第三章 Java内存模型

2020-04-25  本文已影响0人  巴巴11

深入内存模型。通过分析内存模型，展现线程之间的通信（对程序员来说完全透明）。

关键点：
内存模型中的顺序一致性。
重排序与顺序一致性内存模型。
3个同步原语synchronized、volatile和final的内存语义。
重排序规则在处理器中的实现。
Java内存模型的设计原理，及其与处理器内存模型和顺序一致性内存模型的关系。

并发中，有两个关键问题：

通信是指线程之间以何种机制来交换信息。
在命令式编程中，线程之间的通信机制有两种：共享内存和消息传递。

在共享内存的并发模型里，线程之间共享程序的公共状态，通过写-读内存中的公共状态进行隐式通信。

在消息传递的并发模型里，线程之间没有公共状态，线程之间必须通过发送消息来显式进行通信。

同步是指程序中用于控制不同线程间操作发生相对顺序的机制。

在共享内存并发模型里，同步是显式进行的。

程序员必须显式指定某个方法或某段代码需要在线程之间互斥执行。
在消息传递的并发模型里，由于消息的发送必须在消息的接收之前，因此同步是隐式进行的。
Java的并发采用的是共享内存模型，Java线程之间的通信总是隐式进行，整个通信过程对程序员完全透明。
如果编写多线程程序的Java程序员不理解隐式进行的线程之间通信的工作机制，很可能会遇到各种奇怪的内存可见性问题。

Java内存模型的抽象结构

在Java中，所有实例域、静态域和数组元素都存储在堆内存中，堆内存在线程之间共享。
局部变量（Local Variables），方法定义参数（Java语言规范称之为Formal Method Parameters）和异常处理器参数（Exception Handler Parameters）不会在线程之间共享，它们不会有内存可见性问题，也不受内存模型的影响。

Java线程之间的通信由Java内存模型（简称为JMM）控制，JMM决定一个线程对共享变量的写入何时对另一个线程可见。
从抽象的角度来看，JMM定义了线程和主内存之间的抽象关系：
线程之间的共享变量存储在主内存（Main Memory）中，每个线程都有一个私有的本地内存（Local Memory），本地内存中存储了该线程以读/写共享变量的副本。
本地内存是JMM的一个抽象概念，并不真实存在。它涵盖了缓存、写缓冲区、寄存器以及其他的硬件和编译器优化。

Java内存模型的抽象结构示意图

如果线程A与线程B之间要通信的话，必须要经历下面2个步骤：
1）线程A把本地内存A中更新过的共享变量刷新到主内存中去。
2）线程B到主内存中去读取线程A之前已更新过的共享变量。

线程之间的通信图

JMM通过控制主内存与每个线程的本地内存之间的交互，来为Java程序员提供内存可见性保证。

从源代码到指令序列的重排序。在并发里，指令重排序后如何保证并发？
（在执行程序时，为了提高性能，编译器和处理器常常会对指令做重排序。）


从源码到最终执行的指令序列的示意图

重排序可能会导致多线程程序出现内存可见性问题。
对于编译器，JMM的编译器重排序规则会禁止特定类型的编译器重排序（不是所有的编译器重排序都要禁止）。
对于处理器重排序，JMM的处理器重排序规则会要求Java编译器在生成指令序列时，插入特定类型的内存屏障（Memory Barriers，Intel称之为
Memory Fence）指令，通过内存屏障指令来禁止特定类型的处理器重排序。

JMM属于语言级的内存模型，它确保在不同的编译器和不同的处理器平台之上，通过禁止特定类型的编译器重排序和处理器重排序，为程序员提供一致的内存可见性保证。

并发编程模型的分类

为了保证内存可见性，Java编译器在生成指令序列的适当位置会插入内存屏障指令来禁止特定类型的处理器重排序。JMM把内存屏障指令分为4类

内存屏障类型表

happens-before原则：

从JDK 5开始，Java使用新的JSR-133内存模型。
JSR-133使用happens-before的概念来阐述操作之间的内存可见性。
在JMM中，如果一个操作执行的结果需要对另一个操作可见，那么这两个操作之间必须要存在happens-before关系。
这里提到的两个操作既可以是在一个线程之内，也可以是在不同线程之间。

