Java内存模型 - volatile和x86

Question

我试图理解java volatile的内在函数及其语义，以及它对底层架构及其指令的转换。如果我们考虑以下博客和资源

fences generated for volatile，What gets generated for read/write of volatile和Stack overflow question on fences

这是我收集的内容：

• volatile read在它之后插入loadStore / LoadLoad障碍（x86上的LFENCE指令）
• 它可以防止使用后续写入/加载重新排序负载
• 应该保证加载由其他线程修改的全局状态，即在LFENCE之后，其他线程完成的状态修改对其CPU上的当前线程可见。

我正在努力理解的是： Java不会在x86上发出LFENCE  即读取volatile不会导致LFENCE ....我知道x86的内存排序会阻止使用lods / stored对负载进行重新编写，因此需要注意第二个要点。但是，我假设为了使该状态可以被该线程看到，应该发出LFENCE指令以保证在执行栅栏后的下一条指令之前所有LOAD缓冲区都被耗尽（根据英特尔手册）。我理解x86上有cahce coherence协议，但是volatile读取仍然应该消耗缓冲区中的任何LOAD，不是吗？

Answer 1

在x86上，缓冲区固定到缓存行。如果缓存行丢失，则不使用缓冲区中的值。因此，不需要围栏或排出缓冲区;它们包含的值必须是最新的，因为另一个核心无法在不首先使高速缓存行无效的情况下修改数据。

Answer 2

X86提供TSO。因此，在硬件级别，您可以免费获得以下障碍[LoadLoad] [LoadStore] [StoreStore]。唯一缺少的是[StoreLoad]。

负载具有获取语义

r1=X
[LoadLoad]
[LoadStore]

商店具有发布语义

[LoadStore]
[StoreStore]
Y=r2

如果要先存储然后再加载，则最终结果是：

[LoadStore]
[StoreStore]
Y=r2
r1=X
[LoadLoad]
[LoadStore]

问题在于，加载和存储仍然可以重新排序，因此顺序不一致。这对于Java内存模型是必需的。防止这种情况的唯一方法是使用[StoreLoad]。

[LoadStore]
[StoreStore]
Y=r2
[StoreLoad]
r1=X
[LoadLoad]
[LoadStore]

并且最合乎逻辑的地方是将其添加到写入中，因为通常读取比写入更频繁。这样写就变成：

[LoadStore]
[StoreStore]
Y=r2
[StoreLoad]

由于X86提供了TSO，因此以下防护栏可以禁止操作：

[LoadLoad] [LoadStore] [StoreStore]

因此，唯一相关的是[StoreLoad]，这可以通过MFENCE或lock addl %(RSP),0

完成

LFENCE和SFENCE与这种情况无关。 LFENCE和SFENCE用于弱排序的加载和存储（例如SSE的加载和存储）。

在X86上[StoreLoad]的作用是停止执行加载，直到耗尽存储缓冲区为止。这样可以确保在存储变为全局可见（已离开存储缓冲区并进入L1d）之后，加载在全局范围内可见（因此从内存/缓存中读取）。