volatile CAS

减小上下文切换的方法有无锁并发编程、CAS算法、使用最少线程和使用协程。

无锁并发编程。多线程竞争锁时，会引发上下文切换，因此多线程处理数据时，能够用一
些办法来避免使用锁，如将数据的ID按照Hash算法取模分段，不一样的线程处理不一样段的数据。
协程：在单线程里实现多任务的调度，并在单线程里维持多个任务间的切换。


如今咱们介绍避免死锁的几个常见方法。
·避免一个线程同时获取多个锁。
·避免一个线程在锁内同时占用多个资源，尽可能保证每一个锁只占用一个资源。
·尝试使用定时锁，使用lock.tryLock（timeout）来替代使用内部锁机制。
·对于数据库锁，加锁和解锁必须在一个数据库链接里，不然会出现解锁失败的状况。

硬件资源限 制有带宽的上传/下载速度、硬盘读写速度和CPU的处理速度。软件资源限制有数据库的链接
数和socket链接数等。


Java代码在编译后会变成Java字节码，字节码被类加载器加载到JVM里，JVM执行字节
码，最终须要转化为汇编指令在CPU上执行，Java中所使用的并发机制依赖于JVM的实现和
CPU的指令。


volatile是轻量级的 synchronized，它在多处理器开发中保证了共享变量的“可见性”。可见性的意思是当一个线程
修改一个共享变量时，另一个线程能读到这个修改的值。若是volatile变量修饰符使用恰当
的话，它比synchronized的使用和执行成本更低，由于它不会引发线程上下文的切换和调度。

x = 10; //语句1
y = x; //语句2
x++; //语句3
x = x + 1; //语句4
咋一看，有些朋友可能会说上面的4个语句中的操做都是原子性操做。其实只有语句1是原子性操做，其余三个语句都不是原子性操做。
　　语句1是直接将数值10赋值给x，也就是说线程执行这个语句的会直接将数值10写入到工做内存中。
　　语句2实际上包含2个操做，它先要去读取x的值，再将x的值写入工做内存，虽然读取x的值以及 将x的值写入工做内存 这2个操做都是原子性操做，可是合起来就不是原子性操做了。
　　一样的，x++和 x = x+1包括3个操做：读取x的值，进行加1操做，写入新的值。
　　因此上面4个语句只有语句1的操做具有原子性。
　　也就是说，只有简单的读取、赋值（并且必须是将数字赋值给某个变量，变量之间的相互赋值不是原子操做）才是原子操做。
　　不过这里有一点须要注意：在32位平台下，对64位数据的读取和赋值是须要经过两个操做来完成的，不能保证其原子性。可是好像在最新的JDK中，JVM已经保证对64位数据的读取和赋值也是原子性操做了。
　　从上面能够看出，Java内存模型只保证了基本读取和赋值是原子性操做，若是要实现更大范围操做的原子性，可以经过synchronized和Lock来实现。因为synchronized和Lock可以保证任一时刻只有一个线程执行该代码块，那么天然就不存在原子性问题了，从而保证了原子性。

 

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2. 线程独有的工做内存和进程内存（主内存）之间经过8中原子操做来实现，以下图所示：

原子操做的规则（部分）：
1） read,load必须连续执行，可是不保证原子性。
2） store,write必须连续执行，可是不保证原子性。
3） 不能丢失变量最后一次assign操做的副本，即遍历最后一次assign的副本必需要回写到MainMemory中。
其它规则详见《深刻理解Java虚拟机》第12章 Java内存模型与线程
read(读取) ：它把一个变量的值从主内存中传递到工做内存，
load(载入) ：赋值给工做内存
store(存储) ：把工做内存中的值传递到主内存中来
write(写入) ：赋值给主内存
use(使用) ：使用工做变量值
assign(赋值) ：修改工做变量

