(读取)：作用于主内存的变量，把一个变量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
（4）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
（5）use(使用)：作用于工作内存的变量，把工作内存中的一个变量值传递给执行引擎 （6）assign(赋值)：作用于工作内存的变量，它把一个从执行引擎接收到的值赋给工作内存的变量
（7）store(存储)：作用于工作内存的变量，把工作内存中的一个变量的值传送到主内存中，以便随后的write的操作
（8）write(写入)：作用于工作内存的变量，它把store操作从工作内存中的一个变量的值传送到主内存的变量中
如果要把一个变量从主内存中复制到工作内存中，就需要按顺序地执行read和load操作， 如果把变量从工作内存中同步到主内存中，就需要按顺序地执行store和write操作。但Java内 存模型只要求上述操作必须按顺序执行，而没有保证必须是连续执行。
3. 可见性/原子性/有序性
可见性/原子性/有序性是并发编程的三大特性。前面1，2点相当于对第一篇文章做了个复习和补充，接下来分析一下实实在在的代码。
（1）可见性问题
就这么一个类，线程A执行refresh方法，把标志位刷新；线程B执行load方法，用标志位空跑，先运行线程B再运行线程A。根据前面讲的JMM，你觉得结果是什么？
结果就是线程A尽管把标志位刷新了，线程B还是在空跑。这就是缓存不一致带来的可见性问题。
你如果懂了JMM过程，就应该能懂为什么是这个结果。线程A尽管把标志位刷新了，刷新的是自己工作内存中的值，（在某一个时刻会写回主存），但是线程B还是不知道，还用的是自己工作内存中的false值。
（2）原子性问题
开10个线程，每个线程把counter加1000，问你counter最后是多少？答案是<=10000，这个不画图解释了，跟上面一样的。
（3）有序性问题
这就是说，为了优化，cpu可能会指令重排，但是重排要求不能够改变单线程程序最终结果。
看这个例子，是一个指令重排在多线程环境下可能带来的错误。
Java并发-懒汉式单例设计模式加volatile的原因
这篇文章谈到了volatile关键字可以禁止指令重排，保证有序性。volatile还可以保证可见性。但是volatile不能够保证原子性。接下来重点谈下volatile关键字。
4. volatile关键字
volatile关键字就是第一篇文章说的缓存一致性协议的一种实现方式，缓存一致性协议就是volatile关键字的方法论。
（1）保证可见性
volatile关键字保证可见性。当一个共享变量被volatile修饰时，它会保证修改的值立即被其他的线程看到，即修改的值立即更新到主存中，当其他线程需要读取时，它会去内存中读取新值。（synchronized和Lock也可以保证可见性，因为它们可以保证任一时刻只有一个线程能访问共享资源，并在其释放锁之前将修改的变量刷新到内存中。）
那我们再来分析下。在上面的例子中，如果initFlag用volatile修饰，线程A把标志位刷新了，true值立即更新到主存中，线程B工作内存中的值同时失效。那线程B再想读，就只能从主存中去取，于是能正常停止。
（2）保证有序性
先说说概念。举个例子，如果变量i用volatile修饰：volatile int i=0;
i=10; //这叫volatile写
另一个变量=i; //这叫volatile读
不用volatile修饰的变量的读写叫普通读写
代码块1
i=10; //volatile写
代码块2
另一个变量=i; //volatile读
代码块3
那么规定，代码块1必须在volatile写执行前执行，不能指令重排（看表最后一列三个No）；代码块3必须在volatile读执行后执行，不能指令重排（看表第二行三个No）；代码块2分情况讨论下，如果代码块2只是普通读写，可以指令重排，可以变成：
代码块1
代码块2
i=10; //volatile写
另一个变量=i; //volatile读
代码块3
或是
代码块1
i=10; //volatile写
另一个变量=i; //volatile读
代码块2
代码块3
但如果代码块2是volatile读/写就不能重排。
这只是结论，如果你还对原理感兴趣，搜索内存屏障多了解下也是好的。
5. synchronized关键字
volatile关键字也没有保证原子性。
