一文吃透Volatile，征服面试官

根据图所展示的知识点，有目的性的阅读以下内容！！！

前情省略一千字....

此时，小黄心里十分紧张的坐在面试官面前，看着面试官来回翻动自己的简历，准备接受狂风暴雨的洗礼。

此时，面试官抬起头，目光如炬，看着小黄，笑了笑。

面试官：平时项目中有没有用到volatile关键字？

小黄：用到了，为了在多线程处理器环境下能保证共享变量的可见性。

面试官：不错，那你觉得什么是可见性？

小黄：在多线程情况下，读和写发生在不同的线程中，而读线程未能及时的读到写线程写入的最新的值。

面试官：对的，那么你觉得volatile关键字是如何保证线程的可见性呢？

小黄：我觉得，首先我们需要从硬件层面了解可见性的本质。一台机算机最核心的组件是CPU，内存，以及I/O设备。但是这三者在处理速度上有很大的差异，但是最终整体的计算效率还是取决于最慢的那个设备，为了平衡三者的速度差异，最大化的利用CPU提升性能，无论是硬件，操作系统还是编译器都做了很多的优化。

1. CPU增加了告诉缓存

2. 操作系统增加了进程，线程，通过时间片切换最大化的提升CPU性能

3. 编译器的指令优化，更合理的去利用好CPU的高速缓存

   
   

面试官：什么是CPU高速缓存？

小黄：由于计算机的存储设备与处理器的运算速度差距非常大，所以现代计算机系统都会增加读写速度尽可能接近处理器运算速度的高速缓存来作为内存和处理器之间的缓冲：将运算需要使用的数据复制到缓存中，让运算能快速进行，当运算结束后再从缓存中同步到内存之中。

面试官：很棒，但是使用CPU告诉缓存会不会带来一些问题呢？

小黄：是的，它虽然很好的解决了处理器与内存之间的速度矛盾，但是也引入了一个新的问题，缓存一致性。

有了高速缓存后，每个CPU处理过程变成这样：先将计算机需要用到的数据缓存在CPU高速缓存中，在CPU进行计算时，直接从高速缓存中读取数据并且计算完成之后写到缓存中，在整个运算完成后，再把缓存中的数据同步到内存。

由于在多CPU中，每个线程可能会运行在不同的CPU中，并且每个线程都有自己的高速缓存，同一份数据可能会被缓存到多个CPU中，如果在不同CPU中运行的不同线程看到同一份内存的缓存值不一样，就会存在缓存不一致的问题。

面试官：有没有什么解决方案？

小黄：1.总线锁。2.缓存锁。

面试官：解释一下什么是总线锁？

小黄：要不我画个图吧，（于是有了下面这张图），但是总线锁开销较大，所以需要优化，最好的方法就是控制锁的粒度，我们只需要保证，对于被多个CPU缓存的同一份数据是一致的就行，所以引入了缓存锁，他的核心机制就是缓存一致性协议。

面试官：什么是缓存一致性协议？

小黄：为了达成数据访问的一致性，需要各个处理器在访问内存时，遵循一些协议，在读写时根据协议来操作，常见的协议有，MSI，MESI,MOSI等等，最常见的就是MESI协议；

