双重检查锁定与延迟初始化
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 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后文的“问题的根源”）。
对于 UnsafeLazyInitialization，我们可以对 getInstance() 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() 做了同步处理，synchronized 将导致性能开销。如果 getInstance() 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() 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）存在这巨大的性能开销。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
} //12
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：
- 在多个线程试图在同一时间创建对象时，会通过加锁来保证只有一个线程能创建对象。
- 在对象创建好之后，执行 getInstance() 将不需要获取锁，直接返回已创建好的对象。
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();）创建一个对象。这一行代码可以分解为如下的三行伪代码：
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
上面三行伪代码中的 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。换句话来说，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。上面三行伪代码的 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的执行结果的前提下，可以提高程序的执行性能。
为了更好的理解 intra-thread semantics，请看下面的示意图（假设一个线程 A 在构造对象后，立即访问这个对象）：
如上图所示，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-thread semantics。
下面，再让我们看看多线程并发执行的时候的情况。请看下面的示意图：
由于单线程内要遵守 intra-thread semantics，从而能保证 A 线程的程序执行结果不会被改变。但是当线程 A 和 B 按上图的时序执行时，B 线程将看到一个还没有被初始化的对象。
※注：本文统一用红色的虚箭线标识错误的读操作，用绿色的虚箭线标识正确的读操作。
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！下面是这个场景的具体执行时序：
| 时间 | 线程 A | 线程 B |
|---|---|---|
| t1 | A1：分配对象的内存空间 | |
| t2 | A3：设置 instance 指向内存空间 | |
| t3 | B1：判断 instance 是否为空 | |
| t4 | B2：由于 instance 不为 null，线程 B 将访问 instance 引用的对象 | |
| t5 | A2：初始化对象 | |
| t6 | A4：访问 instance 引用的对象 |
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：
- 不允许 2 和 3 重排序；
- 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 的双重检查锁定的解决方案
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），我们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
}
}
return instance;
}
}
注意，这个解决方案需要 JDK5 或更高版本（因为从 JDK5 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，“问题的根源”的三行伪代码中的 2 和 3 之间的重排序，在多线程环境中将会被禁止。上面示例代码将按如下的时序执行：
这个方案本质上是通过禁止上图中的 2 和 3 之间的重排序，来保证线程安全的延迟初始化。
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();
}
public 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()，下面是执行的示意图：
这个方案的实质是：允许“问题的根源”的三行伪代码中的 2 和 3 重排序，但不允许非构造线程（这里指线程 B）“看到”这个重排序。
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：
- T 是一个类，而且一个 T 类型的实例被创建；
- T 是一个类，且 T 中声明的一个静态方法被调用；
- T 中声明的一个静态字段被赋值；
- 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；
- 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() 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() 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五个阶段）：
第一阶段：通过在 Class 对象上同步（即获取 Class 对象的初始化锁），来控制类或接口的初始化。这个获取锁的线程会一直等待，直到当前线程能够获取到这个初始化锁。
