java线程(一)基础知识点

爱被打了一巴掌 2024-04-18 22:55 72阅读 0赞

### 1. 内存模型 ###

*  **内存划分**

1.  JMM规定了内存主要划分为主内存和工作内存两种。主内存和工作内存只是jvm规范划分的两个抽象概念，为了屏蔽不同处理器的内存处理差异制定的规范。跟JVM内存模型（堆、栈、方法区）是在不同的层次上的描述，如果要对应起来，主内存相当于对应的堆空间、元空间，工作内存对应部分栈空间，从硬件角度，主内存对应的是硬件的物理内存，工作内存对应的寄存器和cpu高速缓存。
2.  jvm规范约定：工作内存为线程独有内存，主内存为线程共享内存，多线程操作共享变量，每个线程会存在一份遍历变量副本在工作内存中，线程不会直接操作主内存。因此多线程操作共享变量，各线程工作内存中都存在变量副本，如果没有保证可见性，各线程的修改导致各自工作内存的变量副本数据不一致，造成数据错误。
3.  可见性即被某个线程修改后，是否立即可被其他线程获取。（而不是只存储在自己的工作内存中）
4.  jvm规范定义的内存操作指令： lock锁住主内存变量，unlock解锁主内存变量，read读取主内存变量传到工作内存变量，load将读取到的变量赋值给工作内存的变量副本，use将工作内存变量值传递给执行引擎使用，assign执行引擎赋值给工作内存中的变量副本，store将工作内存的变量传给主内存，write写到主内存。

