volatile詳解

前言

被volatile修飾的變量能夠保證每個線程能夠獲取該變量的最新值百炬，從而避免出現(xiàn)數(shù)據(jù)臟讀的現(xiàn)象褐隆。

相信很多人都用過volatile這個關(guān)鍵字，也知道它的妙用剖踊，但是其底層原理是否知曉呢庶弃？通過這篇文章就一目了然了。在了解volatile之前CPU多及緩存架構(gòu)和JMM內(nèi)存模型德澈，如果不了解的在我的其他文章里面有講到這兩點歇攻。

read（讀取）：從主內(nèi)存讀取數(shù)據(jù)
load（載入）：將主內(nèi)存讀取到的數(shù)據(jù)寫入到工作內(nèi)存
use（使用）：從工作內(nèi)存讀取數(shù)據(jù)來計算
assign（賦值）：將計算好的值重新賦值到工作內(nèi)存中
store（存儲）：將工作內(nèi)存數(shù)據(jù)寫入主內(nèi)存
write（寫入）：將store過去的變量賦值給主內(nèi)存中的變量
lock（鎖定）：將主內(nèi)存變量加鎖梆造，標(biāo)志變量為線程獨享狀態(tài)
unlock（解鎖）：將主內(nèi)存變量解鎖缴守，解鎖后其他線程可對該變量進(jìn)行加鎖操作

這里很直觀的感受到volatile的效果：被volatile修飾的變量能夠保證每個線程能夠獲取該變量的最新值。當(dāng)flag加了volatile關(guān)鍵字修飾時镇辉，線程2修改完flag的值之后線程1能感受到flag變量被修改了屡穗，為什么會這樣子呢？下面結(jié)合JMM原子性操作對實現(xiàn)機(jī)制進(jìn)行深入講解忽肛。

聲明一個變量flag = true鸡捐，存儲在主內(nèi)存中
通過read方法讀取變量flag=true（線程1、2）
通過load方法加載變量flag=true到各自線程的工作內(nèi)存（線程1麻裁、2）
通過use方法使用本線程工作內(nèi)存中變量flag=true（線程1進(jìn)入死循環(huán)狀態(tài)箍镜，知道flag變成了false）
線程2通過assign方法對本地變量flag進(jìn)行計算并賦值flag=false
線程2準(zhǔn)備通過store方法將本地變量flag=false寫入主內(nèi)存源祈，此時會調(diào)用lock方法對這塊內(nèi)存區(qū)域的緩存進(jìn)行鎖定（緩存行鎖定）。
通過lock對緩存行鎖定之后色迂，MESI總線嗅探機(jī)制監(jiān)聽到變量flag的值發(fā)生了變化香缺，此時會對所有使用該變量線程工作內(nèi)存中的flag變量進(jìn)行失效，導(dǎo)致其他線程需要從2步驟開始重新從主內(nèi)存獲取flag變量（其他線程從主內(nèi)存獲取flag變量的時機(jī)需要等待緩存行解鎖歇僧，如果此處不對緩存行進(jìn)行鎖定图张，那么其他線程去讀取主內(nèi)存時可能獲取到的變量還是原來的值）。
線程2通過write方法對主內(nèi)存變量flag進(jìn)行修改（對flag變量重新賦值）
線程2調(diào)用unlock方法诈悍，對鎖定的緩存行進(jìn)行解鎖祸轮，解鎖完成之后其他線程從主內(nèi)存重新獲取變量flag=false。

volatile主要通過匯編lock前綴指令侥钳，它會鎖定當(dāng)前內(nèi)存區(qū)域的緩存（緩存行）适袜，并且立即將當(dāng)前緩存行數(shù)據(jù)寫入主內(nèi)存（耗時非常短），回寫主內(nèi)存的時候會通過MESI協(xié)議使其他線程緩存了該變量的地址失效舷夺，從而導(dǎo)致其他線程需要重新去主內(nèi)存中重新讀取數(shù)據(jù)到其工作線程中苦酱。

volatile原子性分析

volatile能保證原始數(shù)據(jù)類型賦值的原子性，無法保證復(fù)合操作的原子性给猾。

上面程序運(yùn)行最終結(jié)果都會小于等于10000疫萤，為什么會出現(xiàn)這種情況呢，罪魁禍?zhǔn)拙褪窃诓l(fā)情況下違背了原子性操作導(dǎo)致敢伸，接下來一步一步進(jìn)行分析原由扯饶。

