高機能辦事端系列：處置器篇

從JMM提及，作為一位JAVA開辟，特殊在多線程編程理論中，懂得和熟習JAVA內存模子是很有需要的。剛開端打仗內存模子的時刻，有許多觀點異常生疏，好比happens-before，可見性，次序性等等。要懂得這些癥結詞，須要先對編譯器、處置器的常識有一些懂得。

另有一些框架比方disruptor，在計劃的時刻就斟酌瞭CPU的特色，充足施展CPU的機能。要懂得這類框架，也須要對處置器有必定懂得。

introduction

先看上面這個表格，一些場景下的延時，好比CPU履行一條指令約莫是1納秒，從L1 cache獵取數據須要0.5納米，從主存中取數據須要100納秒等等。

典范的RISC pipeline由以下幾步構成：

1. 取指令

2. 譯指令

3. 履行

4. 內存拜訪

5. 存放器回寫

因為拜訪主存的延時和指令履行的延時沒有在一個數目級，以是CPU一樣平常會應用拜訪速率更快的緩存，當代處置器的緩存一樣平常是分為三級，下圖是一樣平常CPU的緩存構造。每個CPU核同享L1、L2 Cache，全部的CPU核同享L3 Cache。

cache line

在JVM中，我們都曉得工具都是存在於內存堆中的，也就是主存中，而對付CPU來講，它其實不關懷法式中操縱的工具，它隻關懷對某個內存塊的讀和寫，為瞭讓讀寫速率更快，CPU會起首把數據從主存中的數據以cache line的粒度讀到CPU cache中，一個cache line一樣平常是64 bytes。假定法式中讀取某一個int變量，CPU其實不是隻從主存中讀取4個字節，而是會一次性讀取64個字節，然後放到cpu cache中。由於每每緊挨著的數據，更有大概在接下來會被應用到。好比遍歷一個數組，由於數組空間是持續的，以是其實不是每次取數組中的元素都要從主存中去拿，第一次從主存把數據放到cache line中，後續拜訪的數據很有大概已在cache中瞭，

cache hit

CPU獵取的內存地點在cache中存在，叫做cache hit。

cache miss

假如CPU的拜訪的內存地點沒有在L1 cache中，就叫做L1 cache miss，因為拜訪主存的速率遠遠慢於指令的履行速率，一旦產生cache miss，CPU就會在上一級cache中獵取，最差的情形須要從主存中獵取。一旦要從主存中獵取數據，當前指令的履行相對來講就會顯得異常慢。

cache associativity

依據內存和cache的映照幹系分歧，有三種映照方法。

1. direct mapped

direct mapped方法查詢最快，由於隻要一個坑，隻須要比擬一次。然則輕易產生辯論。

2. n-way set associative

n-way associative是一種折衷的方法，能夠有較高的緩存射中率，又沒有至於每次查詢比擬慢。

3. full associative

隻要cache沒有滿還能把主存中的數據放到cache中，然則查詢的時刻須要全掃描，效力低。

實在direct mapped和full associative是n-way associative的特別情勢。

上面這張圖是我看到的最輕易懂得的材料。

cache coherency

如今的CPU一樣平常都有多個核，我們曉得當某個核讀取某個內存地點時，會把這個內存地點鄰近的64個字節放到當前核的cache line中，假定此時別的一個CPU核同時把這部門數據放到瞭對應的cache line中，這時候候這64字節的數據現實上有三份，兩份在CPU cache中，一份在主存中。天然而然就要斟酌到數據同等性的題目，若何包管在某一個核中的數據做瞭修改時，別的的數據副本也能感知到變更呢？是由緩存同等性協定來包管的。緩存同等性協定也叫作MESI協定。簡略的來講，就是CPU的cache line被標志為以下四種狀況之一。

Modified

當前cache line中的數據被CPU修正過，而且隻在當前查對應的cache中，數據還沒有被回寫到主存中，那末當前cache line就處於Modified狀況。假如這個時刻別的的核須要讀取該cache line中的，須要把當前cache line中的數據回寫到主存中去。一旦回寫到主存中去後，當前cache line的狀況變成Shared

Exclusive

當前cache line隻在一個查對應的cache中，數據和主存中的數據同等。假如有別的一個核讀取當前cache line，則狀況變成Shared，假如當前核修正瞭個中的數據，則釀成Modified狀況。

Shared

假如cache line處於Shared狀況，則表現該cache line在別的查對應的cache中也有副本，並且這兩個副本和主存中的數據同等。

Invalid

假如cache line處於Invalid狀況，則表現這塊cache line中的數據已無效瞭，假如要讀取個中的數據的話，須要從新從主存中獵取。

隻要cache line處於Exclusive大概Modified狀況時能力舉行寫操縱。假如處於Shared狀況，那末要先播送一個新聞(Request For Ownership)，invalidate別的查對應的cache line。

假如cache line處於Modified狀況，那末須要能探測到別的試圖讀取該cache line的操縱。

假如cache line處於Shared狀況，它必需監聽別的cache的invalidate信息，一旦別的核修正瞭對應的cache line，別的cache 中對應的cache line須要變成invalid狀況。

MESI協定中有兩個行動效力會比擬低，

1. 當cache line狀況為Invalid時，須要寫入數據。

2. 把cache line的狀況變成invalid

CPU經由過程store buffer和invalid queue來下降延時。

當在invalid狀況舉行寫入時，起首會給別的CPU核發送invalid新聞，然後把當前寫入的數據寫入到store buffer中。然後在某個時候在真實的寫入到cache line中。因為沒有是立時寫入到cache line中，以是當前核假如要讀cache line中的數據，須要先掃描store buffer，同時別的CPU核是看沒有到當前核store buffer中的數據的。除非store buffer中的數據被刷到cache中。