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你们都知道，计算机在执行程序时，每条指令都是在CPU中执行的，而执行指令过程当中，势必涉及到数据的读取和写入。因为程序运行过程当中的临时数据是存放在主存（物理内存）当中的，这时就存在一个问题，因为CPU执行速度很快，而从内存读取数据和向内存写入数据的过程跟CPU执行指令的速度比起来要慢的多，所以若是任什么时候候对数据的操做都要经过和内存的交互来进行，会大大下降指令执行的速度。所以在CPU里面就有了高速缓存。
　也就是，当程序在运行过程当中，会将运算须要的数据从主存复制一份到CPU的高速缓存当中，那么CPU进行计算时就能够直接从它的高速缓存读取数据和向其中写入数据，当运算结束以后，再将高速缓存中的数据刷新到主存当中。举个简单的例子，好比下面的这段代码：
i = i + 1;
当线程执行这个语句时，会先从主存当中读取i的值，而后复制一份到高速缓存当中，而后CPU执行指令对i进行加1操做，而后将数据写入高速缓存，最后将高速缓存中i最新的值刷新到主存当中。CPU只跟高速缓存交互。

这个代码在单线程中运行是没有任何问题的，可是在多线程中运行就会有问题了。在多核CPU中，每条线程可能运行于不一样的CPU中，所以每一个线程运行时有本身的高速缓存（对单核CPU来讲，其实也会出现这种问题，只不过是以线程调度的形式来分别执行的）。本文咱们以多核CPU为例。
　　好比同时有2个线程执行这段代码，假如初始时i的值为0，那么咱们但愿两个线程执行完以后i的值变为2。可是事实会是这样吗？
　　可能存在下面一种状况：初始时，两个线程分别读取i的值存入各自所在的CPU的高速缓存当中，而后线程1进行加1操做，而后把i的最新值1写入到内存。此时线程2的高速缓存当中i的值仍是0，进行加1操做以后，i的值为1，而后线程2把i的值写入内存。
　　最终结果i的值是1，而不是2。这就是著名的缓存一致性问题。一般称这种被多个线程访问的变量为共享变量。
也就是说，若是一个变量在多个CPU中都存在缓存（通常在多线程编程时才会出现），那么就可能存在缓存不一致的问题。
　　为了解决缓存不一致性问题，一般来讲有如下2种解决方法：
　　1）经过在总线加LOCK#锁的方式
　　2）经过缓存一致性协议
　　这2种方式都是硬件层面上提供的方式。
在早期的CPU当中，是经过在总线上加LOCK#锁的形式来解决缓存不一致的问题。由于CPU和其余部件进行通讯都是经过总线来进行的，若是对总线加LOCK#锁的话，也就是说阻塞了其余CPU对其余部件访问（如内存），从而使得只能有一个CPU能使用这个变量的内存。好比上面例子中 若是一个线程在执行 i = i +1，若是在执行这段代码的过程当中，在总线上发出了LCOK#锁的信号，那么只有等待这段代码彻底执行完毕以后，其余CPU才能从变量i所在的内存读取变量，而后进行相应的操做。这样就解决了缓存不一致的问题。

可是上面的方式会有一个问题，因为在锁住总线期间，其余CPU没法访问内存，致使效率低下。
　　因此就出现了缓存一致性协议。最出名的就是Intel 的MESI协议，MESI协议保证了每一个缓存中使用的共享变量的副本是一致的。它核心的思想是：当CPU写数据时，若是发现操做的变量是共享变量，即在其余CPU中也存在该变量的副本，会发出信号通知其余CPU将该变量的缓存行置为无效状态，所以当其余CPU须要读取这个变量时，发现本身缓存中缓存该变量的缓存行是无效的，那么它就会从内存从新读取。（这是没有涉及到java的内存的模型）

 

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i = 9;
倘若一个线程执行到这个语句时，我暂且假设为一个32位的变量赋值包括两个过程：为低16位赋值，为高16位赋值。
那么就可能发生一种状况：当将低16位数值写入以后，忽然被中断，而此时又有一个线程去读取i的值，那么读取到的就是错误的数据。这就是原子性。

//线程1执行的代码                                            //线程2执行的代码
int i = 0;                                                             j = i;
i = 10;

