volatile CAS

減小上下文切換的方法有無鎖併發編程、CAS算法、使用最少線程和使用協程。

無鎖併發編程。多線程競爭鎖時，會引發上下文切換，因此多線程處理數據時，能夠用一
些辦法來避免使用鎖，如將數據的ID按照Hash算法取模分段，不一樣的線程處理不一樣段的數據。
協程：在單線程裏實現多任務的調度，並在單線程裏維持多個任務間的切換。


如今咱們介紹避免死鎖的幾個常見方法。
·避免一個線程同時獲取多個鎖。
·避免一個線程在鎖內同時佔用多個資源，儘可能保證每一個鎖只佔用一個資源。
·嘗試使用定時鎖，使用lock.tryLock（timeout）來替代使用內部鎖機制。
·對於數據庫鎖，加鎖和解鎖必須在一個數據庫鏈接裏，不然會出現解鎖失敗的狀況。

硬件資源限 制有帶寬的上傳/下載速度、硬盤讀寫速度和CPU的處理速度。軟件資源限制有數據庫的鏈接
數和socket鏈接數等。


Java代碼在編譯後會變成Java字節碼，字節碼被類加載器加載到JVM裏，JVM執行字節
碼，最終須要轉化爲彙編指令在CPU上執行，Java中所使用的併發機制依賴於JVM的實現和
CPU的指令。


volatile是輕量級的 synchronized，它在多處理器開發中保證了共享變量的「可見性」。可見性的意思是當一個線程
修改一個共享變量時，另一個線程能讀到這個修改的值。若是volatile變量修飾符使用恰當
的話，它比synchronized的使用和執行成本更低，由於它不會引發線程上下文的切換和調度。

x = 10; //語句1
y = x; //語句2
x++; //語句3
x = x + 1; //語句4
咋一看，有些朋友可能會說上面的4個語句中的操做都是原子性操做。其實只有語句1是原子性操做，其餘三個語句都不是原子性操做。
　　語句1是直接將數值10賦值給x，也就是說線程執行這個語句的會直接將數值10寫入到工做內存中。
　　語句2實際上包含2個操做，它先要去讀取x的值，再將x的值寫入工做內存，雖然讀取x的值以及 將x的值寫入工做內存 這2個操做都是原子性操做，可是合起來就不是原子性操做了。
　　一樣的，x++和 x = x+1包括3個操做：讀取x的值，進行加1操做，寫入新的值。
　　因此上面4個語句只有語句1的操做具有原子性。
　　也就是說，只有簡單的讀取、賦值（並且必須是將數字賦值給某個變量，變量之間的相互賦值不是原子操做）纔是原子操做。
　　不過這裏有一點須要注意：在32位平臺下，對64位數據的讀取和賦值是須要經過兩個操做來完成的，不能保證其原子性。可是好像在最新的JDK中，JVM已經保證對64位數據的讀取和賦值也是原子性操做了。
　　從上面能夠看出，Java內存模型只保證了基本讀取和賦值是原子性操做，若是要實現更大範圍操做的原子性，可以經過synchronized和Lock來實現。因爲synchronized和Lock可以保證任一時刻只有一個線程執行該代碼塊，那麼天然就不存在原子性問題了，從而保證了原子性。

 

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2. 線程獨有的工做內存和進程內存（主內存）之間經過8中原子操做來實現，以下圖所示：

原子操做的規則（部分）：
1） read,load必須連續執行，可是不保證原子性。
2） store,write必須連續執行，可是不保證原子性。
3） 不能丟失變量最後一次assign操做的副本，即遍歷最後一次assign的副本必需要回寫到MainMemory中。
其它規則詳見《深刻理解Java虛擬機》第12章 Java內存模型與線程
read(讀取) ：它把一個變量的值從主內存中傳遞到工做內存，
load(載入) ：賦值給工做內存
store(存儲) ：把工做內存中的值傳遞到主內存中來
write(寫入) ：賦值給主內存
use(使用) ：使用工做變量值
assign(賦值) ：修改工做變量