對付invalid queue，當收到invalid新聞時，cache line沒有會立時釀成invalid狀況，而是把新聞寫入invalid queue中。和store buffer分歧的是當前核是沒法掃描invalid queue的。

為瞭包管數據的同等性，這就須要memory barrier瞭。store barrier會把store buffer中的數據刷到cache中，read barrier會履行invalid queue中的新聞。

留意

要包管數據的同等性，僅唯一MESI協定還不敷，平日還須要memory barrier的合營。

memory barrier

memory barrier的感化有兩個

包管數據的可見性 我們曉得，內存中的數據除在內存中的副本，另有大概在各個核的CPU中，當某個核修正瞭對應cache中的數據後，這時候別的核中對應內存地點的數據另有主存中的數據就沒有是最新的瞭，別的核為瞭可以或許讀取到最新的數據，須要履行memory barrier指令，把store buffer中的修正寫到主存中。

防備指令之間的重排序 前面講到一條指令的履行會分為幾個步調，也就是pipeline，為瞭獲得更高的機能，編譯器大概處置器有大概會轉變指令的履行次序，以此來進步指令履行的並行度。不論是編譯器照樣處置器的重排序，都要遵照as-if-serial語義。as-if-serial說的是，沒有管怎樣重排序，在單線程中履行這些指令，其成果應當是一樣的。在多線程的情形下，須要memory barrier來包管團體的次序，不然會湧現意想沒有到的成果。

分歧的處置器架構的memory barrier也沒有太一樣，以Intel x86為例，有三種memory barrier

store barrier

對應sfence指令

1. 包管瞭sfence前後store指令的次序，防備重排序。

2. 經由過程革新store buffer包管瞭sfence以後的store指令全局可見之前，sfence之前的store要指令要先全局可見。

load barrier

對應lfence指令，

1. 包管瞭lfence前後的load指令的次序，防備重排序。

2. 革新load buffer。

full barrier

對應mfence指令

1. 包管瞭mfence前後的store和load指令的次序，防備重排序。

2. 包管瞭mfence以後的store指令全局可見之前，mfence之前的store指令要先全局可見。

以java中的volatile為例，volatile的語義有幾點：

1. volatile的操縱是原子的

2. volatile的操縱是全局可見的

3. 在必定水平上防備重排序

一樣平常是經由過程插入內存樊籬大概具有樊籬功效的別的指令(如lock指令)來包管上面的第二和第三點。

總結

內存樊籬自己異常龐雜，分歧的處置器的完成也很紛歧樣，編譯時代和運轉時代都有內存樊籬，上面是以X86為例，做瞭簡略的先容。然則不論是哪一個平臺，他們都是辦理兩個題目，一個是指令的排序，另外一個是全局可見性。

false sharing

前面我講到，內存中的數據是以cache line為單元從內存中讀到CPU cache中的，好比有兩個變量X,Y，在內存中他們倆異常近，那末很有大概在讀X的時刻，Y也被放到瞭雷同cache line中。假定Thread1須要一直的寫X，好比在一個輪回中，而Thread2須要一直的寫Y，那末在Thread1寫X的時刻，須要Invalid其他cache中對應的cache line，Thread2寫Y的時刻也要做一樣的工作，如許就會一直的碰著上面說過的MESI協定的兩個比擬耗時的操縱：

1. 當cache line狀況為Invalid時，須要寫入數據。

2. 把cache line的狀況變成invalid

會嚴峻影響機能。

辦理false sharing也比擬簡略，做padding便可以瞭。上面這段代碼是disruptor中Sequence的一段代碼，一樣平常cache line是64 byte，long范例的value加上7個long做padding，恰好是64byte，如許當以Sequence[]的方法應用時，分歧下標的Sequence工具就會落在分歧的cache line中。

context switch

我們曉得CPU的核數目是有限的，一樣平常是1-32核沒有等，而當代操縱體系是多義務操縱體系，統一時候在運轉的過程數目一樣平常都邑遠遠跨越CPU的核數目。簡略的說就是並交運行的義務數目最多就是CPU的核數，然則並發運轉的義務數目能夠有許多。打個比喻，對付單核的CPU,假如不克不及並發運轉多個義務的話，那末全部義務都邑是串行的，假定某個義務舉行一次長途挪用，而長途挪用的時光比擬長，那末如許的體系效力將會異常低，假如能並發履行的話，在一個義務期待的時刻，操縱體系能夠把CPU時光片分給別的別的義務運轉，而前一個義務期待終瞭後，操縱體系再次調劑CPU，從新讓它持續運轉，如許對付應用者來講，感到就像是同時在運轉多個義務。

context switch的開消

保留和規復context

那是否是並發運轉的義務越多越好呢？謎底固然是不是定的，並發運轉義務帶來的最大的缺陷就是高低文切換(context switch)帶來的開消。高低文(context)指的是當前義務運轉時，在CPU存放器，法式計數器中保留的狀況。每次舉行線程切換時，須要保留當前全部存放器、法式計數器、棧指針等，等線程切換返來的時刻又要對這些內容舉行規復。

凈化CPU緩存

當頻仍的舉行線程切換的時刻，由於運轉的義務紛歧樣瞭，對應的CPU cache中的數據也紛歧樣，當被壅塞的線程從新履行的時刻，CPU cache中的內容極可能已產生瞭變更，從前在緩存中的數據大概要從新從主存中加載。

是以，在體系計劃的時刻，應當隻管幸免沒必要要的高低文切換。好比nodejs、golang、actor model、netty等等這些並發模子，都削減瞭沒必要要的高低文切換。

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