多张图解，一扫你对多线程问题本质的所有误区
摘要: 本文并不讨论happends-before模型，只讨论底层原理，希望借着理解volatile，去理解一下它和CPU之间的关系
本文分享自华为云社区《当我深度探究了volatile的底层原理后，决定用超多的图解来一扫你对多线程问题本质的所有误区》，作者：breakDawn 。
《深入理解Java虚拟机》第二版中，关于volatile的原理，特地先讲述了如下图所示的JMM内存模型：
它用了8种内存操作，以及多种规则，来告诉你特定情况下线程间的数据会如何同步。
然而这个模型实际上已经在JDK5之后的虚拟机规范中被废弃了。
最新官方文档中是采用“happens-before”模型来帮助java程序员分析多线程环境下的运行情况。关于happends-before模型的详细解释，建议阅读《java并发编程的艺术》一书的第三章节。
本文并不讨论happends-before模型，只讨论底层原理，希望借着理解volatile，去理解一下它和CPU之间的关系。关于这部分内容，网上其实有很多错误的解读，根本原因在于没有从真正底层运行的原理考虑，导致了很多误区的产生。
本文将为你解答一下三大误区问题：
- MESI缓存一致性，为什么要设置4种状态这么复杂？是否都是同步、阻塞地保证缓存一致？
- 更新变量后，另一个线程真的永远不可见吗？多线程问题的本质是什么？
- volatile保证一致性的真正底层运行逻辑是什么？
以上问题，我将从CPU的层面，以超长图解和文字的形式，为你完整呈现。
目录（社区的markdown功能不支持[toc]。。）：
- 为什么需要这个JMM模型？用来做什么的？
- 上述模型和背后操作系统、CPU实现有什么关系？工作内存对应什么，主内存对应什么？
- 什么是CPU缓存？CPU缓存长什么样？
- 2个CPU同时更新数据时，有什么办法避免同时修改主存？
- MESI协议超级详解
- 为什么要设计独占状态？
- 为什么CPU2对a值的获取，能够修改CPU1的状态？
- 修改完M状态后，发生了什么？是直接同步回内存吗？
- 不可见的误区例子
- 重头戏：有MESI保证可见性的下，为什么还有会多线程问题？
- CPU1等待其他CPU清空缓存的阻塞等待行为会不会太慢了？
- 有什么办法能加快响应速度Invalid消息的响应速度呢？
- 多线程问题与StoreBuffer、Invalid-Queue之间的关系
- volatile又是如何避免CPU更新延迟问题的？
- 图解总结
为什么需要这个JMM模型？用来做什么的？
这是为了给java开发者提供屏蔽平台差异性的、统一的多线程执行语义
不同的操作系统或者不同的CPU，其对多线程并发问题的支持情况是不同的，但jvm尽量在背后将其实现成一套统一的逻辑。
即你按照我的关键字操作，就可以像JMM模型里那样运作，不需要关心背后的CPU怎么跑的
上述模型和背后操作系统、CPU实现有什么关系？工作内存对应什么，主内存对应什么？
- 主内存对应于java堆中的对象实例部分（物理硬件的内存）
- 工作内存对应于虚拟机栈中的部分区域（ 寄存器，高速缓存， 线程主要访问读写的都是工作内存）
什么是CPU缓存？CPU缓存长什么样？
CPU缓存可以理解为一个容量有限的哈希表。
将某地址数据根据地址做哈希，映射到缓存的某一行，并且有替换的情况。而划分两列，则是避免一出现hash冲突，就马上淘汰原内容的情况。因此增加了备用列。通过这样一个多行两列的结构，根据内存地址实现了缓存的功能。
2个CPU同时更新数据时，有什么办法避免同时修改主存？
- 一种方式是使用总线锁：确保CPU在持有总线锁期间，处理器可以独占任何共享内存。
总线锁的代价是开销很大，其他CPU会一直在等待总线释放，读和写操作都无法处理。
- 另一种方式是缓存锁，锁住各自的缓存，并通过缓存一致性协议MESI来进行和主存的同步。
MESI协议超级详解
画了很多张图，顺便带上很多文字，来解释MESI协议的原理：