*  **cpu高速缓存**

1.  **cpu缓存**。由于cpu的运算速度远高于访问内存的速度，为了提高访问数据的速度，cpu中增加了cpu缓存，缓存最小单位是缓存行，一个缓存行64字节。在多核处理器的cpu中，每个核中都有独立的cpu一级缓存和二级缓存，还有多核处理器共享的cpu三级缓存。在线程访问数据的时候，通过逻辑地址在cpu缓存中查找对应的数据（从内存中复制的变量副本），当缓存没有的时候，需要通过MMU(内存管理单元)通过页表将逻辑地址转换成物理地址，根据物理地址去内存中获取数据。
2.  **TLB快表。**单独的cpu寄存器。由于MMU位于内存区域，为了提高逻辑地址转换物理地址的速度，又提供了TLB快表（缓存页表，提高逻辑地址转换成物理地址的速度）。
3.  **MESI（cpu缓存一致性，是一种抽象的协议，在不同处理器的实现不一致)**。为了保证cpu各内核缓存一致性，硬件这通过MESI保证。MESI代表缓存行的四种状态：Modified修改状态、Exclusive独享状态、Share共享状态、Invalid失效状态。（1）Modified修改状态：本地已经修改了该缓存行，但是还没更新到内存，且该数据为当前cpu独有。此状态会监听其他cpu核读取该数据的动作，缓存一致性会确保被其他核读取之前把缓存刷新到内存中。（2）Exclusive独享状态：缓存和内存的数据一致，且为当前cpu核有该数据的缓存。此状态同样会监听其他cpu核读取该数据的动作，如果触发会将状态改为share状态（3）share共享状态。缓存核内存中一致，且存在多个cpu缓存存放该数据。此状态会监听修改该数据的动作，缓存行修改成无效状态。（4）Invalid无效状态：存在该缓存行且该缓存已经无效。MESI保证了缓存的一致性，但是也造成了一定的性能损耗，比如修改共享状态的缓存行需要通知其他缓存将该缓存失效，需要阻塞等待确认。
4.  **Store buffers 。**为了优化等待其他内核设置缓存行为无效，导致cpu阻塞等待，引进了Store buffers缓存。在将数据写到内存之前，先写到内核的Store buffers中，此时cpu可以先去处理其他事情，等待其他处理器将缓存设为失效并确认后，再写到内存中。基于Store Forwarding，如果Store buffers中存在该数据会直接从buffer中读取。但是这种机制也会指令重排序和修改变量的可见性。假设线程A循环判断flag是否等于success，线程B先设置age=10然后设置flag=success，线程B设置age=10会先写到store buffer，然后继续执行flag=success,假设flag=success先设置完成更新了缓存和内存，这时线程A判断到flag=success，但是age却不一定等于10，因为age=10可能还在store buffer中等待其他处理器确认。这时可以通过内存屏障解决，在age=10后面加上写屏障，确保age=10更新到缓存和内存后在继续执行。
5.   **Invalidate Queue**。由于Store buffers的内存空间有限，如果很多缓存行修改进入了Store buffers，都在等待其他处理器将缓存行设置为失效状态，如果容量超了cpu还是需要阻塞等待Store buffers清空后再处理。cpu设计者为了降低这种确认时延，引入了invalidate queue。即处理器在接收到缓存行失效的请求时，先将请求信息存放到invalidate queue中，然后回复确认。但是这也导致可见性问题。如果cpu内核A修改了变量age的值，cpu内核B把失效请求放到invalidate queue中，此时内核B去读取age变量还是老的值。这时也可以通过内存屏障解决，在读取age变量之前加上读屏障，确保队列中的失效请求都处理后再读取age变量。
6.  **MESI协议，可以保证缓存的一致性，但是无法保证实时性。即最终一致性，可以通过内存屏障达到实时一致性。**
7.  **嗅探技术。**处理器会通过嗅探在总线上检查自己的缓存是否已经过期（即监听失效请求），当处理器发现缓存的数据行已经被修改，则会将缓存行设为失效状态，当有查询或修改该数据的操作，会重新从内存中把数据读取到cpu缓存（保证cpu缓存和内存中的数据一致）。
8.  **伪共享。**伪共享是指一个缓存行存储多个变量，各核多线程修改不同变量值，而这些变量共享一个缓存行，导致的竞争关系，影响性能。之所以会有伪共享，是因为cpu缓存数据的基本单位是一个缓存行，缓存行的大小在不同处理器的大小不一样，大部分是64个字节。cpu内核读取数据的时候会往一个缓存行写数据，直到被写满才往其他缓存行写数据。因此不同变量可能会存在同个缓存行。避免伪共享，可以通过填充对象大小的写法，既在一个java类中声明几个long填充变量，确保这个对象大小超过64字节，避免和其他变量共享缓存行。竞争关系： 当cpu内核修改某个share状态的共享变量时，会锁住该变量在cpu三级缓存所在缓存行，并发出失效请求让其他cpu内核中的一级缓存将该缓存行置为失效状态，等待确认后再更新缓存释放锁，如果其他线程此时要改的变量也在这个缓存行，就会被阻塞等待另一个变量的修改处理完才能开始处理

*  **Memory barrier内存屏障**（cpu指令）。

1.  内存屏障有两个作用：1. 阻止内存屏障前后的指令发生重排序。2.强制将缓存失效读内存中的数据或将写入缓存的数据更新到内存。内存屏障分为两种Load Barrier（读屏障）和Store Barrier（写屏障）。在指令前加上读屏障可以让cpu缓存中的数据失效，强制从内存中加载数据。在指令后加入写屏障可以让写入缓存的数据更新到内存，让其他线程可见。
2.  java中的内存屏障分为4种：LoadLoad屏障：对于这样的语句Load1; LoadLoad; Load2，在Load2及后续读取操作要读取的数据被访问前，保证Load1要读取的数据被读取完毕。StoreStore屏障：对于这样的语句Store1; StoreStore; Store2，在Store2及后续写入操作执行前，保证Store1的写入操作对其它处理器可见。LoadStore屏障：对于这样的语句Load1; LoadStore; Store2，在Store2及后续写入操作被刷出前，保证Load1要读取的数据被读取完毕。StoreLoad屏障（开销比较大，但是最通用，所有处理器都支持）：对于这样的语句Store1; StoreLoad; Load2，在Load2及后续所有读取操作执行前，保证Store1的写入对所有处理器可见。
3.  **volatile的内存屏障。**在每个volatile变量写操作前插入StoreStore屏障，在写操作后插入StoreLoad屏障；在每个volatile变量读操作前插入LoadLoad屏障，在读操作后插入LoadStore屏障；采取保守策略，确保所有处理器都能得到正确的实现。