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你們都知道，計算機在執行程序時，每條指令都是在CPU中執行的，而執行指令過程當中，勢必涉及到數據的讀取和寫入。因爲程序運行過程當中的臨時數據是存放在主存（物理內存）當中的，這時就存在一個問題，因爲CPU執行速度很快，而從內存讀取數據和向內存寫入數據的過程跟CPU執行指令的速度比起來要慢的多，所以若是任什麼時候候對數據的操做都要經過和內存的交互來進行，會大大下降指令執行的速度。所以在CPU裏面就有了高速緩存。
　也就是，當程序在運行過程當中，會將運算須要的數據從主存複製一份到CPU的高速緩存當中，那麼CPU進行計算時就能夠直接從它的高速緩存讀取數據和向其中寫入數據，當運算結束以後，再將高速緩存中的數據刷新到主存當中。舉個簡單的例子，好比下面的這段代碼：
i = i + 1;
當線程執行這個語句時，會先從主存當中讀取i的值，而後複製一份到高速緩存當中，而後CPU執行指令對i進行加1操做，而後將數據寫入高速緩存，最後將高速緩存中i最新的值刷新到主存當中。CPU只跟高速緩存交互。

這個代碼在單線程中運行是沒有任何問題的，可是在多線程中運行就會有問題了。在多核CPU中，每條線程可能運行於不一樣的CPU中，所以每一個線程運行時有本身的高速緩存（對單核CPU來講，其實也會出現這種問題，只不過是以線程調度的形式來分別執行的）。本文咱們以多核CPU爲例。
　　好比同時有2個線程執行這段代碼，假如初始時i的值爲0，那麼咱們但願兩個線程執行完以後i的值變爲2。可是事實會是這樣嗎？
　　可能存在下面一種狀況：初始時，兩個線程分別讀取i的值存入各自所在的CPU的高速緩存當中，而後線程1進行加1操做，而後把i的最新值1寫入到內存。此時線程2的高速緩存當中i的值仍是0，進行加1操做以後，i的值爲1，而後線程2把i的值寫入內存。
　　最終結果i的值是1，而不是2。這就是著名的緩存一致性問題。一般稱這種被多個線程訪問的變量爲共享變量。
也就是說，若是一個變量在多個CPU中都存在緩存（通常在多線程編程時纔會出現），那麼就可能存在緩存不一致的問題。
　　爲了解決緩存不一致性問題，一般來講有如下2種解決方法：
　　1）經過在總線加LOCK#鎖的方式
　　2）經過緩存一致性協議
　　這2種方式都是硬件層面上提供的方式。
在早期的CPU當中，是經過在總線上加LOCK#鎖的形式來解決緩存不一致的問題。由於CPU和其餘部件進行通訊都是經過總線來進行的，若是對總線加LOCK#鎖的話，也就是說阻塞了其餘CPU對其餘部件訪問（如內存），從而使得只能有一個CPU能使用這個變量的內存。好比上面例子中 若是一個線程在執行 i = i +1，若是在執行這段代碼的過程當中，在總線上發出了LCOK#鎖的信號，那麼只有等待這段代碼徹底執行完畢以後，其餘CPU才能從變量i所在的內存讀取變量，而後進行相應的操做。這樣就解決了緩存不一致的問題。

可是上面的方式會有一個問題，因爲在鎖住總線期間，其餘CPU沒法訪問內存，致使效率低下。
　　因此就出現了緩存一致性協議。最出名的就是Intel 的MESI協議，MESI協議保證了每一個緩存中使用的共享變量的副本是一致的。它核心的思想是：當CPU寫數據時，若是發現操做的變量是共享變量，即在其餘CPU中也存在該變量的副本，會發出信號通知其餘CPU將該變量的緩存行置爲無效狀態，所以當其餘CPU須要讀取這個變量時，發現本身緩存中緩存該變量的緩存行是無效的，那麼它就會從內存從新讀取。（這是沒有涉及到java的內存的模型）

 

