深入理解Java虚拟机

本文主要是介绍深入理解Java虚拟机，对大家解决编程问题具有一定的参考价值，需要的程序猿们随着小编来一起学习吧！

文章目录

Java 运行时数据区域
- 程序计数器
- Java 虚拟机栈
- 本地方法栈
- 堆
- 方法区
- 运行时常量池
- 直接内存
- Java对象的创建
- 对象的内存布局
- 对象的访问定位
垃圾收集
- 判断一个对象是否可被回收
- 引用类型
- 垃圾收集算法
垃圾收集器
内存分配与回收策略
- Minor GC和Full GC
- 内存分配策略
- Full GC 的触发条件
类加载机制
- 类初始化时机
- 类与类加载器
- 类加载器分类
- 双亲委派模型
Java内存模型与线程
- 内存间的交互操作
- volatile
- Java 内存模型特性
- happen before 先行发生原则
Java 与线程
- 线程的实现
- Java 线程的实现
- Java 线程调度
- Java 线程状态
线程安全与锁优化
- Java 中的线程安全
- 线程安全的实现方法
- 锁优化
- 偏向锁

Java 运行时数据区域

程序计数器

一块较小的内存区域，可以看作是当前线程所只想的字节码的行号指示器。(如果正在执行的是本地方法则为空)

Java 虚拟机栈

线程私有，生命周期和线程相同，每个方法在执行时都会创建一个栈帧用于存储局部变量表、操作数栈、常量池引用等信息。从方法调用直至执行完成的过程，对应着一个栈帧在 Java 虚拟机栈中入栈和出栈的过程。

java -Xss2M Java

该区域可能抛出以下异常：

当线程请求的栈深度超过最大值，会抛出 StackOverflowError 异常
栈进行动态扩展时如果无法申请到足够内存，会抛出 OutOfMemoryError 异常

本地方法栈

本地方法栈与 Java 虚拟机栈类似，它们之间的区别只不过是本地方法栈为本地方法服务
本地方法一般是用其它语言（C、C++ 或汇编语言等）编写的，并且被编译为基于本机硬件和操作系统的程序，对待这些方法需要特别处理

堆

所有对象都在这里分配内存，是垃圾收集的主要区域（“GC 堆”）
现代的垃圾收集器基本都是采用分代收集算法，其主要的思想是针对不同类型的对象采取不同的垃圾回收算法。可以将堆分成两块：

新生代 Eden，From Survivor空间，To Survivor空间
老年代
堆不需要连续内存，并且可以动态增加其内存，增加失败会抛出 OutOfMemoryError 异常
可以通过 -Xms 和 -Xmx 这两个虚拟机参数来指定一个程序的堆内存大小，第一个参数设置初始值，第二个参数设置最大值

java -Xms1M -Xmx2M Java

方法区

用于存放已被加载的类信息、常量、静态变量、即时编译器编译后的代码等数据。

和堆一样不需要连续的内存，并且可以动态扩展，动态扩展失败一样会抛出 OutOfMemoryError 异常。

对这块区域进行垃圾回收的主要目标是对常量池的回收和对类的卸载，但是一般比较难实现。

HotSpot 虚拟机把它当成永久代来进行垃圾回收。但很难确定永久代的大小，因为它受到很多因素影响，并且每次 Full GC 之后永久代的大小都会改变，所以经常会抛出 OutOfMemoryError 异常。为了更容易管理方法区，从 JDK 1.8 开始，移除永久代，并把方法区移至元空间，它位于本地内存中，而不是虚拟机内存中。

方法区是一个 JVM 规范，永久代与元空间都是其一种实现方式。在 JDK 1.8 之后，原来永久代的数据被分到了堆和元空间中。元空间存储类的元信息，静态变量和常量池等放入堆中。

运行时常量池

运行时常量池是方法区的一部分。

Class 文件中的常量池（编译器生成的字面量和符号引用）会在类加载后被放入这个区域。

除了在编译期生成的常量，还允许动态生成，例如 String 类的 intern()。

直接内存

在 JDK 1.4 中新引入了 NIO 类，它可以使用 Native 函数库直接分配堆外内存，然后通过 Java 堆里的 DirectByteBuffer 对象作为这块内存的引用进行操作。这样能在一些场景中显著提高性能，因为避免了在堆内存和堆外内存来回拷贝数据。

Java对象的创建

当虚拟机遇到一条new指令时，首先区检查这个指令的参数是否能在常量池中定位到一类的符号引用，并检查这个符号引用代表的类是否已经被加载、解析和初始化过，如果没有则执行类加载
分配内存
分配内存的方式：