*  **指令重排序**

1.  指令重排序分为编译器重排序和处理器重排序，指令重排序只能确保单线程的执行结果不受影响。
2.  多线程环境下，指令重排序可能会导致一些情况，导致执行的结果与预想的不一致。假设线程A循环等待线程B初始化完设置flag=success，如果线程B设置这个状态被重排序提前设置，就会导致循环等待的线程被误导。

*  **as-if-serial**

1.  as-if-serial语义规定，无论怎么重排序都要保证单线程执行的结果不会改变，因此存在数据依赖的语句不会被重排序，如A=2; B=A。

*  **happens-before**

1.  偏序关系。用于制定一些通用的可见性规则，比如A happens-before B,表示A操作的数据对于B都是可见的。且具备传递性，A hb B，B hb C，那么A hb C。以下列举几个JMM中happens-before场景。
2.  An unlock on a monitor happens-before every subsequent lock on that monitor。对于两个线程抢占一个锁，假设线程A获得锁，线程A修改的数据在解锁后对线程B都是可见的。
3.  A write to a volatile field happens-before every subsequent read of that volatile.对于一个volatile修饰的变量的写操作，对于之后的任一线程的读都是可见的。
4.  All actions in a thread happen-before any other thread successfully returns from a join() on that thread。一个线程B调用线程A的join方法，A的所有修改对于B都是可见的。
5.  Each action in a thread happens-before every subsequent action in that thread。同一个线程内，所有的写操作对于后面的读写操作都是可见的。

*  **volatile**

1.  volatile保证修饰的变量的可见性和防止重排序，就是通过内存屏障实现的，在写入变量前后加入写屏障（确保修改的数据是最新的，写入数据将数据从CPU缓存更新到内存，强制等待Store buffers队列中的请求处理完，让其他处理器的缓存失效），在读取变量前加入读屏障（强制Invalidate Queue队列的请求确认完，清除了cpu核的本地缓存，从内存中读取最新的数据）。
2.  volatile经典使用例子：饱汉式单例模式，防止指令重排序，双重检查对象是否创建，如果变量不声明volatile，可能会发生指令重排序，导致返回未初始化的对象从而空指针，new对象非原子操作，可以分为分配 A. 对象内存空间、B. 初始化对象、C. 将引用指向分配的内存地址。由于B和C并没有相互依赖，可能会被重排序，C比B先处理，导致其他线程判断不是空就拿该还没有初始化对象的引用去操作，所以要使用volatile防止指令重排序(syschronied不能防止内部重排序)。volatile保证可见性，concurrentHashMap由于读不加锁，写加锁，通过使用volatile可以保证并行操作时写优先于读，且读可以读到最新被其他线程修改的值。结合cas实现无锁修改共享数据。
3.  部分使用场景总结： 一个线程自旋等待另一个线程设置共享变量的值，需要设置volatile，保证可见性。懒汉式单例。Unsafe cas + volatile + 自旋实现无锁修改变量值。
4.  volatile还可以修饰long类型、double类型确保读写是原子性的，如果没有volatile修饰，这两个类型的读写不是原子性的。long和double的大小都是8个字节，也就是64位。早期的32位处理器不能64位数的运算，jvm内存模型针对64位数读写会拆分成两个32位数运算，比如赋值，就可能导致前半段和后半段被两个线程并发赋值，导致数据出错。修饰volatile，jvm就不会去拆分64位数，直接按照64位数读写。![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2FzZDgwNDE3MTAyMw_size_16_color_FFFFFF_t_70][]