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i = 9;
倘若一個線程執行到這個語句時，我暫且假設爲一個32位的變量賦值包括兩個過程：爲低16位賦值，爲高16位賦值。
那麼就可能發生一種狀況：當將低16位數值寫入以後，忽然被中斷，而此時又有一個線程去讀取i的值，那麼讀取到的就是錯誤的數據。這就是原子性。

//線程1執行的代碼                                            //線程2執行的代碼
int i = 0;                                                             j = i;
i = 10;

倘若執行線程1的是CPU1，執行線程2的是CPU2。由上面的分析可知，當線程1執行 i =10這句時，會先把i的初始值加載到CPU1的高速緩存中，而後賦值爲10，那麼在CPU1的高速緩存當中i的值變爲10了，卻沒有當即寫入到主存當中。
此時線程2執行 j = i，它會先去主存讀取i的值並加載到CPU2的緩存當中，注意此時內存當中i的值仍是0，那麼就會使得j的值爲0，而不是10.
這就是可見性問題，線程1對變量i修改了以後，線程2沒有當即看到線程1修改的值。

int i = 0;
boolean flag = false;
i = 1; //語句1
flag = true; //語句2

 

上面代碼定義了一個int型變量，定義了一個boolean類型變量，而後分別對兩個變量進行賦值操做。從代碼順序上看，語句1是在語句2前面的，那麼JVM在真正執行這段代碼的時候會保證語句1必定會在語句2前面執行嗎？不必定，爲何呢？這裏可能會發生指令重排序（Instruction Reorder）。
　　下面解釋一下什麼是指令重排序，通常來講，處理器爲了提升程序運行效率，可能會對輸入代碼進行優化，它不保證程序中各個語句的執行前後順序同代碼中的順序一致，可是它會保證程序最終執行結果和代碼順序執行的結果是一致的。單線程下沒影響就排序。
　　好比上面的代碼中，語句1和語句2誰先執行對最終的程序結果並無影響，那麼就有可能在執行過程當中，語句2先執行而語句1後執行。
　　可是要注意，雖然處理器會對指令進行重排序，可是它會保證程序最終結果會和代碼順序執行結果相同，那麼它靠什麼保證的呢？再看下面一個例子：

int a = 10; //語句1
int r = 2; //語句2
a = a + 3; //語句3
r = a*a; //語句4
這段代碼有4個語句，那麼可能的一個執行順序是：2134，那麼可不多是這個執行順序呢： 語句2 語句1 語句4 語句3
　　不可能，由於處理器在進行重排序時是會考慮指令之間的數據依賴性，若是一個指令Instruction 2必須用到Instruction 1的結果，那麼處理器會保證Instruction 1會在Instruction 2以前執行。
　　雖然重排序不會影響單個線程內程序執行的結果，可是多線程呢？下面看一個例子：

//線程1:
context = loadContext(); //語句1
inited = true; //語句2

//線程2:
while(!inited ){
sleep()
}
doSomethingwithconfig(context);
上面代碼中，因爲語句1和語句2沒有數據依賴性，所以可能會被重排序。假如發生了重排序，在線程1執行過程當中先執行語句2，而此是線程2會覺得初始化工做已經完成，那麼就會跳出while循環，去執行doSomethingwithconfig(context)方法，而此時context並無被初始化，就會致使程序出錯。
　　從上面能夠看出，指令重排序不會影響單個線程的執行，可是會影響到線程併發執行的正確性。
　　也就是說，要想併發程序正確地執行，必需要保證原子性、可見性以及有序性。只要有一個沒有被保證，就有可能會致使程序運行不正確。

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 三.Java內存模型

Java內存模型規定全部的變量都是存在主存當中（相似於前面說的物理內存），每一個線程都有本身的工做內存（相似於前面的高速緩存）。線程對變量的全部操做都必須在工做內存中進行，而不能直接對主存進行操做。而且每一個線程不能訪問其餘線程的工做內存。
　　舉個簡單的例子：在java中，執行下面這個語句：i  = 10;