首先，CPU1和CPU2中的缓存都是空的， 因此缓存状态位是“I”（Invalid），后面会相继提到各个状态的变化。
此时主存会将a的数据返回给CPU1， 并把CPU1的缓存状态设置为独占E（Exclude)
为什么要设计独占状态？
目的是为了减少不必要的全局同步消息。
当这个a变量只有CPU1使用时，无论CPU1怎么修改，也只有CPU1在查看，没必要把信息同步给其他CPU，从而提升了效率， 对于一些不参与竞争的变量来说，非常有用。
好，独占的问题搞定，那么当CPU2也读取时，会发生什么？
此时就会不再是独占状态了，2个CPU同时被修改为共享状态S（Share）
为什么CPU2对a值的获取，能够修改CPU1的状态？
这是因为CPU可以通过总线广播+监听消息来变更状态， 也称嗅探机制。即CPU核心都会经常监听总线上的广播事件，根据事件（消息）类型，来做不同的应对。
因此当CPU2更改后，总线会广播read消息，当CPU1收到read消息，并确认这个数据的地址和自己缓存中的地址是一致的时候，就会修改状态为S了。
上述问题搞定，再看最关键的修改缓存的部分了！
- 当CPU1触发对a变量的修改时，会先发送一个Invalid消息。
- CPU1此时会等待不动，停止任何操作，类似于阻塞了，它在等待其他CPU给他回应。
- 当其他的CPU收到Invalid消息时，会将缓存中的a变量修改为I（Invalid）无效状态
- 当所有CPU都处理完成时，总线为CPU1返回Invalid ack消息，CPU1才放心的将S状态修改为了M（modify）状态。
结合下面的图进行阅读更佳，注意图中的序号：
很容易想到， 要将其他CPU设置为无效的原因，是为了保证其他CPU后面再次试图取a值时，取到的是最新的，而不是缓存的错误数据。
修改完M状态后，发生了什么？是直接同步回内存吗？
不是的！M状态此时就像“独占状态”一样，贪婪地占有这个缓存，后续的修改、读取，都直接读这个缓存，不再走任何总线
其目的和独占状态E一样，都是为了减少非竞争情况下不必要的总线消耗
那么什么时候Modify状态会变化呢？
当其他的CPU试图获取a值，就会发生变化。其过程与 Exclude独占状态到Share状态 是类似的
上面的内容给我一种感觉，MESI协议中，一直在给我们传达一个信息：MESI设置那么多状态，主要是为了避免每次都竞争。竞争只是偶然发生的，我们要尽可能少地乱锁总线！
不可见的误区例子
从上面可以看到，当我们修改缓存时，会通过触发对其他缓存的无效化，达到变量对其他线程“可见”的效果。
因此，MESI缓存一致性协议已经实现了缓存的可见性，
下面这种例子中，当flag=true时， 其他CPU通过MESI协议，是能够感知到flag的变化的，因为缓存一定会在那个时刻被设置为无效，从而获取最新的数据。
class A { static boolean flag = false; static int num = 0; public static void main(String[] args) throws InterruptedException { new Thread(()->{ while (!flag){ num++; } }).start(); flag = true; } //输出结果 1255362997 }
重头戏：有MESI保证可见性的下，为什么还有会多线程问题？
首先可以看这个知乎问题的回答，如果看不懂，可以看我为你整理的详细解释：
https://www.zhihu.com/question/277395220
每个java线程有自己的寄存器。
线程寄存器和CPU缓存的关系？
上面的MESI协议图中，其实缺少了2个关键的优化，这2个优化点，也成了可见性问题的根源。
为了好好讲清楚这2个优化点带来的影响，我特地放到这里才讲述，也将会帮助你大大理解“可见性”问题的本质！
首先我们回到CPU1修改a值时的那张图：