实际上，所有的并发模式在解决线程安全问题时，采用的方案都是序列化（一个一个来）访问临界资源（多个线程同时访问同一个共享、可变资源的情况， 这个资源我们称之其为临界资源）。即在同一时刻，只能有一个线程访问临界资源，也称作同步互斥访问。synchronized关键字是同步互斥访问方法之一（还有Lock，之后章节会手撕源码）。
怎么使用这些基础就不讲了，直接讲原理。synchronized关键字被编译成字节码后会被翻译成monitorenter和monitorexit两条指令分别在同步块逻辑代码的起始位置与结束位置。
那么这个是干嘛的呢？让每个线程在进入同步代码块或是同步方法时，去这个同步对象的对象头里去找monitor指针，目的是找到monitor对象（每个对象在创建时都会有一个与它对应的monitor对象），看里面的信息，判断可不可以申请到对象的锁。
（1）对象头是什么？——了解对象的内存布局
HotSpot虚拟机中，对象在内存中存储的布局可以分为三块区域：对象头 （Header）、实例数据（Instance Data）和对齐填充（Padding）。
对象头：比如 hash码，对象所属的年龄，对象锁，锁状态标志，偏向锁（线程）ID，偏向时间，数组长度（数组对象才有）等
实例数据：即创建对象时，对象中成员变量，方法等
对齐填充：对象的大小必须是8字节的整数倍
主要关注一下对象头，上面这个图描述的不详细。
实际上，对象的锁状态不同，对象头会存放什么东西也会动态变化（这里要刷新你们的认知了，一个对象就算被synchronized括起来，某个线程进入的时候，也不是立马变成重量级锁状态，而是存在一个锁的膨胀升级的过程，之后会说）。在32位的HotSpot虚拟机中对象无锁状态下，对象头的32个Bits空间中的25Bits用于存储对象哈希码（HashCode），4Bits用于存储对象分代年龄，2Bits用于存储锁标志位，1Bit固定为0，在其他状态（轻量级锁定、重量级锁定、GC标记、可偏向）下对象的存储内容如下表所示。
看重量级锁这一行，也就是说对象如果升级到重量级锁状态，对象头里存放着monitor指针，可以找到monitor对象。
下面这个就是monitor对象里的内容，_owner表示持有它的线程，count表示重入次数。
如果没有线程在占用，可以申请到锁。如果有线程占用，这个线程进同步队列等。总结一下，就是下面这个过程。
（2）锁的膨胀升级过程
前面提过一句，“一个对象就算被synchronized括起来，某个线程进入的时候，也不是立马变成重量级锁状态，而是存在一个锁的膨胀升级的过程”。为什么要这个过程？很简单，避免消耗。
锁的状态总共有四种，无锁状态、偏向锁、轻量级锁和重量级锁。随着锁的竞争，锁可以从偏向锁升级到轻量级锁，再升级的重量级锁，但是锁的升级是单向的，也就是说只能从低到高升级，不会出现锁的降级。假设现在有一同步代码块：synchronized（object）{ //代码块 }
下面为锁的升级全过程：
（1）无锁：当还没有任何线程进入的时候object就是无锁状态。
（2）偏向锁：如果线程1申请锁，获得了锁，那么锁就进入偏向模式，此时Mark Word 的结构也变为偏向锁结构，当这个线程再次请求锁时，无需再做任何同步操作，即获取锁的过程，这样就省去了大量有关锁申请的操作，从而也就提供程序的性能。如果线程2想要访问同步代码块了，会尝试修改一下对象头里面的线程id为自己（想让这个对象偏向自己），可能修改成功（线程1已经释放锁）；可能失败（线程1还占有着锁），这时线程2向虚拟机发出申请说，让线程1这次时间片用完了停一停，我要用了。
这里所谓的安全点就是时间片用完了停留的位置，如果线程1还停留在同步代码块里，升级为轻量级锁。如果线程1在同步代码块外，保持偏向锁级别，使它偏向线程2.
（3）轻量级锁：这时线程1，线程2都把对象头复制一份到自己的栈空间里面去，这个空间叫做lockrecord，线程1让对象头里的指针指向自己的lockrecord，然后从安全点继续执行。同时线程2自旋尝试把这个指针指向自己栈里面的lockrecord，一定次数内成功了，获得轻量级锁。没成功，升级成重量级锁。
（4）重量级锁：对象头升级成重量级锁的内容——monitor指针。线程2阻塞，线程1做完有个轻量级锁解锁过程，主要是看对象头的指针指向的还是不是自己的lockrecord，但是现在已经是重量级锁，它就知道有人升级了，在等着申请锁了，于是唤醒线程2