假设 Class 对象当前还没有被初始化（初始化状态 state 此时被标记为 state = noInitialization），且有两个线程 A 和 B 试图同时初始化这个 Class 对象。下面是对应的示意图：
下面是这个示意图的说明：
| 时间 | 线程 A | 线程 B |
|---|---|---|
| t1 | A1: 尝试获取 Class 对象的初始化锁。这里假设线程 A 获取到了初始化锁 | B1: 尝试获取 Class 对象的初始化锁，由于线程 A 获取到了锁，线程 B 将一直等待获取初始化锁 |
| t2 | A2：线程 A 看到线程还未被初始化（因为读取到 state == noInitialization），线程设置 state = initializing | |
| t3 | A3：线程 A 释放初始化锁 |
第二阶段：线程 A 执行类的初始化，同时线程 B 在初始化锁对应的 condition 上等待：
下面是这个示意图的说明：
| 时间 | 线程 A | 线程 B |
|---|---|---|
| t1 | A1: 执行类的静态初始化和初始化类中声明的静态字段 | B1：获取到初始化锁 |
| t2 | B2：读取到 state == initializing | |
| t3 | B3：释放初始化锁 | |
| t4 | B4：在初始化锁的 condition 中等待 |
第三阶段：线程 A 设置 state = initialized，然后唤醒在 condition 中等待的所有线程：
下面是这个示意图的说明：
| 时间 | 线程 A |
|---|---|
| t1 | A1：获取初始化锁 |
| t2 | A2：设置 state = initialized |
| t3 | A3：唤醒在 condition 中等待的所有线程 |
| t4 | A4：释放初始化锁 |
| t5 | A5：线程 A 的初始化处理过程完成 |
第四阶段：线程 B 结束类的初始化处理：
下面是这个示意图的说明：
| 时间 | 线程 B |
|---|---|
| t1 | B1：获取初始化锁 |
| t2 | B2：读取到 state == initialized |
| t3 | B3：释放初始化锁 |
| t4 | B4：线程 B 的类初始化处理过程完成 |
线程 A 在第二阶段的 A1 执行类的初始化，并在第三阶段的 A4 释放初始化锁；线程 B 在第四阶段的 B1 获取同一个初始化锁，并在第四阶段的 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。
第五阶段：线程 C 执行类的初始化的处理：
下面是这个示意图的说明：
| 时间 | 线程 B |
|---|---|
| t1 | C1：获取初始化锁 |
| t2 | C2：读取到 state == initialized |
| t3 | C3：释放初始化锁 |
| t4 | C4：线程 C 的类初始化处理过程完成 |
在第三阶段之后，类已经完成了初始化。因此线程 C 在第五阶段的类初始化处理过程相对简单一些（前面的线程 A 和 B 的类初始化处理过程都经历了两次锁获取 - 锁释放，而线程 C 的类初始化处理只需要经历一次锁获取 - 锁释放）。
线程 A 在第二阶段的 A1 执行类的初始化，并在第三阶段的 A4 释放锁；线程 C 在第五阶段的 C1 获取同一个锁，并在在第五阶段的 C4 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，线程 C 一定能看到。
※注 1：这里的 condition 和 state 标记是本文虚构出来的。Java 语言规范并没有硬性规定一定要使用 condition 和 state 标记。JVM 的具体实现只要实现类似功能即可。
※注 2：Java 语言规范允许 Java 的具体实现，优化类的初始化处理过程（对这里的第五阶段做优化），具体细节参见 java 语言规范的 12.4.2 章。
通过对比基于 volatile 的双重检查锁定的方案和基于类初始化的方案，我们会发现基于类初始化的方案的实现代码更简洁。但基于 volatile 的双重检查锁定的方案有一个额外的优势：除了可以对静态字段实现延迟初始化外，还可以对实例字段实现延迟初始化。
总结
延迟初始化降低了初始化类或创建实例的开销，但增加了访问被延迟初始化的字段的开销。在大多数时候，正常的初始化要优于延迟初始化。如果确实需要对实例字段使用线程安全的延迟初始化，请使用上面介绍的基于 volatile 的延迟初始化的方案；如果确实需要对静态字段使用线程安全的延迟初始化，请使用上面介绍的基于类初始化的方案。
深入理解Java内存模型（七）——总结
处理器内存模型
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把顺序一致性内存模型作为参照。JMM和处理器内存模型在设计时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下面几种类型：
- 放松程序中写-读操作的顺序，由此产生了total store ordering内存模型（简称为TSO）。
- 在前面1的基础上，继续放松程序中写-写操作的顺序，由此产生了partial store order 内存模型（简称为PSO）。
- 在前面1和2的基础上，继续放松程序中读-写和读-读操作的顺序，由此产生了relaxed memory order内存模型（简称为RMO）和PowerPC内存模型。
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）。
下面的表格展示了常见处理器内存模型的细节特征：
| 内存模型名称 | 对应的处理器 | Store-Load 重排序 | Store-Store重排序 | Load-Load 和Load-Store重排序 | 可以更早读取到其它处理器的写 | 可以更早读取到当前处理器的写 |
|---|---|---|---|---|---|---|
| TSO | sparc-TSOX64 | Y | Y | |||
