具體介紹java高並發中volatile的實作原理

這篇文章主要介紹了java 高並發中volatile的實現原理的相關資料,在多線程並發編程中synchronized和Volatile都扮演著重要的角色，Volatile是輕量級的synchronized ，它在多處理器開發中保證了共享變數的“可見性”，需要的朋友可以參考下

##java 高並發中volatile的實現原理

摘要: 在多執行緒並發程式設計中synchronized和Volatile都扮演著重要的角色，Volatile是輕量級的synchronized，它在多處理器開發中保證了共享變數的「可見性」。可見性的意思是當一個執行緒修改一個共享變數時，另一個執行緒可以讀到這個修改的值。它在某些情況下比synchronized的開銷更小

1. 定義：

java

程式語言允許執行緒存取共享變量，為了確保共享變量能被準確和一致的更新，線程應該確保透過排他鎖單獨獲得這個變量。 Java語言提供了volatile，在某些情況下比鎖更方便。如果一個欄位被宣告成volatile，java執行緒記憶體模型確保所有執行緒看到這個變數的值是一致的

2. volatile實作原理

那麼Volatile是如何來保證可見性的呢？在x86處理器下透過工具取得JIT編譯器產生的組譯指令來看看對Volatile進行寫入操作CPU會做什麼事情。

Java程式碼： instance = new Singleton();//instance是volatile變數

彙編程式碼： 0x01a3de1d: movb $0x0,0x1104800(%esi );0x01a3de24: lock addl $0x0,(%esp);

有volatile變數修飾的共享變數進行寫入操作的時候會多第二行彙編程式碼，透過查IA-32

架構軟體開發者手冊可知，lock前綴的指令在多核心處理器下會引發了兩件事情。

將目前處理器

快取行的資料會寫回系統記憶體。

這個寫回記憶體的操作會造成在其他CPU裡快取了該記憶體位址的資料無效。

處理器為了提高處理速度，不直接和記憶體進行通訊，而是先將系統記憶體的資料讀到內部快取（L1,L2或其他）後再進行操作，但操作完後不知道何時會寫到內存，如果對聲明了Volatile變數進行寫入操作，JVM就會向處理器發送一條Lock前綴的指令，將這個變數所在快取行的資料寫回系統記憶體。但是就算寫回到內存，如果其他處理器緩存的值還是舊的，再執行計算操作就會有問題，所以在多處理器下，為了確保各個處理器的緩存是一致的，就會實現緩存一致性協議，每個處理器透過嗅探在匯流排

上傳播的資料來檢查自己快取的值是不是過期了，當處理器發現自己快取行對應的記憶體位址被修改，就會目前處理器的快取行設定成無效狀態，當處理器要對這個資料進行修改操作的時候，會強制重新從系統記憶體裡把資料讀到處理器快取裡。

Lock前綴指令會造成處理器快取回寫到記憶體。 Lock前綴指令導致在執行指令期間，聲言處理器的 LOCK# 訊號。在多處理器環境中，LOCK# 訊號確保在聲言該訊號期間，處理器可以獨佔使用任何共享記憶體。 （因為它會鎖住總線，導致其他CPU不能存取總線，不能存取總線就意味著不能存取系統記憶體），但是在最近的處理器裡，LOCK＃信號一般不鎖總線，而是鎖緩存，畢竟鎖總線開銷比較大。在8.1.4章節有詳細說明鎖定操作對處理器快取的影響，對於Intel486和Pentium處理器，在鎖操作時，總是在匯流排上聲言LOCK#訊號。但在P6和最近的處理器中，如果存取的記憶體區域已經快取在處理器內部，則不會聲言LOCK#訊號。相反地​​，它會鎖定這塊內存區域的緩存並回寫到內存，並使用緩存一致性機制來確保修改的原子性，此操作被稱為“緩存鎖定”，緩存一致性機制會阻止同時修改被兩個以上處理器快取的記憶體區域資料。

一個處理器的快取回寫到記憶體會導致其他處理器的快取無效。 IA-32處理器和Intel 64處理器使用MESI（修改，獨佔，共享，無效）控制協定去維護內部快取和其他處理器快取的一致性。在多核心處理器系統中進行操作的時候，IA-32 和Intel 64處理器能嗅探其他處理器存取系統記憶體和它們的內部快取。它們使用嗅探技術保證它的內部緩存，系統記憶體和其他處理器的快取的資料在總線上保持一致。例如在Pentium和P6 family處理器中，如果透過嗅探一個處理器來偵測其他處理器打算寫記憶體位址，而這個位址目前處理共享狀態，那麼正在嗅探的處理器將無效它的快取行，在下次存取相同記憶體位址時，強制執行快取行填充

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