倘若执行线程1的是CPU1，执行线程2的是CPU2。由上面的分析可知，当线程1执行 i =10这句时，会先把i的初始值加载到CPU1的高速缓存中，而后赋值为10，那么在CPU1的高速缓存当中i的值变为10了，却没有当即写入到主存当中。
此时线程2执行 j = i，它会先去主存读取i的值并加载到CPU2的缓存当中，注意此时内存当中i的值仍是0，那么就会使得j的值为0，而不是10.
这就是可见性问题，线程1对变量i修改了以后，线程2没有当即看到线程1修改的值。

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

 

上面代码定义了一个int型变量，定义了一个boolean类型变量，而后分别对两个变量进行赋值操做。从代码顺序上看，语句1是在语句2前面的，那么JVM在真正执行这段代码的时候会保证语句1必定会在语句2前面执行吗？不必定，为何呢？这里可能会发生指令重排序（Instruction Reorder）。
　　下面解释一下什么是指令重排序，通常来讲，处理器为了提升程序运行效率，可能会对输入代码进行优化，它不保证程序中各个语句的执行前后顺序同代码中的顺序一致，可是它会保证程序最终执行结果和代码顺序执行的结果是一致的。单线程下没影响就排序。
　　好比上面的代码中，语句1和语句2谁先执行对最终的程序结果并无影响，那么就有可能在执行过程当中，语句2先执行而语句1后执行。
　　可是要注意，虽然处理器会对指令进行重排序，可是它会保证程序最终结果会和代码顺序执行结果相同，那么它靠什么保证的呢？再看下面一个例子：

int a = 10; //语句1
int r = 2; //语句2
a = a + 3; //语句3
r = a*a; //语句4
这段代码有4个语句，那么可能的一个执行顺序是：2134，那么可不多是这个执行顺序呢： 语句2 语句1 语句4 语句3
　　不可能，由于处理器在进行重排序时是会考虑指令之间的数据依赖性，若是一个指令Instruction 2必须用到Instruction 1的结果，那么处理器会保证Instruction 1会在Instruction 2以前执行。
　　虽然重排序不会影响单个线程内程序执行的结果，可是多线程呢？下面看一个例子：

//线程1:
context = loadContext(); //语句1
inited = true; //语句2

//线程2:
while(!inited ){
sleep()
}
doSomethingwithconfig(context);
上面代码中，因为语句1和语句2没有数据依赖性，所以可能会被重排序。假如发生了重排序，在线程1执行过程当中先执行语句2，而此是线程2会觉得初始化工做已经完成，那么就会跳出while循环，去执行doSomethingwithconfig(context)方法，而此时context并无被初始化，就会致使程序出错。
　　从上面能够看出，指令重排序不会影响单个线程的执行，可是会影响到线程并发执行的正确性。
　　也就是说，要想并发程序正确地执行，必需要保证原子性、可见性以及有序性。只要有一个没有被保证，就有可能会致使程序运行不正确。

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 三.Java内存模型

Java内存模型规定全部的变量都是存在主存当中（相似于前面说的物理内存），每一个线程都有本身的工做内存（相似于前面的高速缓存）。线程对变量的全部操做都必须在工做内存中进行，而不能直接对主存进行操做。而且每一个线程不能访问其余线程的工做内存。
　　举个简单的例子：在java中，执行下面这个语句：i  = 10;

执行线程必须先在本身的工做线程中对变量i所在的缓存行进行赋值操做，而后再写入主存当中。而不是直接将数值10写入主存当中。
　　那么Java语言 自己对 原子性、可见性以及有序性提供了哪些保证呢？

synchronized和Lock保证每一个时刻是有一个线程执行同步代码，至关因而单线程执行同步代码，（多线程就是经过单线程解决的）天然就保证了有序性。　另外，Java内存模型具有一些先天的“有序性”，即不须要经过任何手段就可以获得保证的有序性，这个一般也称为 happens-before 原则。若是两个操做的执行次序没法从happens-before（不能重排序的原则）原则推导出来，那么它们就不能保证它们的有序性，虚拟机能够随意地对它们进行重排序。

volatile关键字能保证可见性没有错，可是上面的程序错在没能保证原子性。可见性只能保证每次读取的是最新的值，可是volatile没办法保证对变量的操做的原子性。