与程序员密切相关的happens-before规则如下。

两个操作之间具有happens-before关系，并不意味着前一个操作必须要在后一个操作之前执行！
happens-before仅仅要求前一个操作（执行的结果）对后一个操作可见，且前一个操作按顺序排在第二个操作之前（the first is visible to and ordered before the second）。

happens-before与JMM的关系

一个happens-before规则对应于一个或多个编译器和处理器重排序规则。

数据依赖性：
如果两个操作访问同一个变量，且这两个操作中有一个为写操作，此时这两个操作之间就存在数据依赖性。

数据依赖类型表

as-if-serial语义：

as-if-serial语义的意思是：不管怎么重排序（编译器和处理器为了提高并行度），（单线程）程序的执行结果不能被改变。
编译器、runtime和处理器都必须遵守as-if-serial语义。

为了遵守as-if-serial语义，编译器和处理器不会对存在数据依赖关系的操作做重排序，因为这种重排序会改变执行结果。
但是，如果操作之间不存在数据依赖关系，这些操作就可能被编译器和处理器重排序。

as-if-serial语义把单线程程序保护了起来，遵守as-if-serial语义的编译器、runtime和处理器共同为编写单线程程序的程序员创建了一个幻觉：
单线程程序是按程序的顺序来执行的。
as-if-serial语义使单线程程序员无需担心重排序会干扰他们，也无需担心内存可见性问题。

顺序一致性

顺序一致性内存模型是一个理论参考模型。
在设计的时候，处理器的内存模型和编程语言的内存模型都会以顺序一致性内存模型作为参照。

顺序一致性内存模型是一个被计算机科学家理想化了的理论参考模型，它为程序员提供了极强的内存可见性保证。顺序一致性内存模型有两大特性。
1）一个线程中的所有操作必须按照程序的顺序来执行。
2）（不管程序是否同步）所有线程都只能看到一个单一的操作执行顺序。在顺序一致性内存模型中，每个操作都必须原子执行且立刻对所有线程可见。

顺序一致性内存模型

volatile的内存语义：

当声明共享变量为volatile后，对这个变量的读/写将会很特别。
volatile的内存语义及volatile内存语义的实现。

理解volatile特性的一个好方法是把对volatile变量的单个读/写，看成是使用同一个锁对这些单个读/写操作做了同步。

一个volatile变量的单个读/写操作，与一个普通变量的读/写操作都是使用同一个锁来同步，它们之间的执行效果相同。

锁的happens-before规则保证释放锁和获取锁的两个线程之间的内存可见性，这意味着对一个volatile变量的读，总是能看到（任意线程）对这个volatile变量最后的写入。

锁的语义决定了临界区代码的执行具有原子性。这意味着，即使是64位的long型和double型变量，只要它是volatile变量，对该变量的读/写就具有原子性。

如果是多个volatile操作或类似于volatile++这种复合操作，这些操作整体上不具有原子性。

简而言之，volatile变量自身具有下列特性。

对程序员来说，volatile对线程的内存可见性的影响比volatile自身的特性更为重要。
从JSR-133开始（即从JDK5开始），volatile变量的写-读可以实现线程之间的通信。

从内存语义的角度来说，volatile的写-读与锁的释放-获取有相同的内存效果：
volatile写和锁的释放有相同的内存语义；
volatile读与锁的获取有相同的内存语义。

volatile写的内存语义：

当写一个volatile变量时，JMM会把该线程对应的本地内存中的共享变量值刷新到主内存。

volatile读的内存语义：

当读一个volatile变量时，JMM会把该线程对应的本地内存置为无效。线程接下来将从主内存中读取共享变量。

下面对volatile写和volatile读的内存语义做个总结：

共享变量的状态示意图

JMM如何实现volatile写/读的内存语义？

为了实现volatile内存语义，JMM会分别限制这编译器和处理器的重排序类型。
为了实现volatile的内存语义，编译器在生成字节码时，会在指令序列中插入内存屏障来禁止特定类型的处理器重排序。