MESI表示缓存行的四种状态，分别是：

    M（modify）表示共享数据只缓存当前CPU缓存中，并且是被修改状态，也就是缓存的数据和主内存中的数据不一致。

    E（Exclusive）表示线程的独占状态，数据只缓存在当前的CPU缓存中，并且没有被修改

    S（Shared）表示数据可能被多个CPU 缓存，并且各个缓存中的数据和主内存数据一致

    I（Invalid） 表示缓存已经失效

在MESI协议中，每个缓存的缓存控制器不仅知道自己的读写操作，而且监听（snoop)其他的Cache的读写操作

对于MESI协议，从CPU读写角度来说会遵循以下原则：

CPU读请求：缓存处于M，E，S状态都可以被读取，I状态CPU还能从主存中读取数据

CPU写请求：缓存处于M，E状态下才可以被写，对于S状态的写，需要将其他CPU中缓存置于无效才可写

使用总线锁和缓存锁后，CPU对于内存的操作大概可以抽象成下面这样的结构，从而达成缓存一致性效果

面试官：既然说基于缓存一致性协议或者总线锁就能达到一致性的要求，那么为什么还需要voliate关键字呢？

小黄：MESI优化带来了可见性的问题:MESI 协议虽然可以实现缓存的一致性，但是也会存在一些问题。就是各个 CPU 缓存行的状态是通过消息传递来进行的。如果 CPU0 要对一个在缓存中共享的变量进行写入，首先需要发送一个失效的消息给到其他缓存了该数据的 CPU。并且要等到他们的确认回执。CPU0 在这段时间内都会处于阻塞状态。

所以为了避免阻塞带来的资源浪费。在 cpu 中引入了 Store Bufferes。

CPU0 只需要在写入共享数据时，直接把数据写入到 store bufferes 中同时发送 invalidate 消息，然后继续去处理其他指令。当收到其他所有 CPU 发送了 invalidate acknowledge 消息时，再将 store bufferes 中的数据数据存储至 cache line中。最后再从缓存行同步到主内存。

但是这种优化存在两个问题

    1. 数据什么时候提交是不确定的，因为需要等待其他 cpu给回复才会进行数据同步。这里其实是一个异步操作

    2. 引入了 storebufferes 后，处理器会先尝试从 storebuffer中读取值，如果 storebuffer 中有数据，则直接从storebuffer 中读取，否则就再从缓存行中读取

看下下面这个例子：

int value=0;void exeToCPU0{  value=10;  isFinish=true;}void exeToCPU1{  if(isFinish){    assert value==10;    }}

exeToCPU0和exeToCPU1分别在两个独立的CPU上执行。

假如 CPU0 的缓存行中缓存了 isFinish 这个共享变量，并且状态为（E）、而 Value 可能是（S）状态。

那么这个时候，CPU0 在执行的时候，会先把 value=10 的指令写入到storebuffer中。并且通知给其他缓存了该value变量的 CPU。在等待其他 CPU 通知结果的时候，CPU0 会继续执行 isFinish=true 这个指令。而因为当前 CPU0 缓存了 isFinish 并且是 Exclusive 状态,所以可以直接修改 isFinish=true。这个时候 CPU1 发起 read操作去读取 isFinish 的值可能为 true，但是 value 的值不等于 10。

这种情况我们可以认为是 CPU 的乱序执行，也可以认为是一种重排序，而这种重排序会带来可见性的问题。

面试官：如何解决重排序带来的可见性问题？

小黄：CPU内存屏障用来解决这个问题，内存屏障就是将 store bufferes 中的指令写入到内存，从而使得其他访问同一共享内存的线程的可见性。

X86 的 memory barrier 指令包括 lfence(读屏障) sfence(写屏障) mfence(全屏障)。

Store Memory Barrier(写屏障) 告诉处理器在写屏障之前的所有已经存储在存储缓存(store bufferes)中的数据同步到主内存，简单来说就是使得写屏障之前的指令的结果对屏障之后的读或者写是可见的。

Load Memory Barrier(读屏障) 处理器在读屏障之后的读操作,都在读屏障之后执行。配合写屏障，使得写屏障之前的内存更新对于读屏障之后的读操作是可见的。

Full Memory Barrier(全屏障) 确保屏障前的内存读写操作的结果提交到内存之后，再执行屏障后的读写操作有了内存屏障以后，对于上面这个例子，我们可以这么来改，从而避免出现可见性问题。

总的来说，内存屏障的作用可以通过防止 CPU 对内存的乱序访问来保证共享数据在多线程并行执行下的可见性，但是这个屏障怎么来加呢？回到最开始我们讲 volatile 关键字的代码，这个关键字会生成一个 Lock 的汇编指令，这个指令其实就相当于实现了一种内存屏障。

面试官： 说到volatile，那么你能说说什么是JMM吗？

小黄：JMM全称是java内存模型，因为导致可见性的根本原因是缓存和重排序，而JMM则合理的禁用了缓存和禁用了重排序，所以他最核心的价值就是解决了可见性和有序性。

