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锁（lock）的代价
锁是用来做并发最简单的方式，当然其代价也是最高的。内核态的锁的时候需要操作系统进行一次上下文切换，加锁、释放锁会导致比较多的上下文切换和调度延时，等待锁的线程会被挂起直至锁释放。在上下文切换的时候，cpu之前缓存的指令和数据都将失效，对性能有很大的损失。操作系统对多线程的锁进行判断就像两姐妹在为一个玩具在争吵，然后操作系统就是能决定他们谁能拿到玩具的父母，这是很慢的。用户态的锁虽然避免了这些问题，但是其实它们只是在没有真实的竞争时才有效。
Java在JDK1.5之前都是靠synchronized关键字保证同步的，这种通过使用一致的锁定协议来协调对共享状态的访问，可以确保无论哪个线程持有守护变量的锁，都采用独占的方式来访问这些变量，如果出现多个线程同时访问锁，那第一些线线程将被挂起，当线程恢复执行时，必须等待其它线程执行完他们的时间片以后才能被调度执行，在挂起和恢复执行过程中存在着很大的开销。锁还存在着其它一些缺点，当一个线程正在等待锁时，它不能做任何事。如果一个线程在持有锁的情况下被延迟执行，那么所有需要这个锁的线程都无法执行下去。如果被阻塞的线程优先级高，而持有锁的线程优先级低，将会导致优先级反转(Priority Inversion)。
乐观锁与悲观锁
独占锁是一种悲观锁，synchronized就是一种独占锁，它假设最坏的情况，并且只有在确保其它线程不会造成干扰的情况下执行，会导致其它所有需要锁的线程挂起，等待持有锁的线程释放锁。而另一个更加有效的锁就是乐观锁。所谓乐观锁就是，每次不加锁而是假设没有冲突而去完成某项操作，如果因为冲突失败就重试，直到成功为止。
volatile的问题
与锁相比，volatile变量是一和更轻量级的同步机制，因为在使用这些变量时不会发生上下文切换和线程调度等操作，但是volatile变量也存在一些局限：不能用于构建原子的复合操作，因此当一个变量依赖旧值时就不能使用volatile变量。（参考：谈谈volatiile）
volatile只能保证变量对各个线程的可见性，但不能保证原子性。为什么？见我的另外一篇文章：《为什么volatile不能保证原子性而Atomic可以？》
Java中的原子操作( atomic operations)
原子操作指的是在一步之内就完成而且不能被中断。原子操作在多线程环境中是线程安全的，无需考虑同步的问题。在java中，下列操作是原子操作：
- all assignments of primitive types except for long and double
- all assignments of references
- all operations of java.concurrent.Atomic* classes
- all assignments to volatile longs and doubles
问题来了，为什么long型赋值不是原子操作呢？例如：
实时上java会分两步写入这个long变量，先写32位，再写后32位。这样就线程不安全了。如果改成下面的就线程安全了：
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1
|
private
volatile
long
foo;
|
因为volatile内部已经做了synchronized.
CAS无锁算法
要实现无锁（lock-free）的非阻塞算法有多种实现方法，其中CAS（比较与交换，Compare and swap）是一种有名的无锁算法。CAS, CPU指令，在大多数处理器架构，包括IA32、Space中采用的都是CAS指令，CAS的语义是“我认为V的值应该为A，如果是，那么将V的值更新为B，否则不修改并告诉V的值实际为多少”，CAS是项乐观锁技术，当多个线程尝试使用CAS同时更新同一个变量时，只有其中一个线程能更新变量的值，而其它线程都失败，失败的线程并不会被挂起，而是被告知这次竞争中失败，并可以再次尝试。CAS有3个操作数，内存值V，旧的预期值A，要修改的新值B。当且仅当预期值A和内存值V相同时，将内存值V修改为B，否则什么都不做。CAS无锁算法的C实现如下：
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1
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3
4
5
6
7
8
9
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int
compare_and_swap (
int
* reg,
int
oldval,
int
newval)
{
ATOMIC();
int
old_reg_val = *reg;
if
(old_reg_val == oldval)
*reg = newval;
END_ATOMIC();
return
old_reg_val;
}
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CAS（乐观锁算法）的基本假设前提
CAS比较与交换的伪代码可以表示为：
do{
备份旧数据；
基于旧数据构造新数据；
}while(!CAS( 内存地址，备份的旧数据，新数据 ))
（上图的解释：CPU去更新一个值，但如果想改的值不再是原来的值，操作就失败，因为很明显，有其它操作先改变了这个值。）
就是指当两者进行比较时，如果相等，则证明共享数据没有被修改，替换成新值，然后继续往下运行；如果不相等，说明共享数据已经被修改，放弃已经所做的操作，然后重新执行刚才的操作。容易看出 CAS 操作是基于共享数据不会被修改的假设，采用了类似于数据库的 commit-retry 的模式。当同步冲突出现的机会很少时，这种假设能带来较大的性能提升。
CAS的开销（CPU Cache Miss problem）
前面说过了，CAS（比较并交换）是CPU指令级的操作，只有一步原子操作，所以非常快。而且CAS避免了请求操作系统来裁定锁的问题，不用麻烦操作系统，直接在CPU内部就搞定了。但CAS就没有开销了吗？不！有cache miss的情况。这个问题比较复杂，首先需要了解CPU的硬件体系结构：
上图可以看到一个8核CPU计算机系统，每个CPU有cache（CPU内部的高速缓存，寄存器），管芯内还带有一个互联模块，使管芯内的两个核可以互相通信。在图中央的系统互联模块可以让四个管芯相互通信，并且将管芯与主存连接起来。数据以“缓存线”为单位在系统中传输，“缓存线”对应于内存中一个 2 的幂大小的字节块，大小通常为 32 到 256