*  **final**

1.  final的作用 ： 1. 修饰类不可继承；2. 修饰方法不可被重写；3. 修饰变量，如果是基础类型，则变量的值不可修改。修饰引用则引用指向的对象不可修改。修饰成员变量，必须直接赋值，或在构造器中赋值，否则编译报错。4. 禁止被修饰的成员变量初始化被重排序到引用赋值后面。下面细说。
2.  final修饰成员变量，对该成员变量的读写，编译器和处理器要遵循两个重排序规则。（1）在类A的构造函数内对final成员变量C进行赋值，与创建A对象并赋值给一个引用B，这两个的操作不能重排序。如果成员变量没有被final修饰，有可能被重排序到构造函数外。如果出现重排序，可能会导致引用B已经指向A对象，但是成员变量C还是空的情况。（如果一个线程创建对象，另一个线程循环判断引用是否为空，不为空则把成员变量C的值输出，可能会输出还未被赋值的变量C）具体实现是jmm会禁止编译器对final变量的写重排序到构造函数外，另外在final的写之后会插入StoreStore内存屏障，静止处理器将该写操作重排序到构造函数外。通过禁止重排序可以确保对象引用可见前，对象的final变量已经被初始化过了。如果成员变量是一个对象引用，那么构造函数中对该引用指向的对象的参数进行赋值，也不可被重排序到构造函数外面(2)初次读取引用B与随后初次读取成员变量C两个操作不能被重排序。即将引用B赋值给引用D,获取引用D指向的对象的成员变量C,这两个操作不可重排序。由于存在间接依赖关系，所以编译器重排序不会重排，但是少数处理器允许存在间接关系的操作重排序。所以通过这个约束避免。编译器会在读取final变量的操作前面插入一个loadload屏障，避免发生重排序到读取引用前。
3.  简单总结 。创建对象前面讲过分三步，分配内存地址，初始化对象，将引用指向分配的内存地址。初始化即包括构造函数中的初始化操作，final变量在构造函数的初始化由于禁止指令重排，因此不会出现引用指向对象而final变量还没初始化的情况。
4.  使用final要确保构造函数内不会发生this逃逸。如果在构造函数中，将this赋值给对象引用，可能会导致引用提前获取到对象，从而导致构造函数内对final变量还没有初始化，就可以通过对象引用操作对象。
5.  可参考基本数据类型封装类中的值，都是通过final修饰的，确保构造函数的赋值是不可被重排序的。

*  **transient**   用于修饰字段，阻止字段被序列化。

**2. java线程中的六种状态**

*  初始状态 NEW:  创建了线程，还没调用start。
 *  运行状态 RUNNABLE :  运行状态包含就绪状态(ready)和运行中状态（running）。调用start方法后触发。就绪状态是随时可以被调度得到cpu的使用权，运行中状态及就绪状态的线程在获取cpu时间线后变成运行中。系统调度或者调用yield方法失去cpu片执行权会再变回就绪状态。
 *  阻塞状态 BLOCKED ：表示线程阻塞在等锁。如synchronized，已经有一个线程拿到锁在执行，另一个线程在等锁时就被阻塞等待获取锁。
 *  等待状态 WAITING: 线程处理等待中，等待唤醒或等待其他线程处理完。比如调用了wait方法，join方法。如果是wait可以通过notify唤醒回到运行状态。
 *  超时等待状态 TIMED\_WAITING：类似等待状态，但是带上超时时间，超过超时时间就返回运行状态。通过调用wait(long)方法,join(long)方法,sleep(long)方法可以进入超时等待状态。同样wait方法进入等待的可以通过notify唤醒。
 *  终止状态 TERMINATED。线程执行完成后进入终止状态。