CAS其实是利用处理器提供的CMPXCHG指令实现的，而处理器执行CMPXCHG指令是一个原子性操做。

 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)  //保证前面的线程都执行完            
Thread.yield();        
System.out.println(test.inc);    
}}

你们想一下这段程序的输出结果是多少？也许有些朋友认为是10000。可是事实上运行它会发现每次运行结果都不一致，都是一个小于10000的数字。
　　可能有的朋友就会有疑问，不对啊，上面是对变量inc进行自增操做，因为volatile保证了可见性，那么在每一个线程中对inc自增完以后，在其余线程中都能看到修改后的值啊，因此有10个线程分别进行了1000次操做，那么最终inc的值应该是1000*10=10000。
　　这里面就有一个误区了，volatile关键字能保证可见性没有错，可是上面的程序错在没能保证原子性。可见性只能保证每次读取的是最新的值，可是volatile没办法保证对变量的操做的原子性。
　　在前面已经提到过，自增操做是不具有原子性的，它包括读取变量的原始值、进行加1操做、写入工做内存。那么就是说自增操做的三个子操做可能会分割开执行，就有可能致使下面这种状况出现：
　　假如某个时刻变量inc的值为10，
　　线程1对变量进行自增操做，线程1先读取了变量inc的原始值，而后线程1被阻塞了；
　　而后线程2对变量进行自增操做，线程2也去读取变量inc的原始值，因为线程1只是对变量inc进行读取操做，而没有对变量进行修改操做，因此不会致使线程2的工做内存中缓存变量inc的缓存行无效，因此线程2会直接去主存读取inc的值，发现inc的值时10，而后进行加1操做，并把11写入工做内存，最后写入主存。
　　而后线程1接着进行加1操做，因为已经读取了inc的值，注意此时在线程1的工做内存中inc的值仍然为10，因此线程1对inc进行加1操做后inc的值为11（是加一操做，不是读取，若是++的三步里面有读取，就会失效，下次访问相同内存地址时就会失效），而后将11写入工做内存，最后写入主存。
　　那么两个线程分别进行了一次自增操做后，inc只增长了1。
　　解释到这里，可能有朋友会有疑问，不对啊，前面不是保证一个变量在修改volatile变量时，会让缓存行无效吗？而后其余线程去读就会读到新的值，对，这个没错。这个就是上面的happens-before规则中的volatile变量规则，可是要注意，线程1对变量进行读取操做以后，被阻塞了的话，并无对inc值进行修改。而后虽然volatile能保证线程2对变量inc的值读取是从内存中读取的，可是线程1没有进行修改，因此线程2根本就不会看到修改的值。
　　根源就在这里，自增操做不是原子性操做，并且volatile也没法保证对变量的任何操做都是原子性的。x = x + n，就依赖当前值，就不原子。由于读取值以后，卡住了，再次回来时候，不用再次读取值，就不会失效，继续使用旧的错误值。
　　把上面的代码改为如下任何一种均可以达到效果：

 

先看一段代码，假如线程1先执行，线程2后执行：
//线程1
boolean stop = false;
while(!stop){
doSomething();
}

//线程2
stop = true;

每一个线程在运行过程当中都有本身的工做内存，那么线程1在运行的时候，会将stop变量的值拷贝一份放在本身的工做内存当中。
那么当线程2更改了stop变量的值以后，可是还没来得及写入主存当中，线程2转去作其余事情了，那么线程1因为不知道线程2对stop变量的更改，所以还会一直循环下去。
可是用volatile修饰以后就变得不同了：
　　第一：使用volatile关键字会强制将修改的值当即写入主存；
　　第二：使用volatile关键字的话，当线程2进行修改时，会致使线程1的工做内存中缓存变量stop的缓存行无效（反映到硬件层的话，就是CPU的L1或者L2缓存中对应的缓存行无效）；
　　第三：因为线程1的工做内存中缓存变量stop的缓存行无效，因此线程1再次读取变量stop的值时会去主存读取。
　　那么在线程2修改stop值时（固然这里包括2个操做，修改线程2工做内存中的值，而后将修改后的值写入内存），会使得线程1的工做内存中缓存变量stop的缓存行无效，而后线程1读取（下次访问相同内存地址时）时，发现本身的缓存行无效，它会等待缓存行对应的主存地址被更新以后，而后去对应的主存读取最新的值。
　　那么线程1读取到的就是最新的正确的值。

