Java并发编程学习笔记（一）

本文来源：王宝令——《Java并发编程实战》

导致线程安全问题的原因

源头之一：缓存导致的可见性问题

一个线程对共享变量的修改，另外一个线程能够立刻看到，我们称为可见性。

多核时代，每颗 CPU 都有自己的缓存，这时 CPU 缓存与内存的数据一致性就没那么容易解决了，当多个线程在不同的 CPU 上执行时，这些线程操作的是不同的 CPU 缓存。比如下图中，线程 A 操作的是 CPU-1 上的缓存，而线程 B 操作的是 CPU-2 上的缓存，很明显，这个时候线程 A 对变量 V 的操作对于线程 B 而言就不具备可见性了。

多核 CPU 的缓存与内存关系图

源头之二：线程切换带来的原子性问题

早期的操作系统基于进程来调度 CPU，不同进程间是不共享内存空间的，所以进程要做任务切换就要切换内存映射地址，而一个进程创建的所有线程，都是共享一个内存空间的，所以线程做任务切换成本就很低了。现代的操作系统都基于更轻量的线程来调度，现在我们提到的“任务切换”都是指“线程切换”。
任务切换的时机大多数是在时间片结束的时候，我们现在基本都使用高级语言编程，高级语言里一条语句往往需要多条 CPU 指令完成，例如上面代码中的count += 1，至少需要三条 CPU 指令。

• 指令 1：首先，需要把变量 count 从内存加载到 CPU 的寄存器；
• 指令 2：之后，在寄存器中执行 +1 操作；
• 指令 3：最后，将结果写入内存（缓存机制导致可能写入的是 CPU 缓存而不是内存）。

操作系统做任务切换，可以发生在任何一条CPU 指令执行完，是的，是 CPU 指令，而不是高级语言里的一条语句。对于上面的三条指令来说，我们假设 count=0，如果线程 A 在指令 1 执行完后做线程切换，线程 A 和线程 B 按照下图的序列执行，那么我们会发现两个线程都执行了 count+=1 的操作，但是得到的结果不是我们期望的 2，而是 1。

非原子操作的执行路径示意图

我们潜意识里面觉得 count+=1 这个操作是一个不可分割的整体，就像一个原子一样，线程的切换可以发生在 count+=1 之前，也可以发生在 count+=1 之后，但就是不会发生在中间。我们把一个或者多个操作在 CPU 执行的过程中不被中断的特性称为原子性。CPU 能保证的原子操作是 CPU 指令级别的，而不是高级语言的操作符，这是违背我们直觉的地方。因此，很多时候我们需要在高级语言层面保证操作的原子性。

源头之三：编译优化带来的有序性问题

有序性指的是程序按照代码的先后顺序执行。
编译器为了优化性能，有时候会改变程序中语句的先后顺序，例如程序中：“a=6；b=7；”编译器优化后可能变成“b=7；a=6；”，在这个例子中，编译器调整了语句的顺序，但是不影响程序的最终结果。不过有时候编译器及解释器的优化可能导致意想不到的 Bug。

在 Java 领域一个经典的案例就是利用双重检查创建单例对象，例如下面的代码：在获取实例 getInstance() 的方法中，我们首先判断 instance 是否为空，如果为空，则锁定 Singleton.class 并再次检查 instance 是否为空，如果还为空则创建 Singleton 的一个实例。

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

假设有两个线程 A、B 同时调用 getInstance() 方法，他们会同时发现 instance == null ，于是同时对 Singleton.class 加锁，此时 JVM 保证只有一个线程能够加锁成功（假设是线程 A），另外一个线程则会处于等待状态（假设是线程 B）；线程 A 会创建一个 Singleton 实例，之后释放锁，锁释放后，线程 B 被唤醒，线程 B 再次尝试加锁，此时是可以加锁成功的，加锁成功后，线程 B 检查 instance == null 时会发现，已经创建过 Singleton 实例了，所以线程 B 不会再创建一个 Singleton 实例。