为了提供一种比锁更轻量级的线程之间通信的机制，JSR-133专家组决定增强volatile的内存语义：
严格限制编译器和处理器对volatile变量与普通变量的重排序，确保volatile的写-读和锁的释放-获取具有相同的内存语义。

从编译器重排序规则和处理器内存屏障插入策略来看，只要volatile变量与普通变量之间的重排序可能会破坏volatile的内存语义，这种重排序就会被编译器重排序规则和处理器内存屏障插入策略禁止。

由于volatile仅仅保证对单个volatile变量的读/写具有原子性，而锁的互斥执行的特性可以确保对整个临界区代码的执行具有原子性。

在功能上，锁比volatile更强大；在可伸缩性和执行性能上，volatile更有优势。如果想在程序中用volatile代替锁，请一定谨慎。

锁的内存语义：

锁是Java并发编程中最重要的同步机制。
锁除了让临界区互斥执行外，还可以让释放锁的线程向获取同一个锁的线程发送消息。

锁的释放-获取建立的happens-before关系。

锁的释放和获取的内存语义：

当线程释放锁时，JMM会把该线程对应的本地内存中的共享变量刷新到主内存中。
当线程获取锁时，JMM会把该线程对应的本地内存置为无效。从而使得被监视器保护的临界区代码必须从主内存中读取共享变量。

对比锁释放-获取的内存语义与volatile写-读的内存语义可以看出：
锁释放与volatile写有相同的内存语义；
锁获取与volatile读有相同的内存语义。

对锁释放和锁获取的内存语义做个总结。

锁内存语义的实现：

借助ReentrantLock的源代码，来分析锁内存语义的具体实现机制。

ReentrantLock的类图

ReentrantLock分为公平锁和非公平锁，首先分析公平锁。
使用公平锁时，加锁方法lock()调用轨迹如下。
1）ReentrantLock:lock()。
2）FairSync:lock()。
3）AbstractQueuedSynchronizer:acquire(int arg)。
4）ReentrantLock:tryAcquire(int acquires)

加锁方法首先读volatile变量state。

在使用公平锁时，解锁方法unlock()调用轨迹如下。
1）ReentrantLock:unlock()。
2）AbstractQueuedSynchronizer:release(int arg)。
3）Sync:tryRelease(int releases)。

在释放锁的最后写volatile变量state。

现在对公平锁和非公平锁的内存语义做个总结。

对ReentrantLock的分析可以看出，锁释放-获取的内存语义的实现至少有下面两种方式。
1）利用volatile变量的写-读所具有的内存语义。
2）利用CAS所附带的volatile读和volatile写的内存语义。

由于Java的CAS同时具有volatile读和volatile写的内存语义，因此Java线程之间的通信现在有了下面4种方式。
1）A线程写volatile变量，随后B线程读这个volatile变量。
2）A线程写volatile变量，随后B线程用CAS更新这个volatile变量。
3）A线程用CAS更新一个volatile变量，随后B线程用CAS更新这个volatile变量。
4）A线程用CAS更新一个volatile变量，随后B线程读这个volatile变量。

Java的CAS会使用现代处理器上提供的高效机器级别的原子指令，这些原子指令以原子方式对内存执行读-改-写操作，这是在多处理器中实现同步的关键（从本质上来说，能够支持原子性读-改-写指令的计算机，是顺序计算图灵机的异步等价机器，因此任何现代的多处理器都会去支持某种能对内存执行原子性读-改-写操作的原子指令）。
同时，volatile变量的读/写和CAS可以实现线程之间的通信。
把这些特性整合在一起，就形成了整个concurrent包得以实现的基石。如果我们仔细分析concurrent包的源代码实现，会发现一个通用化的实现模式。
首先，声明共享变量为volatile。
然后，使用CAS的原子条件更新来实现线程之间的同步。
同时，配合以volatile的读/写和CAS所具有的volatile读和写的内存语义来实现线程之间的通信。

AQS，非阻塞数据结构和原子变量类（java.util.concurrent.atomic包中的类），这些concurrent包中的基础类都是使用这种模式来实现的，而concurrent包中的高层类又是依赖于这些基础类来实现的。