 

3.volatile能保证有序性吗？
　　在前面提到volatile关键字能禁止指令重排序，因此volatile能在必定程度上保证有序性。
　　volatile关键字禁止指令重排序有两层意思：
　　1）当程序执行到volatile变量的读操做或者写操做时，在其前面的操做的更改确定所有已经进行，且结果已经对后面的操做可见；在其后面的操做确定尚未进行；
　　2）在进行指令优化时，不能将在对volatile变量访问的语句放在其后面执行，也不能把volatile变量后面的语句放到其前面执行。
　　可能上面说的比较绕，举个简单的例子：

//x、y为非volatile变量
//flag为volatile变量 
x = 2;        //语句1
y = 0;        //语句2
flag = true;  //语句3
x = 4;         //语句4
y = -1;       //语句5

因为flag变量为volatile变量，那么在进行指令重排序的过程的时候，不会将语句3放到语句一、语句2前面，也不会讲语句3放到语句四、语句5后面。可是要注意语句1和语句2的顺序、语句4和语句5的顺序是不做任何保证的。语句就是栏杆，重排序不能超过这个栏杆。
　　而且volatile关键字能保证，执行到语句3时，语句1和语句2一定是执行完毕了的，且语句1和语句2的执行结果对语句三、语句四、语句5是可见的。
　　那么咱们回到前面举的一个例子：

//线程1:
context = loadContext();   //语句1
inited = true;             //语句2 

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

前面举这个例子的时候，提到有可能语句2会在语句1以前执行，那么久可能致使context还没被初始化，而线程2中就使用未初始化的context去进行操做，致使程序出错。
　　这里若是用volatile关键字对inited变量进行修饰，就不会出现这种问题了，由于当执行到语句2时，一定能保证context已经初始化完毕。

多线程访问时候，要加volatile，既能保证可见性又能保证不排序，不能保证原子性。

 

“观察加入volatile关键字和没有加入volatile关键字时所生成的汇编代码发现，加入volatile关键字时，会多出一个lock前缀指令”
　　lock前缀指令实际上至关于一个内存屏障（也成内存栅栏），内存屏障会提供3个功能：
　　1）它确保指令重排序时不会把其后面的指令排到内存屏障以前的位置，也不会把前面的指令排到内存屏障的后面；即在执行到内存屏障这句指令时，在它前面的操做已经所有完成；
　　2）它会强制将对缓存的修改操做当即写入主存；
　　3）若是是写操做，它会致使其余CPU中对应的缓存行无效。

 

而volatile关键字在某些状况下性能要优于synchronized，可是要注意volatile关键字是没法替代synchronized关键字的，由于volatile关键字没法保证操做的原子性。一般来讲，使用volatile必须具有如下2个条件：
　　1）对变量的写操做不依赖于当前值，x = x + n，就依赖当前值，就不原子。由于读取值以后，卡住了，再次回来时候，不用再次读取值，就不会失效，继续使用旧的错误值。
　　2）该变量没有包含在具备其余变量的不变式中
　　实际上，这些条件代表，能够被写入 volatile 变量的这些有效值独立于任何程序的状态，包括变量的当前状态。
　　事实上，个人理解就是上面的2个条件须要保证操做是原子性操做，才能保证使用volatile关键字的程序在并发时可以正确执行。