这看上去一切都很完美，无懈可击，但实际上这个 getInstance() 方法并不完美。问题出在哪里呢？出在 new 操作上，我们以为的 new 操作应该是：

1. 分配一块内存 M；
2. 在内存 M 上初始化 Singleton 对象；
3. 然后 M 的地址赋值给 instance 变量。

但是实际上优化后的执行路径却是这样的：

1. 分配一块内存 M；
2. 将 M 的地址赋值给 instance 变量；
3. 最后在内存 M 上初始化 Singleton 对象。

优化后会导致什么问题呢？我们假设线程 A 先执行 getInstance() 方法，当执行完指令 2 时恰好发生了线程切换，切换到了线程 B 上；如果此时线程 B 也执行 getInstance() 方法，那么线程 B 在执行第一个判断时会发现 instance != null ，所以直接返回 instance，而此时的 instance 是没有初始化过的，如果我们这个时候访问 instance 的成员变量就可能触发空指针异常。

双重检查创建单例的异常执行路径

Java 内存模型

你已经知道，导致可见性的原因是缓存，导致有序性的原因是编译优化，那解决可见性、有序性最直接的办法就是禁用缓存和编译优化，但是这样问题虽然解决了，我们程序的性能可就堪忧了。

合理的方案应该是按需禁用缓存以及编译优化。那么，如何做到“按需禁用”呢？
Java 内存模型是个很复杂的规范，可以从不同的视角来解读，站在我们这些程序员的视角，本质上可以理解为，Java 内存模型规范了 JVM 如何提供按需禁用缓存和编译优化的方法。具体来说，这些方法包括 volatile、synchronized 和 final 三个关键字，以及六项 Happens-Before 规则。

使用 volatile 的困惑

volatile最原始的意义就是禁用 CPU 缓存。例如，我们声明一个 volatile 变量 volatile int x = 0，它表达的是：告诉编译器，对这个变量的读写，不能使用 CPU 缓存，必须从内存中读取或者写入。
这个语义看上去相当明确，但是在实际使用的时候却会带来困惑。

例如下面的示例代码，假设线程 A 执行 writer() 方法，按照 volatile 语义，会把变量 “v=true” 写入内存；假设线程 B 执行 reader() 方法，同样按照 volatile 语义，线程 B 会从内存中读取变量 v，如果线程 B 看到 “v == true” 时，那么线程 B 看到的变量 x 是多少呢？

直觉上看，应该是 42，那实际应该是多少呢？这个要看 Java 的版本，如果在低于 1.5 版本上运行，x 可能是 42，也有可能是 0；如果在 1.5 以上的版本上运行，x 就是等于 42。

class VolatileExample {
  int x = 0;
  volatile boolean v = false;
  public void writer() {
    x = 42;
    v = true;
  }
  public void reader() {
    if (v == true) {
      // 这里 x 会是多少呢？
    }
  }
}

分析一下，为什么 1.5 以前的版本会出现 x = 0 的情况呢？我相信你一定想到了，变量 x 可能被 CPU 缓存而导致可见性问题。这个问题在 1.5 版本已经被圆满解决了。Java 内存模型在 1.5 版本对 volatile 语义进行了增强。怎么增强的呢？答案是一项 Happens-Before 规则。

Happens-Before 规则

Happens-Before真正要表达的是：前面一个操作的结果对后续操作是可见的。Happens-Before 约束了编译器的优化行为，虽允许编译器优化，但是要求编译器优化后一定遵守 Happens-Before 规则。

1. 程序的顺序性规则
这条规则是指在一个线程中，按照程序顺序，前面的操作 Happens-Before 于后续的任意操作。即程序前面对某个变量的修改一定是对后续操作可见的。

2. volatile 变量规则
对一个 volatile 变量的写操作相对于后续对这个 volatile 变量的读操作可见。

3. 传递性
这条规则是指如果 A Happens-Before B，且 B Happens-Before C，那么 A Happens-Before C。

4. 管程中锁的规则
这条规则是指对一个锁的解锁 Happens-Before 于后续对这个锁的加锁。
管程是一种通用的同步原语，在 Java 中指的就是 synchronized，synchronized 是 Java 里对管程的实现。