从整体来看，concurrent包的实现示意图如3-28所示。


concurrent包的实现示意图

final域的内存语义：

与前面介绍的锁和volatile相比，对final域的读和写更像是普通的变量访问。下面将介绍final域的内存语义。

final域的重排序规则
对于final域，编译器和处理器要遵守两个重排序规则。
1）在构造函数内对一个final域的写入，与随后把这个被构造对象的引用赋值给一个引用变量，这两个操作之间不能重排序。
2）初次读一个包含final域的对象的引用，与随后初次读这个final域，这两个操作之间不能重排序。

写final域的重排序规则可以确保：

在对象引用为任意线程可见之前，对象的final域已经被正确初始化过了，而普通域不具有这个保障。

读final域的重排序规则可以确保：

在读一个对象的final域之前，一定会先读包含这个final域的对象的引用。在这个示例程序中，如果该引用不为null，那么引用对象的final域一定已经被A线程初始化过了。

为什么final引用不能从构造函数内“溢出”?

写final域的重排序规则可以确保：在引用变量为任意线程可见之前，该
引用变量指向的对象的final域已经在构造函数中被正确初始化过了。其实，要得到这个效果，还需要一个保证：在构造函数内部，不能让这个被构造对象的引用为其他线程所见，也就是对象引用不能在构造函数中“逸出”。

final语义在处理器中的实现：
现在我们以X86处理器为例，说明final语义在处理器中的具体实现。
上面我们提到，写final域的重排序规则会要求编译器在final域的写之后，构造函数return之前插入一个StoreStore障屏。读final域的重排序规则要求编译器在读final域的操作前面插入一个LoadLoad屏障。
由于X86处理器不会对写-写操作做重排序，所以在X86处理器中，写final域需要的StoreStore障屏会被省略掉。同样，由于X86处理器不会对存在间接依赖关系的操作做重排序，

所以在X86处理器中，读final域需要的LoadLoad屏障也会被省略掉。也就是说，在X86处理器中，final域的读/写不会插入任何内存屏障！

JSR-133为什么要增强final的语义？

在旧的Java内存模型中，一个最严重的缺陷就是线程可能看到final域的值会改变。
比如，一个线程当前看到一个整型final域的值为0（还未初始化之前的默认值），过一段时间之后这个线程再去读这个final域的值时，却发现值变为1（被某个线程初始化之后的值）。
最常见的例子就是在旧的Java内存模型中，String的值可能会改变。
为了修补这个漏洞，JSR-133专家组增强了final的语义。通过为final域增加写和读重排序规则，可以为Java程序员提供初始化安全保证：只要对象是正确构造的（被构造对象的引用在构造函数中没有“逸出”），那么不需要使用同步（指lock和volatile的使用）就可以保证任意线程都能看到这个final域在构造函数中被初始化之后的值。

happens-before

happens-before是JMM最核心的概念。对应Java程序员来说，理解happens-before是理解JMM的关键。

JMM的设计
JMM的设计意图。从JMM设计者的角度，在设计JMM时，需要考虑两个关键因素。

由于这两个因素互相矛盾，所以JSR-133专家组在设计JMM时的核心目标就是找到一个好的平衡点：
一方面，要为程序员提供足够强的内存可见性保证；
另一方面，对编译器和处理器的限制要尽可能地放松。

JMM提出了happends-before原则，来应对上述诉求：
JMM把happens-before要求禁止的重排序分为了下面两类。

JMM对这两种不同性质的重排序，采取了不同的策略，如下。

JMM的设计示意图

JSR-133使用happens-before的概念来指定两个操作之间的执行顺序。
由于这两个操作可以在一个线程之内，也可以是在不同线程之间。因此，JMM可以通过happens-before关系向程序员提供跨线程的内存可见性保证（如果A线程的写操作a与B线程的读操作b之间存在happensbefore关系，尽管a操作和b操作在不同的线程中执行，但JMM向程序员保证a操作将对b操作可见）。