執行線程必須先在本身的工做線程中對變量i所在的緩存行進行賦值操做，而後再寫入主存當中。而不是直接將數值10寫入主存當中。
　　那麼Java語言 自己對 原子性、可見性以及有序性提供了哪些保證呢？

synchronized和Lock保證每一個時刻是有一個線程執行同步代碼，至關因而單線程執行同步代碼，（多線程就是經過單線程解決的）天然就保證了有序性。　另外，Java內存模型具有一些先天的「有序性」，即不須要經過任何手段就可以獲得保證的有序性，這個一般也稱爲 happens-before 原則。若是兩個操做的執行次序沒法從happens-before（不能重排序的原則）原則推導出來，那麼它們就不能保證它們的有序性，虛擬機能夠隨意地對它們進行重排序。

volatile關鍵字能保證可見性沒有錯，可是上面的程序錯在沒能保證原子性。可見性只能保證每次讀取的是最新的值，可是volatile沒辦法保證對變量的操做的原子性。

CAS其實是利用處理器提供的CMPXCHG指令實現的，而處理器執行CMPXCHG指令是一個原子性操做。

 public class Test {    
public volatile int inc = 0;         
public void increase() {        inc++;    }         
public static void main(String[] args) {        
final Test test = new Test();        
for(int i=0;i<10;i++){            
new Thread(){                
public void run() {                    
for(int j=0;j<1000;j++)                       
test.increase();                
};            
}.start();       
}                 
while(Thread.activeCount()>1)  //保證前面的線程都執行完            
Thread.yield();        
System.out.println(test.inc);    
}}

你們想一下這段程序的輸出結果是多少？也許有些朋友認爲是10000。可是事實上運行它會發現每次運行結果都不一致，都是一個小於10000的數字。
　　可能有的朋友就會有疑問，不對啊，上面是對變量inc進行自增操做，因爲volatile保證了可見性，那麼在每一個線程中對inc自增完以後，在其餘線程中都能看到修改後的值啊，因此有10個線程分別進行了1000次操做，那麼最終inc的值應該是1000*10=10000。
　　這裏面就有一個誤區了，volatile關鍵字能保證可見性沒有錯，可是上面的程序錯在沒能保證原子性。可見性只能保證每次讀取的是最新的值，可是volatile沒辦法保證對變量的操做的原子性。
　　在前面已經提到過，自增操做是不具有原子性的，它包括讀取變量的原始值、進行加1操做、寫入工做內存。那麼就是說自增操做的三個子操做可能會分割開執行，就有可能致使下面這種狀況出現：
　　假如某個時刻變量inc的值爲10，
　　線程1對變量進行自增操做，線程1先讀取了變量inc的原始值，而後線程1被阻塞了；
　　而後線程2對變量進行自增操做，線程2也去讀取變量inc的原始值，因爲線程1只是對變量inc進行讀取操做，而沒有對變量進行修改操做，因此不會致使線程2的工做內存中緩存變量inc的緩存行無效，因此線程2會直接去主存讀取inc的值，發現inc的值時10，而後進行加1操做，並把11寫入工做內存，最後寫入主存。
　　而後線程1接着進行加1操做，因爲已經讀取了inc的值，注意此時在線程1的工做內存中inc的值仍然爲10，因此線程1對inc進行加1操做後inc的值爲11（是加一操做，不是讀取，若是++的三步裏面有讀取，就會失效，下次訪問相同內存地址時就會失效），而後將11寫入工做內存，最後寫入主存。
　　那麼兩個線程分別進行了一次自增操做後，inc只增長了1。
　　解釋到這裏，可能有朋友會有疑問，不對啊，前面不是保證一個變量在修改volatile變量時，會讓緩存行無效嗎？而後其餘線程去讀就會讀到新的值，對，這個沒錯。這個就是上面的happens-before規則中的volatile變量規則，可是要注意，線程1對變量進行讀取操做以後，被阻塞了的話，並無對inc值進行修改。而後雖然volatile能保證線程2對變量inc的值讀取是從內存中讀取的，可是線程1沒有進行修改，因此線程2根本就不會看到修改的值。
　　根源就在這裏，自增操做不是原子性操做，並且volatile也沒法保證對變量的任何操做都是原子性的。x = x + n，就依賴當前值，就不原子。由於讀取值以後，卡住了，再次回來時候，不用再次讀取值，就不會失效，繼續使用舊的錯誤值。
　　把上面的代碼改爲如下任何一種均可以達到效果：