工做内存中的变量在没有执行过assign修改值操做时，不容许无心义的同步回主内存。

下面列举几个Java中使用volatile的几个场景。

1.状态标记量

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

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

//线程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历来就不是用来保证操做原子性的关键字，他只负责保证可见性和有序性，他的原子性是须要依靠锁来保证的。其实他也有必定的原子性，单个volatile变量的读操做和写操做是具备原子性的，可是一旦拥有多个操做，再也不保证原子性。因此Volatile的使用须要你参照具体的场景来使用，并非什么场景都能用，它是不能替代锁的做用的。之因此称之为轻量级锁，就是由于这个！

cpu指令是原子性的，就不会被打断，i++是3个操做，因此不是原子的，i=3是原子的。

至于为何线程1的inc没有被更新的缘由，我来谈谈本身的见解。
首先要明白volatile的特殊规则“保证了新值可以当即同步到主内存中，以及每次使用前当即从主存中刷新”。注意这个关键词“每次使用前”。非原子性的自增操做的一次使用包括三个步骤：一、inc副本压入操做数栈 二、加1操做 三、弹出操做数栈。只有完成这三步才算是一次使用。当线程1把值为10 的inc读入工做内存中开始使用volatile变量时线程1阻塞，等到线程2成功将inc变为11后，唤醒线程1，此时线程1仍然处于上次使用的过程当中，继续完成本次使用，这就是为何不从主存中更新inc的缘由。
而对于原子性操做来讲，其一次使用的过程是不会被中断的，对于另外一个例子，布尔型变量stop，当线程2将stop置为true，当即更新到主存后，线程1再次使用到stop时便会从主存中刷新。

个人见解是: 由于线程1已经读取到了值, 并把操做数放入了本身的操做数栈中, 此时线程1中断了, CPU因为保存了上次线程1的工做状态, 所以, 轮到线程1工做时, 会继续上次的操做, 即: 开始对操做数栈中的数进行+1操做, 而后当即刷回主存, 所以再也不涉及读操做, 不然CPU保存线程的工做状态将毫无心义.

在32位系统中，long和double是采用了高低位两个位置进行操做的。在操做系统级别就须要两个动做才能完成，因此不是原子性的。

volatile修饰的变量，赋值的时候若是是一个动做就多个线程均可以看到更新值（可见性和原子性），若是是多个动做就多个线程不必定都看到更新值。

 

/** 队列中的头部节点 */
private transient f?inal PaddedAtomicReference<QNode> head;
/** 队列中的尾部节点 */
private transient f?inal PaddedAtomicReference<QNode> tail;
static f?inal class PaddedAtomicReference <T> extends AtomicReference T> {
// 使用不少4个字节的引用追加到64个字节
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;
    // 省略其余代码
｝

追加字节能优化性能？这种方式看起来很神奇，但若是深刻理解处理器架构就能理解其
中的奥秘。让咱们先来看看LinkedTransferQueue这个类，它使用一个内部类类型来定义队列的
头节点（head）和尾节点（tail），而这个内部类PaddedAtomicReference相对于父类
AtomicReference只作了一件事情，就是将共享变量追加到64字节。咱们能够来计算下，一个对
象的引用占4个字节，它追加了15个变量（共占60个字节），再加上父类的value变量，一共64个
字节。

为何追加64字节可以提升并发编程的效率呢？由于对于英特尔酷睿i七、酷睿、Atom和
NetBurst，以及Core Solo和Pentium M处理器的L一、L2或L3缓存的高速缓存行是64个字节宽，不
支持部分填充缓存行，这意味着，若是队列的头节点和尾节点都不足64字节的话，处理器会将
它们都读到同一个高速缓存行中，在多处理器下每一个处理器都会缓存一样的头、尾节点，当一
个处理器试图修改头节点时，会将整个缓存行锁定，那么在缓存一致性机制的做用下，会致使
其余处理器不能访问本身高速缓存中的尾节点，而队列的入队和出队操做则须要不停修改头
节点和尾节点，因此在多处理器的状况下将会严重影响到队列的入队和出队效率。Doug lea使
用追加到64字节的方式来填满高速缓冲区的缓存行，避免头节点和尾节点加载到同一个缓存
行，使头、尾节点在修改时不会互相锁定。（锁定就是锁定一行64字节，头尾节点在一行以后，操做头节点会锁定这一行，那么其余处理器就不能操做尾节点）