| PSO | sparc-PSO | Y | Y | Y | ||
| RMO | ia64 | Y | Y | Y | Y | |
| PowerPC | PowerPC | Y | Y | Y | Y | Y |
在这个表格中，我们可以看到所有处理器内存模型都允许写-读重排序，原因在第一章以说明过：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的写缓存区中的写。
上面表格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，内存模型设计的会越弱。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并不相同，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。下图展示了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：
如上图所示，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，处理器内存模型与顺序一致性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：
从上图我们可以看出：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，内存模型设计的会越弱。
JMM的设计
从JMM设计者的角度来说，在设计JMM时，需要考虑两个关键因素：
- 程序员对内存模型的使用。程序员希望内存模型易于理解，易于编程。程序员希望基于一个强内存模型来编写代码。
- 编译器和处理器对内存模型的实现。编译器和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。编译器和处理器希望实现一个弱内存模型。
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的放松。下面让我们看看JSR-133是如何实现这一目标的。
为了具体说明，请看前面提到过的计算圆面积的示例代码：
double pi = 3.14; //A
double r = 1.0; //B
double area = pi * r * r; //C</pre>
上面计算圆的面积的示例代码存在三个happens- before关系：
- A happens- before B；
- B happens- before C；
- A happens- before C；
由于A happens- before B，happens- before的定义会要求：A操作执行的结果要对B可见，且A操作的执行顺序排在B操作之前。 但是从程序语义的角度来说，对A和B做重排序即不会改变程序的执行结果，也还能提高程序的执行性能（允许这种重排序减少了对编译器和处理器优化的束缚）。也就是说，上面这3个happens- before关系中，虽然2和3是必需要的，但1是不必要的。因此，JMM把happens- before要求禁止的重排序分为了下面两类：
- 会改变程序执行结果的重排序。
- 不会改变程序执行结果的重排序。
JMM对这两种不同性质的重排序，采取了不同的策略：
- 对于会改变程序执行结果的重排序，JMM要求编译器和处理器必须禁止这种重排序。
- 对于不会改变程序执行结果的重排序，JMM对编译器和处理器不作要求（JMM允许这种重排序）。
下面是JMM的设计示意图：
从上图可以看出两点：
- JMM向程序员提供的happens- before规则能满足程序员的需求。JMM的happens- before规则不但简单易懂，而且也向程序员提供了足够强的内存可见性保证（有些内存可见性保证其实并不一定真实存在，比如上面的A happens- before B）。
- JMM对编译器和处理器的束缚已经尽可能的少。从上面的分析我们可以看出，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。比如，如果编译器经过细致的分析后，认定一个锁只会被单个线程访问，那么这个锁可以被消除。再比如，如果编译器经过细致的分析后，认定一个volatile变量仅仅只会被单个线程访问，那么编译器可以把这个volatile变量当作一个普通变量来对待。这些优化既不会改变程序的执行结果，又能提高程序的执行效率。
JMM的内存可见性保证
Java程序的内存可见性保证按程序类型可以分为下列三类：
- 单线程程序。单线程程序不会出现内存可见性问题。编译器，runtime和处理器会共同确保单线程程序的执行结果与该程序在顺序一致性模型中的执行结果相同。
- 正确同步的多线程程序。正确同步的多线程程序的执行将具有顺序一致性（程序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相同）。这是JMM关注的重点，JMM通过限制编译器和处理器的重排序来为程序员提供内存可见性保证。
- 未同步/未正确同步的多线程程序。JMM为它们提供了最小安全性保障：线程执行时读取到的值，要么是之前某个线程写入的值，要么是默认值（0，null，false）。
下图展示了这三类程序在JMM中与在顺序一致性内存模型中的执行结果的异同：
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对旧内存模型的修补
JSR-133对JDK5之前的旧内存模型的修补主要有两个：
- 增强volatile的内存语义。旧内存模型允许volatile变量与普通变量重排序。JSR-133严格限制volatile变量与普通变量的重排序，使volatile的写-读和锁的释放-获取具有相同的内存语义。
- 增强final的内存语义。在旧内存模型中，多次读取同一个final变量的值可能会不相同。为此，JSR-133为final增加了两个重排序规则。现在，final具有了初始化安全性。
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