 

先看一段代碼，假如線程1先執行，線程2後執行：
//線程1
boolean stop = false;
while(!stop){
doSomething();
}

//線程2
stop = true;

每一個線程在運行過程當中都有本身的工做內存，那麼線程1在運行的時候，會將stop變量的值拷貝一份放在本身的工做內存當中。
那麼當線程2更改了stop變量的值以後，可是還沒來得及寫入主存當中，線程2轉去作其餘事情了，那麼線程1因爲不知道線程2對stop變量的更改，所以還會一直循環下去。
可是用volatile修飾以後就變得不同了：
　　第一：使用volatile關鍵字會強制將修改的值當即寫入主存；
　　第二：使用volatile關鍵字的話，當線程2進行修改時，會致使線程1的工做內存中緩存變量stop的緩存行無效（反映到硬件層的話，就是CPU的L1或者L2緩存中對應的緩存行無效）；
　　第三：因爲線程1的工做內存中緩存變量stop的緩存行無效，因此線程1再次讀取變量stop的值時會去主存讀取。
　　那麼在線程2修改stop值時（固然這裏包括2個操做，修改線程2工做內存中的值，而後將修改後的值寫入內存），會使得線程1的工做內存中緩存變量stop的緩存行無效，而後線程1讀取（下次訪問相同內存地址時）時，發現本身的緩存行無效，它會等待緩存行對應的主存地址被更新以後，而後去對應的主存讀取最新的值。
　　那麼線程1讀取到的就是最新的正確的值。

 

3.volatile能保證有序性嗎？
　　在前面提到volatile關鍵字能禁止指令重排序，因此volatile能在必定程度上保證有序性。
　　volatile關鍵字禁止指令重排序有兩層意思：
　　1）當程序執行到volatile變量的讀操做或者寫操做時，在其前面的操做的更改確定所有已經進行，且結果已經對後面的操做可見；在其後面的操做確定尚未進行；
　　2）在進行指令優化時，不能將在對volatile變量訪問的語句放在其後面執行，也不能把volatile變量後面的語句放到其前面執行。
　　可能上面說的比較繞，舉個簡單的例子：

//x、y爲非volatile變量
//flag爲volatile變量 
x = 2;        //語句1
y = 0;        //語句2
flag = true;  //語句3
x = 4;         //語句4
y = -1;       //語句5

因爲flag變量爲volatile變量，那麼在進行指令重排序的過程的時候，不會將語句3放到語句一、語句2前面，也不會講語句3放到語句四、語句5後面。可是要注意語句1和語句2的順序、語句4和語句5的順序是不做任何保證的。語句就是欄杆，重排序不能超過這個欄杆。
　　而且volatile關鍵字能保證，執行到語句3時，語句1和語句2一定是執行完畢了的，且語句1和語句2的執行結果對語句三、語句四、語句5是可見的。
　　那麼咱們回到前面舉的一個例子：

//線程1:
context = loadContext();   //語句1
inited = true;             //語句2 

//線程2:while(!inited ){  
sleep()
}doSomethingwithconfig(context);

前面舉這個例子的時候，提到有可能語句2會在語句1以前執行，那麼久可能致使context還沒被初始化，而線程2中就使用未初始化的context去進行操做，致使程序出錯。
　　這裏若是用volatile關鍵字對inited變量進行修飾，就不會出現這種問題了，由於當執行到語句2時，一定能保證context已經初始化完畢。

多線程訪問時候，要加volatile，既能保證可見性又能保證不排序，不能保證原子性。

 

「觀察加入volatile關鍵字和沒有加入volatile關鍵字時所生成的彙編代碼發現，加入volatile關鍵字時，會多出一個lock前綴指令」
　　lock前綴指令實際上至關於一個內存屏障（也成內存柵欄），內存屏障會提供3個功能：
　　1）它確保指令重排序時不會把其後面的指令排到內存屏障以前的位置，也不會把前面的指令排到內存屏障的後面；即在執行到內存屏障這句指令時，在它前面的操做已經所有完成；
　　2）它會強制將對緩存的修改操做當即寫入主存；
　　3）若是是寫操做，它會致使其餘CPU中對應的緩存行無效。