線程的運(yùn)行有隨機(jī)性，假設(shè)此時線程1池颈、2尾序、3都從主內(nèi)存讀取變量i=0到了各自線程的工作內(nèi)存
線程1、2饶辙、3都開始通過assign對本地變量進(jìn)行賦值操作蹲诀，此時各自線程內(nèi)都變量i的值都變成了1
線程2優(yōu)先調(diào)用原子方法store進(jìn)行變量的主內(nèi)存回寫操作斑粱，此時通過lock對緩存行（i的緩存）進(jìn)行鎖定弃揽，由于線程2優(yōu)先搶到了鎖，導(dǎo)致線程1则北、3不能將其工作內(nèi)存的變量i寫回到主內(nèi)存矿微，并且此時通過CPU總線MESI協(xié)議將其工作內(nèi)存變量i的地址失效，導(dǎo)致線程1尚揣、3的本次計算結(jié)果丟失
同理涌矢，線程4后執(zhí)行，讀取到了線程2修改變量i的值為2之后執(zhí)行計算快骗，當(dāng)有其他線程搶先lock寫入內(nèi)存的時候娜庇，線程4的計算結(jié)果也會丟失塔次，在這些巧合之下導(dǎo)致i最終計算結(jié)果會小于等于10000。

只需要在add方法處加上synchronized關(guān)鍵字進(jìn)行修改名秀，保證add方法的原子性就能保證每次執(zhí)行結(jié)果都是10000励负。synchronized回在后面的文章中講到

volatile有序性分析

[a=0,b=0]：兩個線程同時執(zhí)行到語句1和與語句4，此時從主內(nèi)存獲取到變量x匕得、y值為0
[a=1,b=0]：線程2先執(zhí)行語句3继榆、4，此時讀取從主內(nèi)存獲取到變量x值為0汁掠，并為變量b賦值0略吨，之后賦y為1，并將=1寫入到主內(nèi)存考阱，之后線程1執(zhí)行到語句1翠忠，從主內(nèi)存獲取y=1賦值給a
[a=0,b=1]：線程1先執(zhí)行語句1、2羔砾，此時讀取從主內(nèi)存獲取到變量y值為0负间，并為變量a賦值0，之后賦x為1姜凄，并將=1寫入到主內(nèi)存政溃，之后線程2執(zhí)行到語句3，從主內(nèi)存獲取x=1賦值給b
語句1和語句2進(jìn)行了指令重排态秧，導(dǎo)致語句1優(yōu)先與語句2先執(zhí)行董虱，語句3、4同理申鱼，此時主內(nèi)存中x愤诱、y都變成了1，之后a捐友、b賦值的時候都取到了1

當(dāng)x淫半、y通過volatile進(jìn)行修飾時

執(zhí)行的結(jié)果就只有三種情況了[a=0,b=0, a=1,b=0, a=0,b=1]
volatile修飾變量之后回禁止指令重排，語句1一定在語句2之前執(zhí)行匣砖，語句3一定會在語句4之前執(zhí)行科吭。

volatile重排序規(guī)則表（針對編譯器重排序）：

上面的例子符合第二個volatile寫第一個普通寫規(guī)則，編譯器不會進(jìn)行重排序猴鲫。

為了實現(xiàn)volatile內(nèi)存語義時对人，編譯器在生成字節(jié)碼時，會在指令序列中插入內(nèi)存屏障來禁止特定類型的處理器重排序拂共。對于編譯器來說牺弄，發(fā)現(xiàn)一個最優(yōu)布置來最小化插入屏障的總數(shù)幾乎是不可能的，為此宜狐，JMM采取了保守策略：

在每個volatile寫操作的前面插入一個StoreStore屏障势告；
在每個volatile寫操作的后面插入一個StoreLoad屏障蛇捌；
在每個volatile讀操作的后面插入一個LoadLoad屏障；
在每個volatile讀操作的后面插入一個LoadStore屏障咱台。

需要注意的是：volatile寫是在前面和后面分別插入內(nèi)存屏障豁陆，而volatile讀操作是在后面插入兩個內(nèi)存屏障

StoreStore屏障：禁止上面的普通寫和下面的volatile寫重排序；

StoreLoad屏障：防止上面的volatile寫與下面可能有的volatile讀/寫重排序

LoadLoad屏障：禁止下面所有的普通讀操作和上面的volatile讀重排序

LoadStore屏障：禁止下面所有的普通寫操作和上面的volatile讀重排序

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