如果内存规整，分配内存仅仅把指针向空闲空间挪动一段与对象相等大小的距离，叫指针碰撞
如果内存不规整，系统必须维护一个列表记录哪些内存块是可用的，在列表上找到一块足够大的空间，划分给对象实例，并更新表上的记录，叫空闲列表

并发分配内存：

采用CAS配上失败重试的方式保证更新操作的原子性
把内存分配动作按照线程划分在不同的空间进行，即每个线程在Java堆中预先分配一小块内存，成为本地线程分配缓冲，通过-XX:+/-UseTLAB参数类启动

对对象进行必要设置，这个对象是属于哪个类的实例，如何才能找到类的元数据信息，对象的哈希码，对象的GC分代年龄信息
执行init方法，初始化对象

对象的内存布局

对象在内存中存储的布局可氛围3块区域：对象头、实例数据、对其填充
对象头包含两部分信息：

存储对象自身的运行时数据，哈希码、GC分代年龄、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程ID、偏向时间戳
对象指向它的类元数据指针

对象的访问定位

句柄访问，好处是对象移动时，只改变句柄中的数据
直接指针访问，速度快

垃圾收集

判断一个对象是否可被回收

引用计数算法
为对象添加一个引用计数器，当对象增加一个引用时计数器加 1，引用失效时计数器减 1。引用计数为 0 的对象可被回收。
在两个对象出现循环引用的情况下，此时引用计数器永远不为 0，导致无法对它们进行回收。正是因为循环引用的存在，因此 Java 虚拟机不使用引用计数算法。
可达性分析算法
以GC Roots为起始点进行搜索，可达的对象都是存活的，不可达的对象可被回收
Java 虚拟机使用该算法来判断对象是否可被回收，GC Roots 一般包含以下内容：

虚拟机栈中局部变量表中引用的对象
本地方法栈中 JNI 中引用的对象
方法区中类静态属性引用的对象
方法区中的常量引用的对象

方法区的回收
因为方法区主要存放永久代对象，而永久代对象的回收率比新生代低很多，所以在方法区上进行回收性价比不高。

主要是对常量池的回收和对类的卸载。

为了避免内存溢出，在大量使用反射和动态代理的场景都需要虚拟机具备类卸载功能。

类的卸载条件很多，需要满足以下三个条件，并且满足了条件也不一定会被卸载：

该类所有的实例都已经被回收，此时堆中不存在该类的任何实例。
加载该类的 ClassLoader 已经被回收。
该类对应的 Class 对象没有在任何地方被引用，也就无法在任何地方通过反射访问该类方法。

finalize()
当一个对象可被回收时，如果需要执行该对象的 finalize() 方法，那么就有可能在该方法中让对象重新被引用，从而实现自救。自救只能进行一次，如果回收的对象之前调用了 finalize() 方法自救，后面回收时不会再调用该方法。

引用类型

强引用
被强引用关联的对象不会被回收
使用new一个新对象的方式来创建强引用

Object obj = new Object();

软引用
被软引用关联的对象只有在内存不够的情况下才会被回收。
使用 SoftReference 类来创建软引用。

Object obj = new Object();
SoftReference<Object> sf = new SoftReference<Object>(obj);
obj = null;  // 使对象只被软引用关联

弱引用
被弱引用关联的对象一定会被回收，也就是说它只能存活到下一次垃圾回收发生之前。
使用 WeakReference 类来创建弱引用。

Object obj = new Object();
WeakReference<Object> wf = new WeakReference<Object>(obj);
obj = null;

虚引用
又称为幽灵引用或者幻影引用，一个对象是否有虚引用的存在，不会对其生存时间造成影响，也无法通过虚引用得到一个对象。

为一个对象设置虚引用的唯一目的是能在这个对象被回收时收到一个系统通知。

使用 PhantomReference 来创建虚引用。

Object obj = new Object();
PhantomReference<Object> pf = new PhantomReference<Object>(obj, null);
obj = null;

垃圾收集算法

标记-清除
在标记阶段，程序会检查每个对象是否为活动对象，如果是活动对象，则程序会在对象头部打上标记。

在清除阶段，会进行对象回收并取消标志位，另外，还会判断回收后的分块与前一个空闲分块是否连续，若连续，会合并这两个分块。回收对象就是把对象作为分块，连接到被称为 “空闲链表” 的单向链表，之后进行分配时只需要遍历这个空闲链表，就可以找到分块。

在分配时，程序会搜索空闲链表寻找空间大于等于新对象大小 size 的块 block。如果它找到的块等于 size，会直接返回这个分块；如果找到的块大于 size，会将块分割成大小为 size 与 (block - size) 的两部分，返回大小为 size 的分块，并把大小为 (block - size) 的块返回给空闲链表。
不足：