《JSR-133:Java Memory Model and Thread Specification》对happens-before关系的定义如下。
1）如果一个操作happens-before另一个操作，那么第一个操作的执行结果将对第二个操作可见，而且第一个操作的执行顺序排在第二个操作之前。
2）两个操作之间存在happens-before关系，并不意味着Java平台的具体实现必须要按照happens-before关系指定的顺序来执行。如果重排序之后的执行结果，与按happens-before关系来执行的结果一致，那么这种重排序并不非法（也就是说，JMM允许这种重排序）。

上面的1）是JMM对程序员的承诺。从程序员的角度来说，可以这样理解happens-before关系：
如果A happens-before B，那么Java内存模型将向程序员保证——A操作的结果将对B可见，且A的执行顺序排在B之前。注意，这只是Java内存模型向程序员做出的保证！

上面的2）是JMM对编译器和处理器重排序的约束原则。正如前面所言，JMM其实是在遵循一个基本原则：
只要不改变程序的执行结果（指的是单线程程序和正确同步的多线程程序），编译器和处理器怎么优化都行。JMM这么做的原因是：程序员对于这两个操作是否真的被重排序并不关心，程序员关心的是程序执行时的语义不能被改变（即执行结果不能被改变）。因此，happens-before关系本质上和as-if-serial语义是一回事。

as-if-serial语义和happens-before这么做的目的，都是为了在不改变程序执行结果的前提下，尽可能地提高程序执行的并行度。

happens-before规则：
《JSR-133:Java Memory Model and Thread Specification》定义了如下happens-before规则。
1）程序顺序规则：一个线程中的每个操作，happens-before于该线程中的任意后续操作。
2）监视器锁规则：对一个锁的解锁，happens-before于随后对这个锁的加锁。
3）volatile变量规则：对一个volatile域的写，happens-before于任意后续对这个volatile域的读。
4）传递性：如果A happens-before B，且B happens-before C，那么A happens-before C。
5）start()规则：如果线程A执行操作ThreadB.start()（启动线程B），那么A线程的ThreadB.start()操作happens-before于线程B中的任意操作。
6）join()规则：如果线程A执行操作ThreadB.join()并成功返回，那么线程B中的任意操作happens-before于线程A从ThreadB.join()操作成功返回。

这里的规则1）、2）、3）和4）前面都讲到过，这里再做个总结。由于2）和3）情况类似，这里只以1）、3）和4）为例来说明。图3-34是volatile写-读建立的happens-before关系图。

happens-before关系的示意图

结合图3-34，我们做以下分析。

下面我们来看start()规则。假设线程A在执行的过程中，通过执行ThreadB.start()来启动线程B；同时，假设线程A在执行ThreadB.start()之前修改了一些共享变量，线程B在开始执行后会读这些共享变量。图3-35是该程序对应的happens-before关系图。

happens-before关系的示意图

在图3-35中，1 happens-before 2由程序顺序规则产生。2 happens-before 4由start()规则产生。根据传递性，将有1 happens-before 4。这实意味着，线程A在执行ThreadB.start()之前对共享变量所做的修改，接下来在线程B开始执行后都将确保对线程B可见。

下面我们来看join()规则。假设线程A在执行的过程中，通过执行ThreadB.join()来等待线程B终止；同时，假设线程B在终止之前修改了一些共享变量，线程A从ThreadB.join()返回后会读这些共享变量。图3-36是该程序对应的happens-before关系图。

happens-before关系的示意图

在图3-36中，2 happens-before 4由join()规则产生；4 happens-before 5由程序顺序规则产生。根据传递性规则，将有2 happens-before 5。这意味着，线程A执行操作ThreadB.join()并成功返回后，线程B中的任意操作都将对线程A可见。

双重检查锁定与延迟初始化：

在Java多线程程序中，有时候需要采用延迟初始化来降低初始化类和创建对象的开销。双重检查锁定是常见的延迟初始化技术，但它是一个错误的用法。本文将分析双重检查锁定的错误根源，以及两种线程安全的延迟初始化方案。