 

而volatile關鍵字在某些狀況下性能要優於synchronized，可是要注意volatile關鍵字是沒法替代synchronized關鍵字的，由於volatile關鍵字沒法保證操做的原子性。一般來講，使用volatile必須具有如下2個條件：
　　1）對變量的寫操做不依賴於當前值，x = x + n，就依賴當前值，就不原子。由於讀取值以後，卡住了，再次回來時候，不用再次讀取值，就不會失效，繼續使用舊的錯誤值。
　　2）該變量沒有包含在具備其餘變量的不變式中
　　實際上，這些條件代表，能夠被寫入 volatile 變量的這些有效值獨立於任何程序的狀態，包括變量的當前狀態。
　　事實上，個人理解就是上面的2個條件須要保證操做是原子性操做，才能保證使用volatile關鍵字的程序在併發時可以正確執行。

工做內存中的變量在沒有執行過assign修改值操做時，不容許無心義的同步回主內存。

下面列舉幾個Java中使用volatile的幾個場景。

1.狀態標記量

volatile boolean flag = false; 
while(!flag){    
doSomething();
} 
public void setFlag() {    
flag = true;
}；

volatile boolean inited = false;
//線程1:
context = loadContext();  
inited = true;             

//線程2:
while(!inited ){
sleep()
}doSomethingwithconfig(context);

2.double check

class Singleton{    
private volatile static Singleton instance = null;         
private Singleton() {             }         
public static Singleton getInstance() {        
if(instance==null) {            
synchronized (Singleton.class) {                
if(instance==null)                    
instance = new Singleton();            
}        
}        
return instance;    
}
}

Volatile歷來就不是用來保證操做原子性的關鍵字，他只負責保證可見性和有序性，他的原子性是須要依靠鎖來保證的。其實他也有必定的原子性，單個volatile變量的讀操做和寫操做是具備原子性的，可是一旦擁有多個操做，再也不保證原子性。因此Volatile的使用須要你參照具體的場景來使用，並非什麼場景都能用，它是不能替代鎖的做用的。之因此稱之爲輕量級鎖，就是由於這個！

cpu指令是原子性的，就不會被打斷，i++是3個操做，因此不是原子的，i=3是原子的。

至於爲何線程1的inc沒有被更新的緣由，我來談談本身的見解。
首先要明白volatile的特殊規則「保證了新值可以當即同步到主內存中，以及每次使用前當即從主存中刷新」。注意這個關鍵詞「每次使用前」。非原子性的自增操做的一次使用包括三個步驟：一、inc副本壓入操做數棧 二、加1操做 三、彈出操做數棧。只有完成這三步纔算是一次使用。當線程1把值爲10 的inc讀入工做內存中開始使用volatile變量時線程1阻塞，等到線程2成功將inc變爲11後，喚醒線程1，此時線程1仍然處於上次使用的過程當中，繼續完成本次使用，這就是爲何不從主存中更新inc的緣由。
而對於原子性操做來講，其一次使用的過程是不會被中斷的，對於另外一個例子，布爾型變量stop，當線程2將stop置爲true，當即更新到主存後，線程1再次使用到stop時便會從主存中刷新。

個人見解是: 由於線程1已經讀取到了值, 並把操做數放入了本身的操做數棧中, 此時線程1中斷了, CPU因爲保存了上次線程1的工做狀態, 所以, 輪到線程1工做時, 會繼續上次的操做, 即: 開始對操做數棧中的數進行+1操做, 而後當即刷回主存, 所以再也不涉及讀操做, 不然CPU保存線程的工做狀態將毫無心義.