管程中的锁在 Java 里是隐式实现的，例如下面的代码，在进入同步块之前，会自动加锁，而在代码块执行完会自动释放锁，加锁以及释放锁都是编译器帮我们实现的。

synchronized (this) { // 此处自动加锁
  // x 是共享变量, 初始值 =10
  if (this.x < 12) {
    this.x = 12; 
  }  
} // 此处自动解锁

5. 线程 start() 规则
这条是关于线程启动的。它是指主线程 A 启动子线程 B 后，子线程 B 能够看到主线程在启动子线程 B 前的操作。

换句话说就是，如果线程 A 调用线程 B 的 start() 方法（即在线程 A 中启动线程 B），那么该 start() 操作 Happens-Before 于线程 B 中的任意操作。具体可参考下面示例代码。

Thread B = new Thread(()->{
  // 主线程调用 B.start() 之前
  // 所有对共享变量的修改，此处皆可见
  // 此例中，var==77
});
// 此处对共享变量 var 修改
var = 77;
// 主线程启动子线程
B.start();

6. 线程 join() 规则
这条是关于线程等待的。它是指主线程 A 等待子线程 B 完成（主线程 A 通过调用子线程 B 的 join() 方法实现），当子线程 B 完成后（主线程 A 中 join() 方法返回），主线程能够看到子线程的操作。当然所谓的“看到”，指的是对共享变量的操作。

换句话说就是，如果在线程 A 中，调用线程 B 的 join() 并成功返回，那么线程 B 中的任意操作 Happens-Before 于该 join() 操作的返回。具体可参考下面示例代码。

Thread B = new Thread(()->{
  // 此处对共享变量 var 修改
  var = 66;
});
// 例如此处对共享变量修改，
// 则这个修改结果对线程 B 可见
// 主线程启动子线程
B.start();
B.join()
// 子线程所有对共享变量的修改
// 在主线程调用 B.join() 之后皆可见
// 此例中，var==66

互斥锁：解决原子性问题

synchronized

锁是一种通用的技术方案，Java 语言提供的 synchronized 关键字，就是锁的一种实现。synchronized 关键字可以用来修饰方法，也可以用来修饰代码块，它的使用示例基本上都是下面这个样子：

class X {
  // 修饰非静态方法
  synchronized void foo() {
    // 临界区
  }
  // 修饰静态方法
  synchronized static void bar() {
    // 临界区
  }
  // 修饰代码块
  Object obj = new Object()；
  void baz() {
    synchronized(obj) {
      // 临界区
    }
  }
}  

那 synchronized 里的加锁 lock() 和解锁 unlock() 锁定的对象在哪里呢？上面的代码我们看到只有修饰代码块的时候，锁定了一个 obj 对象，那修饰方法的时候锁定的是什么呢？这个也是 Java 的一条隐式规则：

• 当修饰静态方法的时候，锁定的是当前类的 Class 对象，在上面的例子中就是 Class X；
• 当修饰非静态方法的时候，锁定的是当前实例对象 this。

synchronized进阶

示例1
下面代码是否是线程安全的呢？

class SafeCalc {
  long value = 0L;
  long get() {
    return value;
  }
  synchronized void addOne() {
    value += 1;
  }
}

addOne()是线程安全的，而get() 方法并没有加锁操作，所以可见性没法保证。那如何解决呢？很简单，就是 get() 方法也 synchronized 一下，完整的代码如下所示：

class SafeCalc {
  long value = 0L;
  synchronized long get() {
    return value;
  }
  synchronized void addOne() {
    value += 1;
  }
}

示例二
下面代码是否是线程安全的呢？

class SafeCalc {
  static long value = 0L;
  synchronized long get() {
    return value;
  }
  synchronized static void addOne() {
    value += 1;
  }
}

这段代码是用两个锁保护一个资源。这个受保护的资源就是静态变量 value，两个锁分别是 this 和 SafeCalc.class。我们可以用下面这幅图来形象描述这个关系。由于临界区 get() 和 addOne() 是用两个锁保护的，因此这两个临界区没有互斥关系，临界区 addOne() 对 value 的修改对临界区 get() 也没有可见性保证，这就导致并发问题了。

