Java内存模型--(四)volatile的内存语义

当声明共享变量为volatile后，对这个变量的读/写将会很特别。为了揭开volatile的神秘面纱，下面将介绍volatile的内存语义及volatile内存语义的实现。

volatile的特性

理解volatile特性的一个好方法是把对volatile变量的单个读/写，看成是使用同一个锁对这些单个读/写操作做了同步。下面通过具体的示例来说明，示例代码如下。

class VolatileFeaturesExample {
    volatile long vl = 0L; // 使用volatile声明64位的long型变量
    public void set(long l) {
        vl = l; // 单个volatile变量的写
    }
    public void getAndIncrement () {
        vl++; // 复合（多个）volatile变量的读/写
    }
    public long get() {
        return vl; // 单个volatile变量的读
    }
}

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。

class VolatileFeaturesExample {
    long vl = 0L; // 64位的long型普通变量
    public synchronized void set(long l) { // 对单个的普通变量的写用同一个锁同步
        vl = l;
    }
    public void getAndIncrement () { // 普通方法调用
        long temp = get(); // 调用已同步的读方法
        temp += 1L; // 普通写操作
        set(temp); // 调用已同步的写方法
    }
    public synchronized long get() { // 对单个的普通变量的读用同一个锁同步
        return vl;
    }
}

如上面示例程序所示，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。
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，总是能看到（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有原子性。
简而言之，volatile变量自身具有下列特性。

1. 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。
2. 原子性：对任意单个volatile变量的读/写具有原子性，但类似于volatile++这种复合操作不具有原子性。

volatile写-读建立的happens-before关系

从JDK5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写和锁的释放有相同的内存语义；volatile读与锁的获取有相同的内存语义。

请看下面使用volatile变量的示例代码。

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
            ……
        }
    }
}

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关系可以分为3类：
1）根据程序次序规则，1 happens-before 2; 3 happens-before 4。
2）根据volatile规则，2 happens-before 3。
3）根据happens-before的传递性规则，1 happens-before 4。
 

上述happens-before关系的图形化表现形式如下。

在上图中，每一个箭头链接的两个节点，代表了一个happens-before关系。黑色箭头表示程序顺序规则；橙色箭头表示volatile规则；蓝色箭头表示组合这些规则后提供的happens-before保证。
 

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，将立即变得对B线程可见。

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。
以上面示例程序VolatileExample为例，假设线程A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f?lag和a都是初始状态。下图是线程A执行volatile写后，共享变量的状态示意图。

下图为线程B读同一个volatile变量后，共享变量的状态示意图。

如图所示，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，本地内存A和主内存中的共享变量的值是一致的。

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。线程接下来将从主内存中读取共享变量。
如果我们把volatile写和volatile读两个步骤综合起来看的话，在读线程B读一个volatile变量后，写线程A在写这个volatile变量之前所有可见的共享变量的值都将立即变得对读线程B可见。

下面对volatile写和volatile读的内存语义做个总结。
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。

volatile内存语义的实现

前文提到过重排序分为编译器重排序和处理器重排序。为了实现volatile内存语义，JMM会分别限制这两种类型的重排序类型。下表是JMM针对编译器制定的volatile重排序规则表。 
举例来说，第三行最后一个单元格的意思是：在程序中，当第一个操作为普通变量的读或写时，如果第二个操作为volatile写，则编译器不能重排序这两个操作。
 
从上表我们可以看出。
当第二个操作是volatile写时，不管第一个操作是什么，都不能重排序。这个规则确保volatile写之前的操作不会被编译器重排序到volatile写之后。
当第一个操作是volatile读时，不管第二个操作是什么，都不能重排序。这个规则确保volatile读之后的操作不会被编译器重排序到volatile读之前。
当第一个操作是volatile写，第二个操作是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。对于编译器来说，发现一个最优布置来最小化插入屏障的总数几乎不可能。为此，JMM采取保守策略。下面是基于保守策略的JMM内存屏障插入
策略。
 
在每个volatile写操作的前面插入一个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。
 
上述内存屏障插入策略非常保守，但它可以保证在任意处理器平台，任意的程序中都能得到正确的volatile内存语义。

下面是保守策略下，volatile写插入内存屏障后生成的指令序列示意图，如图所示。

  
上图中的StoreStore屏障可以保证在volatile写之前，其前面的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的普通写在volatile写之前刷新到主内存。
 
这里比较有意思的是，volatile写后面的StoreLoad屏障。此屏障的作用是避免volatile写与后面可能有的volatile读/写操作重排序。因为编译器常常无法准确判断在一个volatile写的后面是否需要插入一个StoreLoad屏障（比如，一个volatile写之后方法立即return）。为了保证能正确实现volatile的内存语义，JMM在采取了保守策略：在每个volatile写的后面，或者在每个volatile读的前面插入一个StoreLoad屏障。从整体执行效率的角度考虑，JMM最终选择了在每个volatile写的后面插入一个StoreLoad屏障。因为volatile写-读内存语义的常见使用模式是：一个写线程写volatile变量，多个读线程读同一个volatile变量。当读线程的数量大大超过写线程时，选择在volatile写之后插入StoreLoad屏障将带来可观的执行效率的提升。从这里可以看到JMM在实现上的一个特点：首先确保正确性，然后再去追求执行效率。
 

下面是在保守策略下，volatile读插入内存屏障后生成的指令序列示意图，如图所示。

  
图中的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。下面通过具体的示例代码进行说明。

class VolatileBarrierExample {
    int a;
    volatile int v1 = 1;
    volatile int v2 = 2;
    void readAndWrite() {
        int i = v1; // 第一个volatile读
        int j = v2; // 第二个volatile读
        a = i + j; // 普通写
        v1 = i + 1; // 第一个volatile写
        v2 = j * 2; // 第二个 volatile写
    }
    … // 其他方法
}

针对readAndWrite()方法，编译器在生成字节码时可以做如下的优化。

 

注意，最后的StoreLoad屏障不能省略。因为第二个volatile写之后，方法立即return。此时编译器可能无法准确断定后面是否会有volatile读或写，为了安全起见，编译器通常会在这里插入一个StoreLoad屏障。
 
上面的优化针对任意处理器平台，由于不同的处理器有不同“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。以X86处理器为例，上图中除最后的StoreLoad屏障外，其他的屏障都会被省略。
 
前面保守策略下的volatile读和写，在X86处理器平台可以优化成如图3-22所示。
 
前文提到过，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-写操作做重排序，因此在X86处理器中会省略掉这3种操作类型对应的内存屏障。在X86中，JMM仅需在volatile写后面插入一个StoreLoad屏障即可正确实现volatile写-读的内存语义。这意味着在X86处理器中，volatile写的开销比volatile读的开销会大很多（因为执行StoreLoad屏障开销会比较大）。
 

如图所示，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，本地内存A和主内存中的共享变量的值是一致的。