在32位系統中，long和double是採用了高低位兩個位置進行操做的。在操做系統級別就須要兩個動做才能完成，因此不是原子性的。

volatile修飾的變量，賦值的時候若是是一個動做就多個線程均可以看到更新值（可見性和原子性），若是是多個動做就多個線程不必定都看到更新值。

 

/** 隊列中的頭部節點 */
private transient f?inal PaddedAtomicReference<QNode> head;
/** 隊列中的尾部節點 */
private transient f?inal PaddedAtomicReference<QNode> tail;
static f?inal class PaddedAtomicReference <T> extends AtomicReference T> {
// 使用不少4個字節的引用追加到64個字節
Object p0, p1, p2, p3, p4, p5, p6, p7, p8, p9, pa, pb, pc, pd, pe;
PaddedAtomicReference(T r) {
    super(r);
    }
}
public class AtomicReference <V> implements java.io.Serializable {
private volatile V value;
    // 省略其餘代碼
｝

追加字節能優化性能？這種方式看起來很神奇，但若是深刻理解處理器架構就能理解其
中的奧祕。讓咱們先來看看LinkedTransferQueue這個類，它使用一個內部類類型來定義隊列的
頭節點（head）和尾節點（tail），而這個內部類PaddedAtomicReference相對於父類
AtomicReference只作了一件事情，就是將共享變量追加到64字節。咱們能夠來計算下，一個對
象的引用佔4個字節，它追加了15個變量（共佔60個字節），再加上父類的value變量，一共64個
字節。

爲何追加64字節可以提升併發編程的效率呢？由於對於英特爾酷睿i七、酷睿、Atom和
NetBurst，以及Core Solo和Pentium M處理器的L一、L2或L3緩存的高速緩存行是64個字節寬，不
支持部分填充緩存行，這意味着，若是隊列的頭節點和尾節點都不足64字節的話，處理器會將
它們都讀到同一個高速緩存行中，在多處理器下每一個處理器都會緩存一樣的頭、尾節點，當一
個處理器試圖修改頭節點時，會將整個緩存行鎖定，那麼在緩存一致性機制的做用下，會致使
其餘處理器不能訪問本身高速緩存中的尾節點，而隊列的入隊和出隊操做則須要不停修改頭
節點和尾節點，因此在多處理器的狀況下將會嚴重影響到隊列的入隊和出隊效率。Doug lea使
用追加到64字節的方式來填滿高速緩衝區的緩存行，避免頭節點和尾節點加載到同一個緩存
行，使頭、尾節點在修改時不會互相鎖定。（鎖定就是鎖定一行64字節，頭尾節點在一行以後，操做頭節點會鎖定這一行，那麼其餘處理器就不能操做尾節點）

 

那麼是否是在使用volatile變量時都應該追加到64字節呢？不是的。在兩種場景下不該該
使用這種方式。
--緩存行非64字節寬的處理器。如P6系列和奔騰處理器，它們的L1和L2高速緩存行是32個
字節寬。
--共享變量不會被頻繁地寫。由於使用追加字節的方式須要處理器讀取更多的字節到高速
緩衝區，這自己就會帶來必定的性能消耗，若是共享變量不被頻繁寫的話，鎖的概率也很是
小，就不必經過追加字節的方式來避免相互鎖定。

 

不過這種追加字節的方式在Java 7 可能不生效，由於Java 7變得更加智慧，它會淘汰或
從新排列無用字段，須要使用其餘追加字節的方式。除了volatile，Java併發編程中應用較多的
是synchronized，下面一塊兒來看一下。

由於它會鎖住總線，致使其餘CPU不能訪問總線，不能訪問總線就意味着不能訪問系統內
存。

 

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只要兩個指令之間不存在數據依賴，就能夠對這兩個指令亂序。沒必要關心數據依賴的精肯定義，能夠理解爲：只要不影響程序單線程、順序執行的結果，就能夠對兩個指令重排序。