**3. Thread****常用方法和参数**

*  Thread.yield().  调用此方法，会让出当前线程的cpu使用权，从运行中状态切换到就绪状态，当前线程和其他线程共同再参与cpu使用权的竞争,不释放锁。
 *  thread.join()。线程调用此方法会进入等待状态，等待调用的线程处理后再继续执行，比如t1调用t2.join，t1会等待t2执行完再继续执行。此方法可以带上一个long参数，表示最多等待多久回到运行状态。不释放锁。
 *  Thread.sleep(long)。线程调用此方法进入超时等待状态，超时等待结束后，回到运行状态，不释放锁。
 *  obj.wait()。 只能在获取到锁之后调用，线程获取到对象锁后，通过调用对象锁的wait方法，当前线程会释放锁并进入等待状态，进入等待队列。等待唤醒。此方法也可以接收个long参数，调用后进入超时等待状态。
 *  obj.notify()。只能在获取到锁之后调用，通过调用此方法，可以随机唤醒一个该通过该锁进入等待的线程，从等待池（通过调用该锁的wait方法会进入等待池）中随机唤醒，唤醒到锁池（等待锁的队列），被唤醒的线程从等待状态切换到阻塞状态。
 *  obj.notifyAll()。与notify类似，但是会将通过该对象锁进入等待队列中的线程都唤醒到同步队列中，被唤醒的线程从等待状态切换到阻塞状态。
 *  interrupt()。中断线程，线程1的interrupt方法被调用，线程1的中断状态会被设置成ture。线程1某些情况下会被中断,可中断的情况一般都是使用的方法中会去不断判断中断状态，发现状态是已中断则终止，达到中断的目的。以下列举。

1.  如果线程调用了sleep、wait、join等方法后，处于等待状态，可以被中断，中断后会报错中断异常，如果try catch处理了异常，并且想要线程中断，要在catch之后调用Thread.currentThread().interrupt() 这个方法进行设置回中断状态。因为抛出中断异常之后中断状态会被设置成false。
2.  线程线程处于阻塞状态，如果是通过synchronized关键字获取锁，在等锁的是不可以中断的。如果是通过reentrantLock的lock方法也是不可中断的。如果是通过reentrantLock的tryLock 和 lockInterruptibly方法处于阻塞状态，是可以中断的,被中断会抛出中断异常错误。
3.  线程处于等待io处理等待的状态，如果是通过inputstream等传统api是不可被中断的，如果是通过使用socketChannel、fileChanneldeng等实现了InterruptibleChannel接口的类被io阻塞，则可以被中断，会抛出ClosedByInterruptException错误。如果是传统api可以通过强行调用io流的close关闭流从而达到中断的目的。
4.  如果线程处理运行状态，这种情况是不能直接被中断的，需要在线程执行方法中根据Thread.currentThread().isInterrupted()这个方法判断是否处于中断状态（interrupted方法也可以判断，但是会同时修改中断状态），如果处于中断状态再退出线程。或者通过线程共享变量实现，根据判断变量值决定中断。

*  stop().已经被标记过时。可以强制中断线程执行。
 *  priority 优先级：范围是1-10，没有指定默认优先级与父线程优先级一致。

**4. 线程和进程**

**区别**

1.  进程是资源分配和调度的一个独立单元，线程是cpu调度的基本单位。
2.  进程包含多个线程，线程共享进程的资源，进程终止后，进程中的线程都会终止。
3.  进程通过pcb控制块记录进程信息，线程通过tcb控制块记录线程信息

*  进程状态。初始态、执行状态、等待（阻塞）状态、就绪状态、终止状态
 *  引进线程是因为进程切换开销比较大

**进程通信方式IPC**

*  单工  单向通讯，a进程发信号，b进程只能接收信号
 *  半双工   两个进程都能发信号，不能同时发，类似对讲机
 *  全双工   两个都能发信号，且可以同时发，类似打电话

