cpu，高速缓冲区，主内存导致可见性和重排序问题

最新推荐文章于 2024-08-28 10:32:13 发布
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分类专栏： # Java多线程 Java 文章标签： cpu，高速缓冲区，主内存导致可见性和重排序问题 可见性出现的原因 重排序出现的原因
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本文链接：https://blog.youkuaiyun.com/weixin_43689480/article/details/97004519
本文探讨了CPU、高速缓存及主内存间的关系，重点分析了高速缓存带来的可见性与重排序问题，并提出了解决思路。

摘要生成于 C知道 ，由 DeepSeek-R1 满血版支持， 前往体验 >

cpu，高速缓冲区，主内存之间的关系

我们都知道计算机运算任务需要CPU和内存相互配合共同完成，其中CPU负责逻辑计算，内存负责数据存储。CPU要与内存进行交互，如读取运算数据、存储运算结果等。由于内存和CPU的计算速度有几个数量级的差距，为了提高CPU的利用率，现代处理器结构都加入了一层读写速度尽可能接近CPU运算速度的高速缓存来作为内存与CPU之间的缓冲：将运算需要使用的数据复制到缓存中，让CPU运算可以快速进行，计算结束后再将计算结果从缓存同步到主内存中，这样处理器就无须等待缓慢的内存读写了。就像下面这样
在这里插入图片描述

cpu，高速缓冲区，主内存这种处理提高效率导致出现的问题

高速缓存的引入解决了CPU和内存之间速度的矛盾，但是在多CPU系统中也带来了新的问题：可见性问题和重排序问题。

首先是可见性问题：假设有两个线程A、B分别在两个不同的CPU上运行，它们共享同一个变量X。如果线程A对X进行修改后，并没有将X更新后的结果同步到主内存，则变量X的修改对B线程是不可见的。这样就会造成可见性问题

然后是重排序问题：假设A、B两个线程共享两个变量X、Y，A和B分别在不同的CPU上运行。在A中先更改变量X的值放到高速缓存区，然后再更改变量Y的值放到高速缓存区。这时有可能发生Y的值被同步回主内存，而X的值没有同步回主内存的情况，此时对于B线程来说是无法感知到X变量被修改的，或者可以认为对于B线程来说，Y变量的修改被重排序到了X变量修改的前面。

至于可见性和重排序问题怎么解决，可以看这篇文章：https://blog.youkuaiyun.com/weixin_43689480/article/details/96513177