使用锁的正确姿势

受保护资源和锁之间合理的关联关系应该是 N:1 的关系，也就是说可以用一把锁来保护多个资源，但是不能用多把锁来保护一个资源。

原子性的操作的中间状态对外不可见。解决原子性问题，是要保证中间状态对外不可见。

使用细粒度锁可以提高并行度，是性能优化的一个重要手段。用细粒度锁来锁定多个资源时，要注意死锁的问题。

死锁

死锁：一组互相竞争资源的线程因互相等待，导致“永久”阻塞的现象。

发生死锁时的资源分配图

死锁发生的条件：

1. 互斥，共享资源 X 和 Y 只能被一个线程占用；
2. 占有且等待，线程 T1 已经取得共享资源 X，在等待共享资源 Y 的时候，不释放共享资源 X；
3. 不可抢占，其他线程不能强行抢占线程 T1 占有的资源；
4. 循环等待，线程 T1 等待线程 T2 占有的资源，线程 T2 等待线程 T1 占有的资源，就是循环等待。

如何预防死锁

解决死锁问题最好的办法还是规避死锁。
上面我们介绍了死锁发生的四个条件，反过来说，也就是说只要我们破坏其中一个，就可以成功避免死锁的发生。

其中，互斥这个条件我们没有办法破坏，因为我们用锁为的就是互斥。不过其他三个条件都是有办法破坏掉的，到底如何做呢？

• 对于“占用且等待”这个条件，我们可以一次性申请所有的资源，这样就不存在等待了。
• 对于“不可抢占”这个条件，占用部分资源的线程进一步申请其他资源时，如果申请不到，可以主动释放它占有的资源，这样不可抢占这个条件就破坏掉了。
• 对于“循环等待”这个条件，可以靠按序申请资源来预防。所谓按序申请，是指资源是有线性顺序的，申请的时候可以先申请资源序号小的，再申请资源序号大的，这样线性化后自然就不存在循环了。

等待通知机制

等待通知机制：线程首先获取互斥锁，当线程要求的条件不满足时，释放互斥锁，进入等待状态；当要求的条件满足时，通知等待的线程，重新获取互斥锁。

用 synchronized 实现等待 - 通知机制

在 Java 语言里，等待 - 通知机制可以有多种实现方式，比如 Java 语言内置的 synchronized 配合 wait()、notify()、notifyAll() 这三个方法就能轻松实现。

在下面这个图里，左边有一个等待队列，同一时刻，只允许一个线程进入 synchronized 保护的临界区（这个临界区可以看作大夫的诊室），当有一个线程进入临界区后，其他线程就只能进入图中左边的等待队列里等待。这个等待队列和互斥锁是一对一的关系，每个互斥锁都有自己独立的等待队列。

wait() 操作工作原理图

在并发程序中，当一个线程进入临界区后，由于某些条件不满足，需要进入等待状态，Java 对象的 wait() 方法就能够满足这种需求。如上图所示，当调用 wait() 方法后，当前线程就会被阻塞，并且进入到右边的等待队列中，这个等待队列也是互斥锁的等待队列。 线程在进入等待队列的同时，会释放持有的互斥锁，线程释放锁后，其他线程就有机会获得锁，并进入临界区了。

那线程要求的条件满足时，该怎么通知这个等待的线程呢？很简单，就是 Java 对象的 notify() 和 notifyAll() 方法。我在下面这个图里为你大致描述了这个过程，当条件满足时调用 notify()，会通知等待队列（互斥锁的等待队列）中的线程，告诉它条件曾经满足过。

notify() 操作工作原理图

为什么说是曾经满足过呢？因为notify() 只能保证在通知时间点，条件是满足的。而被通知线程的执行时间点和通知的时间点基本上不会重合，所以当线程执行的时候，很可能条件已经不满足了（保不齐有其他线程插队）。这一点你需要格外注意。