 

那么是否是在使用volatile变量时都应该追加到64字节呢？不是的。在两种场景下不该该
使用这种方式。
--缓存行非64字节宽的处理器。如P6系列和奔腾处理器，它们的L1和L2高速缓存行是32个
字节宽。
--共享变量不会被频繁地写。由于使用追加字节的方式须要处理器读取更多的字节到高速
缓冲区，这自己就会带来必定的性能消耗，若是共享变量不被频繁写的话，锁的概率也很是
小，就不必经过追加字节的方式来避免相互锁定。

 

不过这种追加字节的方式在Java 7 可能不生效，由于Java 7变得更加智慧，它会淘汰或
从新排列无用字段，须要使用其余追加字节的方式。除了volatile，Java并发编程中应用较多的
是synchronized，下面一块儿来看一下。

由于它会锁住总线，致使其余CPU不能访问总线，不能访问总线就意味着不能访问系统内
存。

 

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只要两个指令之间不存在数据依赖，就能够对这两个指令乱序。没必要关心数据依赖的精肯定义，能够理解为：只要不影响程序单线程、顺序执行的结果，就能够对两个指令重排序。

 

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) { // 这里存在竞态条件
            instance = new Singleton();
        }
        return instance;
    }

竞态条件会致使instance引用被屡次赋值，使用户获得两个不一样的单例。

class Singleton {
    private static Singleton instance;
    
    public int f1 = 1;   // 触发部分初始化问题
    public int f2 = 2;
        
    private Singleton(){}
    
    public static Singleton getInstance() {
        if (instance == null) { // 当instance不为null时，可能指向一个“被部分初始化的对象”
            synchronized (Singleton.class) {
                if ( instance == null ) {
                    instance = new Singleton();
                }
            }
        }
        return instance;
    }
}

 

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在多线程的环境下，若是某个线程首次读取共享变量，则首先到主内存中获取该变量，而后存入工做内存中，之后只须要在工做内存中读取该变量便可。一样若是对该变量执行了修改的操做，则先将新值写入工做内存中，而后再刷新至主内存中。可是何时最新的值会被刷新至主内存中是不太肯定的，这也就解释了为何VolatileFoo中的Reader线程始终没法获取到init_value最新的变化。
· 使用关键字volatile，当一个变量被volatile关键字修饰时，对于共享资源的读操做会直接在主内存中进行（固然也会缓存到工做内存中，当其余线程对该共享资源进行了修改，则会致使当前线程在工做内存中的共享资源失效，因此必须从主内存中再次获取），对于共享资源的写操做固然是先要修改工做内存，可是修改结束后会马上将其刷新到主内存中。
· 经过synchronized关键字可以保证可见性，synchronized关键字可以保证同一时刻只有一个线程得到锁，而后执行同步方法，而且还会确保在锁释放以前，会将对变量的修改刷新到主内存当中。
· 经过JUC提供的显式锁Lock也可以保证可见性，Lock的lock方法可以保证在同一时 刻只有一个线程得到锁而后执行同步方法，而且会确保在锁释放（Lock的unlock方法）以前会将对变量的修改刷新到主内存当中。

CAS其非阻塞性，它对死锁问题天生免疫，就是不使用锁。没有锁的概念。

两个线程同时使用一个共享变量，会在Cache中缓存该变量，当一个线程修改共享变量时，Cache未能及时将修改的值放回RAM，致使另外一个线程不能读取修改后的值。
volatile关键字的做用：用来保证对变量修改后，能当即写回主存，从而保证共享变量的修改对全部线程是可见的。

 

 

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()) {//暂停了，下次历来
                if (residue == null) /* A */ {//暂停了，下次历来
                    if (curTail.next.compareAndSet(null, newNode)) /* C */ {//暂停了，下次历来
                        tail.compareAndSet(curTail, newNode) /* D */ ;//暂停了，下次历来
                        return true;
                    }
                } else {
                    tail.compareAndSet(curTail, residue) /* B */;//帮助别人作
                }
            }
        }
    }
}