双重检查锁定的由来
在Java程序中，有时候可能需要推迟一些高开销的对象初始化操作，并且只有在使用这些对象时才进行初始化。此时，程序员可能会采用延迟初始化。但要正确实现线程安全的延迟初始化需要一些技巧，否则很容易出现问题。比如，下面是非线程安全的延迟初始化对象的示例代码。

public class UnsafeLazyInitialization {
private static Instance instance;
public static Instance getInstance() {
if (instance == null) // 1：A线程执行
instance = new Instance(); // 2：B线程执行
return instance;
}
}

在UnsafeLazyInitialization类中，假设A线程执行代码1的同时，B线程执行代码2。此时，线程A可能会看到instance引用的对象还没有完成初始化（出现这种情况的原因见3.8.2节）。

对于UnsafeLazyInitialization类，我们可以对getInstance()方法做同步处理来实现线程安全的延迟初始化。示例代码如下。

public class SafeLazyInitialization {
private static Instance instance;
public synchronized static Instance getInstance() {
if (instance == null)
instance = new Instance();
return instance;
}
}

由于对getInstance()方法做了同步处理，synchronized将导致性能开销。如果getInstance()方法被多个线程频繁的调用，将会导致程序执行性能的下降。反之，如果getInstance()方法不会被多个线程频繁的调用，那么这个延迟初始化方案将能提供令人满意的性能。

在早期的JVM中，synchronized（甚至是无竞争的synchronized）存在巨大的性能开销。因此，人们想出了一个“聪明”的技巧：双重检查锁定（Double-Checked Locking）。人们想通过双重检查锁定来降低同步的开销。下面是使用双重检查锁定来实现延迟初始化的示例代码。

public class DoubleCheckedLocking { // 1
private static Instance instance; // 2
public static Instance getInstance() { // 3
if (instance == null) { // 4:第一次检查
synchronized (DoubleCheckedLocking.class) { // 5:加锁
if (instance == null) // 6:第二次检查
instance = new Instance(); // 7:问题的根源出在这里
} // 8
} // 9
return instance; // 10
} // 11
}

如上面代码所示，如果第一次检查instance不为null，那么就不需要执行下面的加锁和初始化操作。因此，可以大幅降低synchronized带来的性能开销。上面代码表面上看起来，似乎两全其美。

双重检查锁定看起来似乎很完美，但这是一个错误的优化！ 在线程执行到第4行，代码读取到instance不为null时，instance引用的对象有可能还没有完成初始化。

问题的根源
前面的双重检查锁定示例代码的第7行（instance=new Singleton();）创建了一个对象。这一行代码可以分解为如下的3行伪代码。

memory = allocate(); // 1：分配对象的内存空间
ctorInstance(memory); // 2：初始化对象
instance = memory; // 3：设置instance指向刚分配的内存地址

上面3行伪代码中的2和3之间，可能会被重排序（在一些JIT编译器上，这种重排序是真实发生的，详情见参考文献1的“Out-of-order writes”部分）。2和3之间重排序之后的执行时序如下。

memory = allocate(); // 1：分配对象的内存空间
instance = memory; // 3：设置instance指向刚分配的内存地址
// 注意，此时对象还没有被初始化！
ctorInstance(memory); // 2：初始化对象

根据《The Java Language Specification,Java SE 7 Edition》（后文简称为Java语言规范），所有线程在执行Java程序时必须要遵守intra-thread semantics。intra-thread semantics保证重排序不会改变单线程内的程序执行结果。
换句话说，intra-thread semantics允许那些在单线程内，不会改
变单线程程序执行结果的重排序。上面3行伪代码的2和3之间虽然被重排序了，但这个重排序并不会违反intra-thread semantics。这个重排序在没有改变单线程程序执行结果的前提下，可以提高程序的执行性能。

为了更好地理解intra-thread semantics，请看如图3-37所示的示意图（假设一个线程A在构造对象后，立即访问这个对象）。
如图3-37所示，只要保证2排在4的前面，即使2和3之间重排序了，也不会违反intra-threadsemantics。下面，再让我们查看多线程并发执行的情况。如图3-38所示。

线程执行时序图 多线程执行时序图

由于单线程内要遵守intra-thread semantics，从而能保证A线程的执行结果不会被改变。但是，当线程A和B按图3-38的时序执行时，B线程将看到一个还没有被初始化的对象。

