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多任务和高并发的内存交互

发布时间:2019-06-27 02:44 来源:未知 编辑:admin

  多任务和高并发是衡量一台计算机处理器的能力重要指标之一。一般衡量一个服务器性能的高低好坏,使用每秒事务处理数(Transactions Per Second,TPS)这个指标比较能说明问题,它代表着一秒内服务器平均能响应的请求数,而TPS值与程序的并发能力有着非常密切的关系。中的情况有很多相似之处,物理机对并发的处理方案对于虚拟机的实现也有相当大的参考意义。

  由于计算机的存储设备与处理器的运算能力之间有几个数量级的差距,所以现代计算机系统都不得不加入一层读写速度尽可能接近处理器运算速度的高速缓存(cache)来作为内存与处理器之间的缓冲:将运算需要使用到的数据复制到缓存中,让运算能快速进行,当运算结束后再从缓存同步回内存之中,这样处理器就无需等待缓慢的内存读写了。

  基于高速缓存的存储交互很好地解决了处理器与内存的速度矛盾,但是引入了一个新的问题:缓存一致性(Cache Coherence)。在多处理器系统中,每个处理器都有自己的高速缓存,而他们又共享同一主存,如下图所示:多个处理器运算任务都涉及同一块主存,需要一种协议可以保障数据的一致性,这类协议有MSI、MESI、MOSI及Dragon Protocol等。

  除此之外,为了使得处理器内部的运算单元能尽可能被充分利用,处理器可能会对输入代码进行乱序执行(Out-Of-Order Execution)优化,处理器会在计算之后将对乱序执行的代码进行结果重组,保证结果准确性。与处理器的乱序执行优化类似,Java虚拟机的即时编译器中也有类似的指令重排序(Instruction Recorder)优化。

  内存模型可以理解为在特定的操作协议下,对特定的内存或者高速缓存进行读写访问的过程抽象,不同架构下的物理机拥有不一样的内存模型,Java虚拟机也有自己的内存模型,即Java内存模型(Java Memory Model, JMM)。在C/C++语言中直接使用物理硬件和操作系统内存模型,导致不同平台下并发访问出错。而JMM的出现,能够屏蔽掉各种硬件和操作系统的内存访问差异,实现平台一致性,是的Java程序能够“一次编写,到处运行”。

  Java内存模型的主要目标是定义程序中各个变量的访问规则,即在虚拟机中将变量存储到内存和从内存中取出变量这样底层细节。此处的变量与Java编程时所说的变量不一样,指包括了实例字段、静态字段和构成数组对象的元素,但是不包括局部变量与方法参数,后者是线程私有的,不会被共享。

  Java内存模型中规定了所有的变量都存储在主内存中,每条线程还有自己的工作内存(可以与前面讲的处理器的高速缓存类比),线程的工作内存中保存了该线程使用到的变量到主内存副本拷贝,线程对变量的所有操作(读取、赋值)都必须在工作内存中进行,而不能直接读写主内存中的变量。不同线程之间无法直接访问对方工作内存中的变量,线程间变量值的传递均需要在主内存来完成,线程、主内存和工作内存的交互关系如下图所示,和上图很类似。

  注意:这里的主内存、工作内存与Java内存区域的Java堆、栈、方法区不是同一层次内存划分,这两者基本上没有关系。

  由上面的交互关系可知,关于主内存与工作内存之间的具体交互协议,即一个变量如何从主内存拷贝到工作内存、如何从工作内存同步到主内存之间的实现细节,Java内存模型定义了以下八种操作来完成:

  lock(锁定):作用于主内存的变量,把一个变量标识为一条线程独占状态。

  unlock(解锁):作用于主内存变量,把一个处于锁定状态的变量释放出来,释放后的变量才可以被其他线程锁定。

  read(读取):作用于主内存变量,把一个变量值从主内存传输到线程的工作内存中,以便随后的load动作使用

  load(载入):作用于工作内存的变量,它把read操作从主内存中得到的变量值放入工作内存的变量副本中。

  use(使用):作用于工作内存的变量,把工作内存中的一个变量值传递给执行引擎,每当虚拟机遇到一个需要使用变量的值的字节码指令时将会执行这个操作。

  assign(赋值):作用于工作内存的变量,它把一个从执行引擎接收到的值赋值给工作内存的变量,每当虚拟机遇到一个给变量赋值的字节码指令时执行这个操作。

  store(存储):作用于工作内存的变量,把工作内存中的一个变量的值传送到主内存中,以便随后的write的操作。

  write(写入):作用于主内存的变量,它把store操作从工作内存中一个变量的值传送到主内存的变量中。

  如果要把一个变量从主内存中复制到工作内存,就需要按顺寻地执行read和load操作,如果把变量从工作内存中同步回主内存中,就要按顺序地执行store和write操作。Java内存模型只要求上述两个操作必须按顺序执行,而没有保证必须是连续执行。也就是read和load之间,store和write之间是可以插入其他指令的,如对主内存中的变量a、b进行访问时,可能的顺序是read a,read b,load b, load a。Java内存模型还规定了在执行上述八种基本操作时,必须满足如下规则:

  不允许一个线程丢弃它的最近assign的操作,即变量在工作内存中改变了之后必须同步到主内存中。

  不允许一个线程无原因地(没有发生过任何assign操作)把数据从工作内存同步回主内存中。

  一个新的变量只能在主内存中诞生,不允许在工作内存中直接使用一个未被初始化(load或assign)的变量。即就是对一个变量实施use和store操作之前,必须先执行过了assign和load操作。

  一个变量在同一时刻只允许一条线程对其进行lock操作,lock和unlock必须成对出现

  如果对一个变量执行lock操作,将会清空工作内存中此变量的值,在执行引擎使用这个变量前需要重新执行load或assign操作初始化变量的值

  如果一个变量事先没有被lock操作锁定,则不允许对它执行unlock操作;也不允许去unlock一个被其他线程锁定的变量。

  对一个变量执行unlock操作之前,必须先把此变量同步到主内存中(执行store和write操作)。

  这8种内存访问操作很繁琐,后文会使用一个等效判断原则,即先行发生(happens-before)原则来确定一个内存访问在并发环境下是否安全。

  关键字volatile是JVM中最轻量的同步机制。volatile变量具有2种特性:

  volatile语义并不能保证变量的原子性。对任意单个volatile变量的读/写具有原子性,但类似于i++、i–这种复合操作不具有原子性,因为自增运算包括读取i的值、i值增加1、重新赋值3步操作,并不具备原子性。

  由于volatile只能保证变量的可见性和屏蔽指令重排序,只有满足下面2条规则时,才能使用volatile来保证并发安全,否则就需要加锁(使用synchronized、lock或者current中的Atomic原子类)来保证并发中的原子性。

  因为需要在本地代码中插入许多内存屏蔽指令在屏蔽特定条件下的重排序,volatile变量的写操作与读操作相比慢一些,但是其性能开销比锁低很多。

  JMM要求lock、unlock、read、load、assign、use、store、write这8个操作都必须具有原子性,但对于64为的数据类型(long和double,具有非原子协定:允许虚拟机将没有被volatile修饰的64位数据的读写操作划分为2次32位操作进行。(与此类似的是,在栈帧结构的局部变量表中,long和double类型的局部变量可以使用2个能存储32位变量的变量槽(Variable Slot)来存储的,关于这一部分的详细分析,详见详见周志明著《深入理解Java虚拟机》8.2.1节)

  如果多个线程共享一个没有声明为volatile的long或double变量,并且同时读取和修改,某些线程可能会读取到一个既非原值,也不是其他线程修改值的代表了“半个变量”的数值。不过这种情况十分罕见。因为非原子协议换句话说,同样允许long和double的读写操作实现为原子操作,并且目前绝大多数的虚拟机都是这样做的。

