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用虚拟主机做网站wordpress多城市子站

news 2025/9/28 10:07:51
用虚拟主机做网站,wordpress多城市子站,阳江市建设网站,网站建设费用的会计1.Synchornized对象锁一般我们要解决临界区中的静态条件发生，我们一般使用两种手段阻塞式解决方案：synchronized lock非阻塞式解决方案: 原子类下面我们着重讲解阻塞式解决方案：synchornizedsynchronized俗称对象锁，采用互斥的方…

1.Synchornized对象锁

一般我们要解决临界区中的静态条件发生，我们一般使用两种手段

  1. 阻塞式解决方案：synchronized lock
  2. 非阻塞式解决方案:  原子类

下面我们着重讲解阻塞式解决方案：synchornized

synchronized俗称对象锁，采用互斥的方案让同一时刻至多只有一个线程能持有对象锁，其他线程想要获取这个对象锁就会被阻塞住，这样就保证拥有锁的线程可以安全执行临界区内的代码，不用担心线程上下文切换导致的并发问题

synchronized(对象){//线程1执行，线程2阻塞//临界区}

synchronized(对象)中的对象，可以想象成一个房间(room),有唯一的入口（房门），房间只能一次进入一个人，而我们的线程t1和线程t2就是两个人

当线程1执行到synchronized(room)时就好比t1进入了房间，锁住了门拿走了钥匙，在门内执行临界区代码

如果t2也走到了synchronized时，会发现门被锁住了，就会在门外等待(阻塞)，这中间即使t1的cpu时间片不幸被用完，被提出了门外，但是由于钥匙还在它身上，因此t2还是进不来，必须等到t1来执行完代码然后把锁打开放出钥匙才能执行。

语法：

class Test{public synchornized void test(){}
}
//等价于
class Test{public void test(){sychronized(this){} }
}
class Test{public synchornized statsic void test(){}
}
//等价于
class Test{public static void test(){sychronized(Test.class){}}}

sychornized底层

Monitor对象头

其中的状态会根据锁的升级而改变

Monitor工作原理

当一个线程进入到sychronized中时，Monitor内部会发生改变，如果发现Monitor中的Owner指向了别的线程，就会进入EntryList阻塞队列进行等待。当线程执行完了以后，WaitSet就会指向这个线程，然后Thread就会让出锁，Owner就会指向其他阻塞队列中的线程

如何判断是否获取锁：由Monitor中的Owner来判定，如果Owner指向的线程为进来的线程就说明拥有这把锁.

Sychornized优化

1.轻量级锁

如果一个对象虽然有多个线程访问，但是访问的时间是错开的，也就是没有竞争，那么可以使用轻量级锁来优化

轻量级锁对使用者是透明的，既语法仍然是synchronized

假设有两个方法同步块，利用同一个对象加锁

static final Object obj = new Object();
public static void method1(){synchronized(obj){//同步块Amethod2()}}public static void method2(){synchronized(obj){//同步块B}}

此时由于一个锁有两个线程获取锁，但是没有发生竞争，因为第二个方法里的锁以及在方法1中获取了，所以此时的锁会升级为轻量级锁

2.锁膨胀

如果在尝试加轻量级锁的过程中，CAS操作无法成功，这时一种情况就是有其他线程为此对象加上了轻量级锁(有竞争)，这时需要进行锁膨胀，将轻量级锁升级为重量级锁

static Object obj = new Object();
public static void method1(){synchronized(obj){//同步块}}

当Thread-1进行轻量级加锁时，Thread-0以及对该对象加了轻量级锁

这时Thread1加轻量级锁失败，进入锁膨胀流程

  • 即为Object对象申请Monitor锁，让Object指向重量级锁地址
  • 然后自己进入Monitor的EntryList BLOCKED

当Thread0退出同步块解锁时，使用CAS将Mark Word的值恢复给对象头，失败。这时就会进入重量级锁流程，即按照Monitor地址找到Monitor对象,设置Owner为null，唤醒EntryList中BLOCKED线程

自旋优化

偏向锁

只有第一次使用CAS将线程ID设置到对象的Mark Word头，之后发现这个线程ID是自己的就表示没有竞争，不用重新CAS，以后只要不发生竞争，这个对象就归改线程所有

重量级锁

重量级锁是 synchronized 在处理激烈线程竞争时使用的同步机制。它依赖于操作系统的互斥量（mutex） 实现，线程的阻塞与唤醒需要通过操作系统内核态的介入，因此开销较大，故称为 “重量级”。

当多个线程频繁竞争同一把锁，且轻量级锁的自旋优化（见下文）无法解决竞争时，锁会膨胀为重量级锁，此时线程会进入阻塞状态，放弃 CPU 资源，等待被唤醒后重新竞争锁。

优点
  • 能稳定处理激烈竞争场景，确保多线程同步的正确性（原子性、可见性、有序性）。
缺点
  • 性能开销大：线程的阻塞与唤醒需要从用户态切换到内核态（上下文切换），而内核态操作的耗时远高于用户态（通常是微秒级 vs 纳秒级）。
  • 效率低：阻塞的线程无法参与 CPU 调度，可能导致资源利用率下降。

2.ReentrantLock可重入锁

ReentrantLock相对于synchronized有如下特点

  • 可中断
  • 可以设置超时时间
  • 可以设置为公平锁（先进先出）
  • 支持多个条件变量(可以对变量细分，如notify可以细分唤醒变量，而synchronized就是直接全部唤醒)