回到本文的主题，DoubleCheckedLocking示例代码的第7行（instance=new Singleton();）如果发生重排序，另一个并发执行的线程B就有可能在第4行判断instance不为null。
线程B接下来将访问instance所引用的对象，但此时这个对象可能还没有被A线程初始化！ 表3-6是这个场景的具体执行时序。

多线程执行时序表

这里A2和A3虽然重排序了，但Java内存模型的intra-thread semantics将确保A2一定会排在A4前面执行。因此，线程A的intra-thread semantics没有改变，但A2和A3的重排序，将导致线程B在B1处判断出instance不为空，线程B接下来将访问instance引用的对象。此时，线程B将会访问到一个还未初始化的对象。

在知晓了问题发生的根源之后，我们可以想出两个办法来实现线程安全的延迟初始化。
1）不允许2和3重排序。
2）允许2和3重排序，但不允许其他线程“看到”这个重排序。
后文介绍的两个解决方案，分别对应于上面这两点。

基于volatile的解决方案
对于前面的基于双重检查锁定来实现延迟初始化的方案（指DoubleCheckedLocking示例代码），只需要做一点小的修改（把instance声明为volatile型），就可以实现线程安全的延迟初始化。请看下面的示例代码。

public class SafeDoubleCheckedLocking {
private volatile static Instance instance;
public static Instance getInstance() {
if (instance == null) {
synchronized (SafeDoubleCheckedLocking.class) {
if (instance == null)
instance = new Instance(); // instance为volatile，现在没问题了
}
}r
eturn instance;
}
}

这个解决方案需要JDK 5或更高版本（因为从JDK 5开始使用新的JSR-133内存模型规范，这个规范增强了volatile的语义）。
当声明对象的引用为volatile后，3.8.2节中的3行伪代码中的2和3之间的重排序，在多线程环境中将会被禁止。

基于类初始化的解决方案：
JVM在类的初始化阶段（即在Class被加载后，且被线程使用之前），会执行类的初始化。在执行类的初始化期间，JVM会去获取一个锁。这个锁可以同步多个线程对同一个类的初始化。

基于这个特性，可以实现另一种线程安全的延迟初始化方案（这个方案被称之为Initialization On Demand Holder idiom）。

public class InstanceFactory {
private static class InstanceHolder {
public static Instance instance = new Instance();
}p
ublic static Instance getInstance() {
return InstanceHolder.instance ; // 这里将导致InstanceHolder类被初始化
}
}

假设两个线程并发执行getInstance()方法，下面是执行的示意图，如图3-40所示。


两个线程并发执行的示意图

初始化一个类，包括执行这个类的静态初始化和初始化在这个类中声明的静态字段。

根据Java语言规范，在首次发生下列任意一种情况时，一个类或接口类型T将被立即初始化。
1）T是一个类，而且一个T类型的实例被创建。
2）T是一个类，且T中声明的一个静态方法被调用。
3）T中声明的一个静态字段被赋值。
4）T中声明的一个静态字段被使用，而且这个字段不是一个常量字段。5）T是一个顶级类（Top Level Class，见Java语言规范的§7.6），而且一个断言语句嵌套在T内部被执行。

在InstanceFactory示例代码中，首次执行getInstance()方法的线程将导致InstanceHolder类被初始化（符合情况4）。

由于Java语言是多线程的，多个线程可能在同一时间尝试去初始化同一个类或接口（比如这里多个线程可能在同一时刻调用getInstance()方法来初始化InstanceHolder类）。
因此，在Java中初始化一个类或者接口时，需要做细致的同步处理。

Java语言规范规定，对于每一个类或接口C，都有一个唯一的初始化锁LC与之对应。
从C到LC的映射，由JVM的具体实现去自由实现。
JVM在类初始化期间会获取这个初始化锁，并且每个线程至少获取一次锁来确保这个类已经被初始化过了（事实上，Java语言规范允许JVM的具体实现在这里做一些优化，见后文的说明）。

对于类或接口的初始化，Java语言规范制定了精巧而复杂的类初始化处理过程。

Java初始化一个类或接口的处理过程如下（这里对类初始化处理过程的说明，省略了与本文无关的部分；同时为了更好的说明类初始化过程中的同步处理机制，笔者人为的把类初始化的处理过程分为了5个阶段）。