  JMM保证的原子性变量操作包括read、load、assign、use、store、write,而long、double非原子协定导致的非原子性操作基本可以忽略。如果需要对更大范围的代码实行原子性操作,则需要JMM提供的lock、unlock、synchronized等来保证。

  前面分析volatile语义时已经提到,可见性是指当一个线程修改了共享变量的值,其他线程能够立即得知这个修改。JMM在变量修改后将新值同步回主内存,依赖主内存作为媒介,在变量被线程读取前从内存刷新变量新值,保证变量的可见性。普通变量和volatile变量都是如此,只不过volatile的特殊规则保证了这种可见性是立即得知的,而普通变量并不具备这种严格的可见性。除了volatile外,synchronized和final也能保证可见性。

  JMM的有序性表现为:如果在本线程内观察,所有的操作都是有序的;如果在一个线程中观察另一个线程,所有的操作都是无序的。前半句指“线程内表现为串行的语义”(as-if-serial),后半句值“指令重排序”和普通变量的”工作内存与主内存同步延迟“的现象。

  在执行程序时为了提高性能,编译器和处理器经常会对指令进行重排序。从硬件架构上来说,指令重排序是指CPU采用了允许将多条指令不按照程序规定的顺序,分开发送给各个相应电路单元处理,而不是指令任意重排。重排序分成三种类型:

  编译器优化的重排序。编译器在不改变单线程程序语义放入前提下,可以重新安排语句的执行顺序。

  指令级并行的重排序。现代处理器采用了指令级并行技术来将多条指令重叠执行。如果不存在数据依赖性,处理器可以改变语句对应机器指令的执行顺序。

  内存系统的重排序。由于处理器使用缓存和读写缓冲区,这使得加载和存储操作看上去可能是在乱序执行。

  从Java源代码到最终实际执行的指令序列,会经过三种重排序。但是,为了保证内存的可见性,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。对于编译器的重排序,JMM会根据重排序规则禁止特定类型的编译器重排序;对于处理器重排序,JMM会插入特定类型的内存屏障,通过内存的屏障指令禁止特定类型的处理器重排序。这里讨论JMM对处理器的重排序,为了更深理解JMM对处理器重排序的处理,先来认识一下常见处理器的重排序规则:

  其中的N标识处理器不允许两个操作进行重排序,Y表示允许。其中Load-Load表示读-读操作、Load-Store表示读-写操作、Store-Store表示写-写操作、Store-Load表示写-读操作。可以看出:常见处理器对写-读操作都是允许重排序的,并且常见的处理器都不允许对存在数据依赖的操作进行重排序(对应上面数据转换那一列,都是N,所以处理器不允许这种重排序)。

  那么这个结论对我们有什么作用呢?比如第一点:处理器允许写-读操作两者之间的重排序,那么在并发编程中读线程读到可能是一个未被初始化或者是一个NULL等,出现不可预知的错误,基于这点,JMM会在适当的位置插入内存屏障指令来禁止特定类型的处理器的重排序。内存屏障指令一共有4类:

  LoadLoad Barriers:确保Load1数据的装载先于Load2以及所有后续装载指令

  StoreStore Barriers:确保Store1的数据对其他处理器可见(会使缓存行无效,并刷新到内存中)先于Store2及所有后续存储指令的装载

  LoadStore Barriers:确保Load1数据装载先于Store2及所有后续存储指令刷新到内存

  StoreLoad Barriers:确保Store1数据对其他处理器可见(刷新到内存,并且其他处理器的缓存行无效)先于Load2及所有后续装载指令的装载。该指令会使得该屏障之前的所有内存访问指令完成之后,才能执行该屏障之后的内存访问指令。

  根据上面的表格,处理器不会对存在数据依赖的操作进行重排序。这里数据依赖的准确定义是:如果两个操作同时访问一个变量,其中一个操作是写操作,此时这两个操作就构成了数据依赖。常见的具有这个特性的如i++、i—。如果改变了具有数据依赖的两个操作的执行顺序,那么最后的执行结果就会被改变。这也是不能进行重排序的原因。例如:

  重排序遵守数据依赖性,编译器和处理器不会改变存在数据依赖关系的两个操作的执行顺序。但是这里所说的数据依赖性仅针对单个处理器中执行的指令序列和单个线程中执行的操作,不同处理器之间和不同线程之间的数据依赖性不被编译器和处理器考虑。

  as-if-serial语义的意思指: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。

  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。

  如果代码中存在控制依赖的时候,会影响指令序列执行的并行度(因为高效)。也是为此,编译器和处理器会采用猜测(Speculation)执行来克服控制的相关性。所以重排序破坏了程序顺序规则(该规则是说指令执行顺序与实际代码的执行顺序是一致的,但是处理器和编译器会进行重排序,只要最后的结果不会改变,该重排序就是合理的)。

  在单线程程序中,由于as-ifserial语义的存在,对存在控制依赖的操作重排序,不会改变执行结果;但在多线程程序中,对存在控制依赖的操作重排序,可能会改变程序的执行结果。

  前面所述的内存交互操作必须要满足一定的规则,而happens-before就是定义这些规则的一个等效判断原则。happens-before是JMM定义的2个操作之间的偏序关系:如果操作A线性发生于操作B,则A产生的影响能被操作B观察到,“影响”包括修改了内存中共享变量的值、发送了消息、调用了方法等。如果两个操作满足happens-before原则,那么不需要进行同步操作,JVM能够保证操作具有顺序性,此时不能够随意的重排序。否则,无法保证顺序性,就能进行指令的重排序。

  中,按照程序代码顺序,书写在前面的操作先行发生于书写在后面的操纵。准确的说是程序的控制流顺序,考虑分支和循环等。

  管理锁定规则(Monitor Lock Rule):一个unlock操作先行发生于后面(时间上的顺序)对

  volatile变量规则(Volatile Variable Rule):对一个volatile变量的写操作先行发生于后面(时间上的顺序)对该变量的读操作。

  线程启动规则(Thread Start Rule):Thread对象的start()方法先行发生于此线程的每一个动作。

  线程终止规则(Thread Termination Rule):线程的所有操作都先行发生于对此线程的终止检测,可以通过Thread.join()方法结束、Thread.isAlive()的返回值等手段检测到线程已经终止执行。

  线程中断规则(Thread Interruption Rule):对线程interrupt()方法的调用先行发生于被中断线程的代码检测到中断时事件的发生。errupted()可以检测是否有中断发生。

  对象终结规则(Finilizer Rule):一个对象的初始化完成(构造函数执行结束)先行发生于它的finalize()的开始。

  传递性(Transitivity):如果操作A 先行发生于操作B,操作B 先行发生于操作C,那么可以得出A 先行发生于操作C。

  注意:不同操作时间先后顺序与先行发生原则之间没有关系,二者不能相互推断,衡量并发安全问题不能受到时间顺序的干扰,一切都要以happens-before原则为准

  对于上面的代码,假设线程A在时间上先调用setValue(1),然后线程B调用getValue()方法,那么线程B收到的返回值一定是1吗?

  按照happens-before原则,两个操作不在同一个线程、没有通道锁同步、线程的相关启动、终止和中断以及对象终结和传递性等规则都与此处没有关系,因此这两个操作是不符合happens-before原则的,这里的并发操作是不安全的,返回值并不一定是1。

  对于该问题的修复,可以使用lock或者synchronized套用“管程锁定规则”实现先行发生关系;或者将value定义为volatile变量(两个方法的调用都不存在数据依赖性),套用“volatile变量规则”实现先行发生关系。如此一来,就能保证并发安全性。

  上面的代码符合“程序次序规则”,满足先行发生关系,但是第2条语句完全可能由于重排序而被处理器先执行,时间上先于第1条语句。

  1、周志明,深入理解Java虚拟机:JVM高级特性与最佳实践,机械工业出版社

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