 

public class OutofOrderExecution {
    private static int x = 0, y = 0;
    private static int a = 0, b = 0;
    
    public static void main(String[] args)
        throws InterruptedException {
        Thread t1 = new Thread(new Runnable() {
            public void run() {
                a = 1;
                x = b;
            }
        });
        Thread t2 = new Thread(new Runnable() {
            public void run() {
                b = 1;
                y = a;
            }
        });
        t1.start();
        t2.start();
        t1.join();
        t2.join();
        System.out.println(「(」 + x + 「,」 + y + 「)」);
    }
}

public class MutableInteger {
    private int value;
        
    public int get(){
        return value;
    }
        
    public void set(int value){
        this.value = value;
    }
}

class Singleton {
    private static Singleton instance;
        
    private Singleton(){}
        
    public static Singleton getInstance() {
        if (instance == null) { // 這裏存在競態條件
            instance = new Singleton();
        }
        return instance;
    }

競態條件會致使instance引用被屢次賦值，使用戶獲得兩個不一樣的單例。

class Singleton {
    private static Singleton instance;
    
    public int f1 = 1;   // 觸發部分初始化問題
    public int f2 = 2;
        
    private Singleton(){}
    
    public static Singleton getInstance() {
        if (instance == null) { // 當instance不爲null時，可能指向一個「被部分初始化的對象」
            synchronized (Singleton.class) {
                if ( instance == null ) {
                    instance = new Singleton();
                }
            }
        }
        return instance;
    }
}

 

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在多線程的環境下，若是某個線程首次讀取共享變量，則首先到主內存中獲取該變量，而後存入工做內存中，之後只須要在工做內存中讀取該變量便可。一樣若是對該變量執行了修改的操做，則先將新值寫入工做內存中，而後再刷新至主內存中。可是何時最新的值會被刷新至主內存中是不太肯定的，這也就解釋了爲何VolatileFoo中的Reader線程始終沒法獲取到init_value最新的變化。
· 使用關鍵字volatile，當一個變量被volatile關鍵字修飾時，對於共享資源的讀操做會直接在主內存中進行（固然也會緩存到工做內存中，當其餘線程對該共享資源進行了修改，則會致使當前線程在工做內存中的共享資源失效，因此必須從主內存中再次獲取），對於共享資源的寫操做固然是先要修改工做內存，可是修改結束後會馬上將其刷新到主內存中。
· 經過synchronized關鍵字可以保證可見性，synchronized關鍵字可以保證同一時刻只有一個線程得到鎖，而後執行同步方法，而且還會確保在鎖釋放以前，會將對變量的修改刷新到主內存當中。
· 經過JUC提供的顯式鎖Lock也可以保證可見性，Lock的lock方法可以保證在同一時 刻只有一個線程得到鎖而後執行同步方法，而且會確保在鎖釋放（Lock的unlock方法）以前會將對變量的修改刷新到主內存當中。

CAS其非阻塞性，它對死鎖問題天生免疫，就是不使用鎖。沒有鎖的概念。

兩個線程同時使用一個共享變量，會在Cache中緩存該變量，當一個線程修改共享變量時，Cache未能及時將修改的值放回RAM，致使另外一個線程不能讀取修改後的值。
volatile關鍵字的做用：用來保證對變量修改後，能當即寫回主存，從而保證共享變量的修改對全部線程是可見的。

 

 

public class LinkedQueue <E> {
    private static class Node <E> {
        final E item;
        final AtomicReference<Node<E>> next;
        Node(E item, Node<E> next) {
            this.item = item;
            this.next = new AtomicReference<Node<E>>(next);
        }
    }
    private AtomicReference<Node<E>> head
        = new AtomicReference<Node<E>>(new Node<E>(null, null));
    private AtomicReference<Node<E>> tail = head;
    public boolean put(E item) {
        Node<E> newNode = new Node<E>(item, null);
        while (true) {
            Node<E> curTail = tail.get();
            Node<E> residue = curTail.next.get();
            if (curTail == tail.get()) {//暫停了，下次歷來
                if (residue == null) /* A */ {//暫停了，下次歷來
                    if (curTail.next.compareAndSet(null, newNode)) /* C */ {//暫停了，下次歷來
                        tail.compareAndSet(curTail, newNode) /* D */ ;//暫停了，下次歷來
                        return true;
                    }
                } else {
                    tail.compareAndSet(curTail, residue) /* B */;//幫助別人作
                }
            }
        }
    }
}