**进程通信机制**

*  匿名管道通信（PIPE）。进程间通过管道通信，只能用在父子进程间(通过fork创建），同时只能单向流动，属于半双工通信。管道通信实际是通过往内核缓冲区（内核操作文件的缓冲区）的虚拟文件（不是真实的文件，不存在文件系统，只存在内核缓存区）中读写数据。父进程通过pipe函数创建管道（在内核缓冲区申请一个4k大小的缓冲区）后，子进程通过fork后也会拥有该管道的fd，读写相互阻塞，基于字节流通信。文件表项记录进程打开文件后的状态信息，父子进程共享文件表项，因此可以通过管道pipe函数通信。
 *  命名管道通信（FIFO）。同样是半双工通信，命名管道非父子进程间也可以通信。命名管道是基于文件系统中一个真实的文件进行读写，具有先进先出特性。通过mknod 或 mkfifo函数创建文件，指定路径和文件名，进程间通过该路径的文件进行通信。
 *  信号量（semaphore）。用于解决多进程访问共享资源的安全问题，进程操作信号量是原子操作，通过设置信号量的值和判断信号量的值决定是否有操作权限。假设通过semget()函数申请了一个信号量集，进程1访问一个系统资源前通过semop（）函数设置信号量为-1（设置-1成为p操作），表示资源被占用，进程2再调用semop进行p操作会失败，进程1执行完将信号量设置成1（v操作）后，进程2才可以访问资源。
 *  共享内存。进程通过shmget()函数创建共享内存（获取到一个内存标识），通过shmat函数将共享内存挂载到进程的地址空间，即进程的页表中保存一个逻辑地址指向该内存区域的物理地址。另一个进程通过前面得到的内存标识，也操作同一块内存区域，达到通信的效果。默认没有同步互斥，两个进程可同时读写，如果要控制同步可以通过信号量控制。不通过信号量控制属于全双工通信。
 *  其他的还有消息队列、套接字、信号等机制。

**进程缓冲区和内核缓冲区**

*  系统分为内核态和用户态，用户态只能访问部分内存区域，内核态可以访问所有内存区域和外围设备。内核态运行在0级特权集上，用户态运行在3级特权集上。
 *  用户态想要访问系统资源（如文件）时，需要通过系统调用（系统函数）切换到内核态才能操作。
 *  内核态访问资源需要io操作，为了提高性能，通过在内存中建立内核缓冲区存储系统资源，读写资源都会通过缓冲区，避免每次都进行io操作。
 *  为避免用户态每次操作系统资源都要切换内核态，进程在内存中建立一个进程缓冲区存储系统资源，读写资源都通过进程缓冲区操作，缓冲区不存在才进行状态切换，避免每次都要切换状态。

**  产生死锁的条件**

*   互斥条件，请求与保持，循环等待，不可剥夺

**5. 创建线程**

1 继承Thread类，实现run方法

2 实现Runnable接口，实现run方法，作为thread的构造参数

3 实现Callable接口.实现call方法，可以抛出异常（get方法会抛出错误）。配合线程池ThreadPoolExecutor的submit可以拿到future对象，通过get方法获取到返回值.(submit方法也可以接受实现Runnable，原理是通过RunnableAdapter适配器将runnable转成callable实现类)

4 通过创建FutureTask传入Task任务，作为thread的构造参数。FutureTask实际上也是实现了Runnable接口，因此可以传入Thread，不同的是FutureTask可以通过get方法获取到线程执行结果。

5 线程池。本质也是new thread，submit可以拿到future，execute则没有返回结果

本质上只有继承Thread类、实现Runnable接口。其他方式都是基于此基础的扩展。

FutureTask作为Thread的构造参数，本质是runnable。

比如实现Callable通过线程池submit,实际上也是会封装成FutureTask即实现runnable去调用execute，在run方法中加了设置返回结果的逻辑。

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