面试官：JMM是如何解决可见性和有序性的？

小黄：JMM基于CPU层面提供的内存屏障指令来限制编译器的重排序，从而解决并发问题。

JMM提供了一些禁止缓存和禁止重排序的方法，比如上面说的volatile，以及synchronize（后续会单独写一篇关于synchronize的文章），final；

JMM 如何解决顺序一致性问题 

重排序问题

为了提高程序的执行性能，编译器和处理器都会对指令做重排序，其中处理器的重排序在前面已经分析过了。所谓的重排序其实就是指执行的指令顺序。编译器的重排序指的是程序编写的指令在编译之后，指令可能会产生重排序来优化程序的执行性能。从源代码到最终执行的指令，可能会经过三种重排序。

2 和 3 属于处理器重排序。这些重排序可能会导致可见性问题。编译器的重排序，JMM 提供了禁止特定类型的编译器重排序。

处理器重排序,JMM 会要求编译器生成指令时，会插入内存屏障来禁止处理器重排序，当然并不是所有的程序都会出现重排序问题。

编译器的重排序和 CPU 的重排序的原则一样，会遵守数据依赖性原则，编译器和处理器不会改变存在数据依赖关系的两个操作的执行顺序,比如下面的代码，

a=1; b=a; 
a=1;a=2;
a=b;b=1;

这三种情况在单线程里面如果改变代码的执行顺序，都会导致结果不一致，所以重排序不会对这类的指令做优化。

这种规则也成为 as-if-serial。不管怎么重排序，对于单个线程来说执行结果不能改变。比如

int a=2; //1
int b=3; //2
int rs=a*b; //3

1 和 3、2 和 3 存在数据依赖，所以在最终执行的指令中，3 不能重排序到 1 和 2 之前，否则程序会报错。由于 1 和 2不存在数据依赖，所以可以重新排列 1 和 2 的顺序。

JMM 层面的内存屏障

为了保证内存可见性，Java 编译器在生成指令序列的适当位置会插入内存屏障来禁止特定类型的处理器的重排序，在 JMM 中把内存屏障分为四类

HappenBefore，它的意思表示的是前一个操作的结果对于后续操作是可见的，所以它是一种表达多个线程之间对于内存的可见性。

所以我们可以认为在 JMM 中，如果一个操作执行的结果需要对另一个操作课件，那么这两个操作必须要存在happens-before 关系。

这两个操作可以是同一个线程，也可以是不同的线程，JMM 中有哪些方法建立 happen-before 规则 呢？

程序顺序规则 

1. 一个线程中的每个操作，happens-before 于该线程中的任意后续操作; 可以简单认为是 as-if-serial。单个线程中的代码顺序不管怎么变，对于结果来说是不变的顺序规则表示 1 happenns-before 2;

   3 happens-before 4

   
   

2. volatile 变量规则，对于 volatile 修饰的变量的写的操作，一定 happen-before 后续对于 volatile 变量的读操作；根据 volatile 规则，2 happens before 3

   
   

3. 传递性规则，如果 1 happens-before 2; 2 happens-before 3; 那么传递性规则表示: 1 happens-before 3;

   
   

4. start 规则，如果线程 A 执行操作 ThreadB.start(),那么线程 A 的 ThreadB.start()操作 happens-before 线程 B 中的任意操作

   
   

   

5. join 规则，如果线程 A 执行操作 ThreadB.join()并成功返回，那么线程 B 中的任意操作 happens-before 于线程A 从 ThreadB.join()操作成功返回。

   

6. 监视器锁的规则，对一个锁的解锁，happens-before 于随后对这个锁的加锁

   

       假设 x 的初始值是 10，线程 A 执行完代码块后 x 的值会变成 12（执 行完自动释放锁），线程 B 进入代码块时，能够看到线程 A 对 x 的写操作，也就是线程 B 能够看到 x==12。

面试官（os）：这么厉害？用不起用不起，回去等通知吧！

小黄心里一万只草泥马奔腾而过。。。。。。

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