类初始化——第1阶段的执行时序表 类初始化——第2阶段 类初始化——第3阶段的执行时序表 类初始化——第4阶段的执行时序表 多线程执行时序图

线程A在第2阶段的A1执行类的初始化，并在第3阶段的A4释放初始化锁；线程B在第4阶段的B1获取同一个初始化锁，并在第4阶段的B4之后才开始访问这个类。
根据Java内存模型规范的锁规则，这里将存在如下的happens-before关系。
这个happens-before关系将保证：线程A执行类的初始化时的写入操作（执行类的静态初始化和初始化类中声明的静态字段），线程B一定能看到。

类初始化——第5阶段的执行时序表

Java内存模型综述
前面对Java内存模型的基础知识和内存模型的具体实现进行了说明。下面对Java内存模型的相关知识做一个总结。

处理器的内存模型
顺序一致性内存模型是一个理论参考模型，JMM和处理器内存模型在设计时通常会以顺序一致性内存模型为参照。

在设计时，JMM和处理器内存模型会对顺序一致性模型做一些放松，因为如果完全按照顺序一致性模型来实现处理器和JMM，那么很多的处理器和编译器优化都要被禁止，这对执行性能将会有很大的影响。

根据对不同类型的读/写操作组合的执行顺序的放松，可以把常见处理器的内存模型划分为如下几种类型。

注意，这里处理器对读/写操作的放松，是以两个操作之间不存在数据依赖性为前提的（因为处理器要遵守as-if-serial语义，处理器不会对存在数据依赖性的两个内存操作做重排序）。

表3-12展示了常见处理器内存模型的细节特征如下。


处理器内存模型的特征表

从表3-12中可以看到，所有处理器内存模型都允许写-读重排序，原因在第1章已经说明过：
它们都使用了写缓存区。

写缓存区可能导致写-读操作重排序。同时，我们可以看到这些处理器内存模型都允许更早读到当前处理器的写，原因同样是因为写缓存区。由于写缓存区仅对当前处理器可见，这个特性导致当前处理器可以比其他处理器先看到临时保存在自己写缓存区中的写。

表3-12中的各种处理器内存模型，从上到下，模型由强变弱。越是追求性能的处理器，内存模型设计得会越弱。因为这些处理器希望内存模型对它们的束缚越少越好，这样它们就可以做尽可能多的优化来提高性能。

由于常见的处理器内存模型比JMM要弱，Java编译器在生成字节码时，会在执行指令序列的适当位置插入内存屏障来限制处理器的重排序。

同时，由于各种处理器内存模型的强弱不同，为了在不同的处理器平台向程序员展示一个一致的内存模型，JMM在不同的处理器中需要插入的内存屏障的数量和种类也不相同。图3-48展示了JMM在不同处理器内存模型中需要插入的内存屏障的示意图。

JMM屏蔽了不同处理器内存模型的差异，它在不同的处理器平台之上为Java程序员呈现了一个一致的内存模型。

JMM插入内存屏障的示意图

各种内存模型之间的关系
JMM是一个语言级的内存模型，处理器内存模型是硬件级的内存模型，顺序一致性内存模型是一个理论参考模型。

下面是语言内存模型、处理器内存模型和顺序一致性内存模型的强弱对比示意图，如图3-49所示。从图中可以看出：
常见的4种处理器内存模型比常用的3中语言内存模型要弱，处理器内存模型和语言内存模型都比顺序一致性内存模型要弱。

同处理器内存模型一样，越是追求执行性能的语言，内存模型设计得会越弱。

各种CPU内存模型的强弱对比示意图

JMM的内存可见性保证
按程序类型，Java程序的内存可见性保证可以分为下列3类。

一句话：
只要多线程程序是正确同步的，JMM保证该程序在任意的处理器平台上的执行结果，与该程序在顺序一致性内存模型中的执行结果一致。

JSR-133对JDK 5之前的旧内存模型的修补主要有两个。

3类程序的执行结果的对比图
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