除此之外，还有一个需要注意的点，被通知的线程要想重新执行，仍然需要获取到互斥锁（因为曾经获取的锁在调用 wait() 时已经释放了）。

上面我们一直强调 wait()、notify()、notifyAll() 方法操作的等待队列是互斥锁的等待队列，所以如果 synchronized 锁定的是 this，那么对应的一定是 this.wait()、this.notify()、this.notifyAll()；如果 synchronized 锁定的是 target，那么对应的一定是 target.wait()、target.notify()、target.notifyAll() 。而且 wait()、notify()、notifyAll() 这三个方法能够被调用的前提是已经获取了相应的互斥锁，所以我们会发现 wait()、notify()、notifyAll() 都是在 synchronized{}内部被调用的。如果在 synchronized{}外部调用，或者锁定的 this，而用 target.wait() 调用的话，JVM 会抛出一个运行时异常：java.lang.IllegalMonitorStateException。

尽量使用 notifyAll()

notify() 是会随机地通知等待队列中的一个线程，而 notifyAll() 会通知等待队列中的所有线程。从感觉上来讲，应该是 notify() 更好一些，因为即便通知所有线程，也只有一个线程能够进入临界区。但那所谓的感觉往往都蕴藏着风险，实际上使用 notify() 也很有风险，它的风险在于可能导致某些线程永远不会被通知到。
所以除非经过深思熟虑，否则尽量使用 notifyAll()。

wait和sleep方法的区别

很多面试都会问到，wait() 方法和 sleep() 方法都能让当前线程挂起一段时间，那它们的区别是什么？

1. wait只能在同步（synchronize）环境中被调用，而sleep不需要。
2. 进入wait状态的线程能够被notify和notifyAll线程唤醒，但是进入sleeping状态的线程不能被notify方法唤醒。
3. wait通常有条件地执行，线程会一直处于wait状态，直到某个条件变为真。但是sleep仅仅让你的线程进入睡眠状态。
4. wait方法在进入wait状态的时候会释放对象的锁，但是sleep方法不会。
5. wait方法是针对一个被同步代码块加锁的对象，而sleep是针对一个线程。

yield和sleep方法的区别

yield和sleep的主要是:

1. yield方法会临时暂停当前正在执行的线程，来让有同样优先级的正在等待的线程有机会执行。如果没有正在等待的线程，或者所有正在等待的线程的优先级都比较低，那么该线程会继续运行。
2. 执行了yield方法的线程什么时候会继续运行由线程调度器来决定（即不能由用户指定暂停多长时间），不同的厂商可能有不同的行为。
3. yield方法不保证当前的线程会暂停或者停止，但是可以保证当前线程在调用yield方法时会放弃CPU。

sleep方法的几个注意点

Java中sleep方法的几个注意点：

1. Thread.sleep()方法用来暂停线程的执行，将CPU放给线程调度器。
2. Thread.sleep()方法是一个静态方法，它暂停的是当前执行的线程。
3. Java有两种sleep方法，一个只有一个毫秒参数，另一个有毫秒和纳秒两个参数。
4. 与wait方法不同，sleep方法不会释放锁。
5. 如果其他的线程中断了一个休眠的线程，sleep方法会抛出InterruptedException。
6. 休眠的线程在唤醒之后不保证能获取到CPU，它会先进入就绪态，与其他线程竞争CPU。
7. 有一个易错的地方，当调用t.sleep()的时候，会暂停线程t。这是不对的，因为Thread.sleep是一个静态方法，它会使当前线程而不是线程t进入休眠状态。

总结

本文我们一起学习了以下知识：
导致线程安全问题的原因

1. 缓存导致的可见性问题
2. 线程切换带来的原子性问题
3. 编译优化带来的有序性问题

Java内存模型
-使用 volatile 的困惑
Happens-Before 规则

1. 程序的顺序性规则
2. volatile 变量规则
3. 传递性
4. 管程中锁的规则
5. 线程 start() 规则
6. 线程 join() 规则

互斥锁：解决原子性问题
synchronized 的用法
synchronized常见错误用法
使用锁的正确姿势

死锁
死锁发生的4个条件
如何预防死锁
等待通知机制

以及Java中几个常用的线程管理相关的方法notify()、notifyAll()、wait()、sleep()、yield()的用法和区别。