与synchronized一样，都支持可重入

基本语法

和synchronized不一样，reentrantlock是对象而非方法，在使用前需要先new一个

//获取锁
reentrantlock.lock();
try{//临界区} finally{//释放锁reentrantlock.unlock();    }

可重入

如下图，我们两个方法都用Reentrantlock加锁，这样它们每次获取都是获取的同一把锁，相当于重入了同一把锁

public void outerMethod() {lock.lock();try {System.out.println("获取外层锁");innerMethod(); // 调用内层方法} finally {lock.unlock();System.out.println("释放外层锁");}}public void innerMethod() {lock.lock();try {System.out.println("获取内层锁");System.out.println("当前锁的持有次数: " + lock.getHoldCount());} finally {lock.unlock();System.out.println("释放内层锁");}}

可打断

当一个线程正在等待获取锁时，可以被其他线程通过interrupt()方法中断，从而避免无限等待。这是ReentrantLock相比synchronized的一个重要优势，后者在等待锁时无法被中断。

ReentrantLock提供了两种获取锁的方式：

  1. 不可打断模式：使用lock()方法获取锁。若锁被其他线程持有，当前线程会进入阻塞状态，且无法被中断，直到锁被释放。
  2. 可打断模式：使用lockInterruptibly()方法获取锁。若锁被其他线程持有，当前线程会进入阻塞状态，但可以被其他线程中断（通过调用Thread.interrupt()）。

如下代码所示：

// 线程1：持有锁并休眠5秒Thread t1 = new Thread(() -> {lock.lock();try {System.out.println("线程1获取锁，开始执行...");Thread.sleep(5000); // 模拟长时间持有锁} catch (InterruptedException e) {System.out.println("线程1被中断");} finally {lock.unlock();System.out.println("线程1释放锁");}});// 线程2：使用lockInterruptibly()获取锁Thread t2 = new Thread(() -> {try {System.out.println("线程2尝试获取锁（可打断模式）");lock.lockInterruptibly();try {System.out.println("线程2获取锁，开始执行");} finally {lock.unlock();System.out.println("线程2释放锁");}} catch (InterruptedException e) {System.out.println("线程2被中断，放弃获取锁");Thread.currentThread().interrupt(); // 恢复中断状态}});

公平锁与非公平锁（Fairness）

  • 公平锁：线程按照请求锁的顺序获取锁（FIFO），避免 “线程饥饿”。
  • 非公平锁：允许插队，锁释放时任何线程都可能竞争获取锁，性能更高

创建方式

ReentrantLock fairLock = new ReentrantLock(true);  // 公平锁
ReentrantLock unfairLock = new ReentrantLock(false); // 非公平锁（默认）
  • 公平锁：适用于需要保证线程执行顺序的场景（如资源分配）。
  • 非公平锁：适用于高并发场景，减少线程切换开销。

 条件变量（Condition）

提供更灵活的线程等待 / 通知机制，替代synchronized的wait()/notify()

使用方式：

  • lock.newCondition()：创建与锁绑定的条件变量。
  • condition.await()：线程等待，释放锁。
  • condition.signal()/signalAll()：唤醒等待的线程
ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
Condition notFull = lock.newCondition();
Condition notEmpty = lock.newCondition();// 生产者线程
lock.lock();
try {while (queue.isFull()) {notFull.await(); // 队列满，等待}queue.add(item);notEmpty.signal(); // 通知消费者
} finally {lock.unlock();
}// 消费者线程
lock.lock();
try {while (queue.isEmpty()) {notEmpty.await(); // 队列空，等待}queue.take();notFull.signal(); // 通知生产者
} finally {lock.unlock();
}

Volatile

Volatile原理

volatile的底层实现原理是内存屏障，Memory Barrier

  • 对volatile变量的写指令后会加入写屏障
  • 对volatile变量的读指令前会加入读屏障

Java 内存模型规定了线程之间的变量访问规则：

  • 主内存：所有变量的原始值存储在此。
  • 工作内存：每个线程有自己的工作内存，保存了从主内存拷贝的变量副本。

可见性问题：当线程 A 修改了变量 X 的值，可能只更新了自己的工作内存，而未及时同步到主内存；此时线程 B 读取变量 X 时，仍使用自己工作内存中的旧值。

写屏障保证在该屏障之前的，对共享变量的改动，都同步到主存当中

public class VolatileExample {private volatile boolean flag = false;public void writer() {flag = true; // 写屏障：确保flag=true立即刷新到主内存}public void reader() {while (!flag) { // 读屏障：确保每次读取flag时都从主内存获取// 循环等待}System.out.println("flag is now true");}
}

读写屏障如何保证有序性

编译器和处理器为了优化性能，可能会对指令进行重排序。但volatile变量的读写操作不会被重排序：

  • 写操作前的指令不会被重排序到写操作之后。
  • 读操作后的指令不会被重排序到读操作之前。
int a = 0;
volatile boolean flag = false;public void init() {a = 1;         // 1flag = true;   // 2（写操作禁止重排序到1之前）
}public void use() {if (flag) {    // 3（读操作禁止重排序到4之后）int b = a; // 4}
}

http://www.dtcms.com/a/415575.html

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