里面提到，CPU1会等待所有CPU都将状态位置为I（无效）后，才开始修改状态并更新。那么有个问题：
CPU1等待其他CPU清空缓存的阻塞等待行为会不会太慢了？
如果CPU1后面有好几条和a无关的指令（例如b=3,d=e等)，都在为了等待a的更新而不执行，未免太浪费时间了！
因此MESI设计了一个叫做 “StoreBuffer” 的东西，它会接收CPU1的修改动作，并由StoreBuffer来触发“阻塞等待->全部收到->修改状态M”的动作。
而CPU1则继续管自己去执行后续与a无关的指令。因此StoreBuffer就像是一个异步的“生产者消息队列”。，如下所示：
但是还有个问题，因为是等待所有CPU将a状态改为I，这个修改动作是需要时间的。
如果有一个CPU修改的比较慢，可能会导致 StoreBuffer这个生产者队列出现队满的情况，于是继续引发了阻塞。
有什么办法能加快响应速度Invalid消息的响应速度呢？
那就是再引入一个“异步的消费者队列”，名叫Invalid Queue
这样其他CPU收到消息时，先别急着处理，而是存到这个Queue中，然后直接返回Invalid消息，这样响应就变快了！ 也就是更新动作，和失效消息的接收，都加了一个队列！
如下图所示：
多线程问题与StoreBuffer、Invalid-Queue之间的关系
终于来到了关键的部分了。
从刚才的描述中，可以看到CPU引入了2个异步的队列，来处理数据的更新动作。
那么就可能存在赋值的动作被放入异步队列，导致延迟触发的情况。
而正是这个延迟放入的动作，可能导致数据延迟修改，即使没有发生指令重排序。
这样干讲比较难懂，还是需要结合代码和图解。
首先是这个经典的多线程代码：
class ReorderExample { int a = 0; boolean flag = false; public void writer() { a = 1; // 1 flag = true; // 2 } Public void reader() { while (flag != true) { // 3 ; } int c = a * 2; // 4 ………… } }
按照设想，程序员本是希望有如下的表现：
但是事与愿违，当reader方法中离开了flag循环时，a的值仍然是初始化值0，导致c的值为0。
那么在了解了刚才的CPU原理后，我们终于可以开始分析这段代码为什么会发生这种问题了：
1、当线程writer执行a=1时，CPU要做更新，会通过上面提到的异步机制进行更新。如果这个CPU此时堆积了很多的写操作，会导致a=1这个动作在异步队列中处于等待。
2、时间片切换，线程writer切到了另一个CPU上
注意一个很重要的点：线程执行指令，并非只在1个CPU上运行，是可以通过时间片轮转切换的。因此CPU和线程并非完全绑定的关系
3、flag=true动作在CPU2上迅速响应，很快完成了缓存一致性
4、reader线程读到了最新的flag，却没有读到新的a，导致了a还在用旧的值。
因此可以看到，正是CPU之间缓存更新的延迟，导致了多线程不同步问题的发生
volatile又是如何避免CPU更新延迟问题的？
这里不谈论那让人费解的内存屏障， 只要记住一点：对于volatile变量，一旦更新，不会走CPU异步更新，而是在这个CPU阻塞住，直到写动作完整完成，才会继续下一个指令的运行
本质上是利用的#LOCK指令。
它的作用就是必须等待该变量的storeBuffer的清空，读取时也必须等待InvalidQueue的清空，才能去做写和读。从而保证不会出现因异步导致的多线程不同步问题
图解总结
写文章不容易，学习也不容易，给我点个关注点个赞，未来会持续更新具有思考深度的学习文章。欢迎在华为云社区共同交流和学习。
MESI缓存一致性原理图解如下：
多线程同步问题如下：
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