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<think>我们正在讨论volatile关键字如何通过内存屏障和缓存一致性实现可见性。 根据引用内容，我们可以总结如下： 1. 可见性的实现主要依靠两方面： a) 缓存一致性协议（如MESI） b) 内存屏障 2. 缓存一致性协议（如MESI）确保多个处理器核心之间缓存的一致性。 - 当一个线程修改了volatile变量，这个修改会立即被写回主内存（实际上是写回高速缓存，然后由缓存一致性协议保证其他缓存失效或更新）。 - 其他处理器通过总线嗅探机制（Bus Snooping）感知到该修改，并使自己缓存中对应的缓存行失效（Invalidate）。 - 这样，其他线程在读取该变量时，会发现缓存行已失效，从而从主内存（或通过缓存一致性协议从其他缓存）重新加载最新值。 3. 内存屏障则用于确保： a) 立即将写缓冲区的数据刷新到缓存（进而通过缓存一致性协议刷新到主内存） b) 立即将失效队列中的失效消息处理掉，保证后续读取时能拿到最新值。 具体来说： - 写屏障（Store Barrier）：确保屏障之前的写操作（包括volatile写）的结果在屏障之后对其他处理器可见。具体来说，它会强制将写缓冲区（Store Buffer）中的数据刷新到高速缓存（或主内存），并等待失效确认（Invalidate Acknowledge）完成。 - 读屏障（Load Barrier）：确保屏障之后的读操作（包括volatile读）能够获取到最新的值。具体来说，它会强制处理器在处理读操作之前，先处理完失效队列（Invalidate Queue）中的所有失效消息，从而使该处理器缓存中相应的缓存行失效，进而从主内存（或其他缓存）中重新加载。 4. 对于volatile变量，JVM会在其写操作之后插入一个写屏障，在读操作之前插入一个读屏障。 因此，volatile关键字的可见性实现可以总结为以下步骤： 步骤1（写操作）： 1.1 线程A修改volatile变量，写入自己的本地缓存（或写缓冲区）。 1.2 由于写屏障的作用，线程A必须等待该写操作被刷新到缓存（并最终到主内存）且收到所有其他处理器的失效确认（即该缓存行在其他缓存中的副本都被置为失效状态）后才能继续执行后续操作。 步骤2（读操作）： 2.1 线程B读取volatile变量，由于读屏障的作用，它会先处理失效队列，将本地缓存中该变量的缓存行置为失效。 2.2 由于缓存行失效，线程B会从主内存（或通过缓存一致性协议从其他缓存）重新加载最新值。 这样，线程A的写操作结果对线程B就是可见的了。 下面我们用图示和代码说明： 图示： ```mermaid graph LR A[线程A：写volatile变量] --> B[插入写屏障] B --> C[强制刷新写缓冲区到缓存] C --> D[通过MESI协议使其他缓存行失效] D --> E[等待失效确认] E --> F[继续执行] G[线程B：读volatile变量] --> H[插入读屏障] H --> I[处理失效队列] I --> J[缓存行失效，重新从主内存加载] ``` 引用说明： - 内存屏障（写屏障和读屏障）的作用在引用[2]和引用[4]中有描述。 - 缓存一致性协议（MESI）在引用[1]和引用[4]中提及。 注意：这里的内存屏障是硬件层面的，JVM在编译时会在volatile写操作后插入写屏障指令，在volatile读操作前插入读屏障指令。 因此，volatile关键字的可见性是通过内存屏障强制刷新缓存和使缓存失效，以及缓存一致性协议（如MESI）共同作用来实现的。 最后，我们生成相关问题。</think>### volatile 关键字如何通过内存屏障和缓存一致性实现可见性 #### 一、核心实现机制 volatile 的可见性通过 **硬件级缓存一致性协议** 和 **内存屏障** 协同实现，具体流程如下： 1. **缓存一致性协议（MESI）** - **总线嗅探（Bus Snooping）**： 当线程 A 修改 volatile 变量时，CPU 通过总线广播 `invalidate` 信号，通知其他核心的缓存失效[^4]。 $$ \text{volatile写} \rightarrow \text{总线广播} \rightarrow \text{其他缓存行失效} $$ - **失效队列处理**： 其他线程（如线程 B）在读取 volatile 变量前，必须处理失效队列中的 `invalidate` 消息，确保本地缓存副本无效[^4]。 ```mermaid graph LR A[线程A写volatile变量] --> B[强制刷回主内存] B --> C[总线广播invalidate信号] C --> D[线程B的缓存行失效] D --> E[线程B从主内存重新加载] ``` 2. **内存屏障（Memory Barrier）** - **写屏障（Store Barrier）**： 插入在 volatile 写操作之后，强制将写缓冲区（Store Buffer）数据刷回高速缓存/主内存[^4]。 ```java public void writeVolatile() { data = 42; // volatile写 // 隐式插入写屏障（StoreStore + StoreLoad） } ``` - **读屏障（Load Barrier）**： 插入在 volatile 读操作之前，强制处理失效队列并刷新本地缓存[^2]。 ```java public int readVolatile() { // 隐式插入读屏障（LoadLoad + LoadStore） return data; // volatile读 } ``` 3. **屏障组合实现可见性** | 操作序列 | 插入屏障类型 | 作用 | |------------------|----------------------------|----------------------------------------------------------------------| | volatile写 | `StoreStore` + `StoreLoad` | 确保写操作前的修改对所有线程可见，并防止与后续操作重排序[^1] | | volatile读 | `LoadLoad` + `LoadStore` | 确保后续操作能读到最新值，并防止与之前操作重排序[^2] | --- #### 二、底层硬件协作流程 以 **x86 架构** 为例的完整可见性实现： 1. **写操作流程**： ```mermaid sequenceDiagram 线程A->>L1缓存: 修改volatile变量 L1缓存->>总线: 广播invalidate信号 总线->>其他CPU缓存: 使缓存行失效 L1缓存->>主内存: 通过Store屏障强制刷回数据 ``` - 关键指令：`lock addl $0x0,(%rsp)`（x86的StoreLoad屏障实现）[^1] 2. **读操作流程**： ```mermaid sequenceDiagram 线程B->>失效队列: 处理invalidate消息（Load屏障） 失效队列->>L1缓存: 标记缓存行为I(Invalid) 线程B->>主内存: 重新加载最新数据 ``` - 关键机制：**MESI协议状态转换**（Modified→Exclusive→Shared→Invalid）[^3] --- #### 三、可见性保障的本质 1. **强制主内存同步** - volatile 变量读写直接穿透 CPU 缓存层级，避免线程工作内存与主内存不一致[^1]。 $$ \text{volatile读写} \equiv \text{绕过工作内存直接访问主内存} $$ 2. **屏障的刷新语义** | 屏障类型 | 伪代码实现 | 作用 | |------------|-----------------------|-------------------------------| | 写屏障 | `flushStoreBuffer()` | 清空写缓冲区到缓存/内存[^4] | | 读屏障 | `processInvalidateQueue()` | 处理失效队列刷新缓存[^4] | 3. **与普通变量对比** ```java // 普通变量（无可见性保证） int a = 1; // 可能停留在写缓冲区或工作内存 // volatile变量（强制可见） volatile int b = 2; // 立即刷回主内存并通知其他缓存失效 ``` --- ### 总结：可见性实现三要素 1. **缓存失效机制**：通过 MESI 协议使其他核心缓存失效[^3] 2. **内存屏障强制刷新**： - 写屏障 → 数据刷回主内存 - 读屏障 → 加载最新数据[^2] 3. **禁止重排序**：确保操作顺序符合程序语义[^1] > ⚠️ **性能代价**：频繁 volatile 操作会触发大量缓存失效和屏障指令，在超线程环境下可能引发 **全局存储屏障（MFENCE）**，导致性能下降[^4]。 --- ### 相关问题 1. **MESI 协议中缓存行的四种状态如何转换？失效队列满时会发生什么？** 2. **x86 架构的 `LOCK` 指令前缀与 volatile 的 StoreLoad 屏障有何关系？** 3. **为什么 Java 不直接使用 `fence` 指令而用 `lock addl $0x0,(%rsp)` 实现屏障？** 4. **ZGC/Shenandoah 等新垃圾收集器如何优化 volatile 的内存屏障开销？** 5. **ARM 架构的 `DMB`/`DSB` 指令与 x86 内存屏障的映射关系是什么？**
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