标记和清除过程效率都不高；
会产生大量不连续的内存碎片，导致无法给大对象分配内存。

标记-整理

让所有存活的对象都向一端移动，然后直接清理掉端边界以外的内存。

优点：不会产生内存碎片
不足：需要移动大量对象，处理效率比较低

复制

将内存划分为大小相等的两块，每次只使用其中一块，当这一块内存用完了就将还存活的对象复制到另一块上面，然后再把使用过的内存空间进行一次清理。

主要不足是只使用了内存的一半。

现在的商业虚拟机都采用这种收集算法回收新生代，但是并不是划分为大小相等的两块，而是一块较大的 Eden 空间和两块较小的 Survivor 空间，每次使用 Eden 和其中一块 Survivor。在回收时，将 Eden 和 Survivor 中还存活着的对象全部复制到另一块 Survivor 上，最后清理 Eden 和使用过的那一块 Survivor。

HotSpot 虚拟机的 Eden 和 Survivor 大小比例默认为 8:1，保证了内存的利用率达到 90%。如果每次回收有多于 10% 的对象存活，那么一块 Survivor 就不够用了，此时需要依赖于老年代进行空间分配担保，也就是借用老年代的空间存储放不下的对象。

分代收集

现在的商业虚拟机采用分代收集算法，它根据对象存活周期将内存划分为几块，不同块采用适当的收集算法。

一般将堆分为新生代和老年代。

新生代使用：复制算法
老年代使用：标记 - 清除或者标记 - 整理算法

垃圾收集器

Serial 收集器
Serial 翻译为串行，也就是说它以串行的方式执行。

它是单线程的收集器，只会使用一个线程进行垃圾收集工作。

它的优点是简单高效，在单个 CPU 环境下，由于没有线程交互的开销，因此拥有最高的单线程收集效率。

它是 Client 场景下的默认新生代收集器，因为在该场景下内存一般来说不会很大。它收集一两百兆垃圾的停顿时间可以控制在一百多毫秒以内，只要不是太频繁，这点停顿时间是可以接受的。

ParNew收集器
它是 Serial 收集器的多线程版本。
它是 Server 场景下默认的新生代收集器，除了性能原因外，主要是因为除了 Serial 收集器，只有它能与 CMS 收集器配合使用。
Parallel Scavenge 收集器
与 ParNew 一样是多线程收集器。

其它收集器目标是尽可能缩短垃圾收集时用户线程的停顿时间，而它的目标是达到一个可控制的吞吐量，因此它被称为“吞吐量优先”收集器。这里的吞吐量指 CPU 用于运行用户程序的时间占总时间的比值。

停顿时间越短就越适合需要与用户交互的程序，良好的响应速度能提升用户体验。而高吞吐量则可以高效率地利用 CPU 时间，尽快完成程序的运算任务，适合在后台运算而不需要太多交互的任务。

缩短停顿时间是以牺牲吞吐量和新生代空间来换取的：新生代空间变小，垃圾回收变得频繁，导致吞吐量下降。

可以通过一个开关参数打开 GC 自适应的调节策略（GC Ergonomics），就不需要手工指定新生代的大小（-Xmn）、Eden 和 Survivor 区的比例、晋升老年代对象年龄等细节参数了。虚拟机会根据当前系统的运行情况收集性能监控信息，动态调整这些参数以提供最合适的停顿时间或者最大的吞吐量。

Serial Old 收集器
是 Serial 收集器的老年代版本，也是给 Client 场景下的虚拟机使用。如果用在 Server 场景下，它有两大用途：

在 JDK 1.5 以及之前版本（Parallel Old 诞生以前）中与 Parallel Scavenge 收集器搭配使用。
作为 CMS 收集器的后备预案，在并发收集发生 Concurrent Mode Failure 时使用。

Parallel Old 收集器
是 Parallel Scavenge 收集器的老年代版本。

在注重吞吐量以及 CPU 资源敏感的场合，都可以优先考虑 Parallel Scavenge 加 Parallel Old 收集器。

CMS 收集器
CMS（Concurrent Mark Sweep），Mark Sweep 指的是标记 - 清除算法。
分为以下四个流程：

初始标记：仅仅只是标记一下 GC Roots 能直接关联到的对象，速度很快，需要停顿。
并发标记：进行 GC Roots Tracing 的过程，它在整个回收过程中耗时最长，不需要停顿。
为了修正并发标记期间因用户程序继续运作而导致标记产生变动的那一部分对象的标记记录，需要停顿。
不需要停顿

在整个过程中耗时最长的并发标记和并发清除过程中，收集器线程都可以与用户线程一起工作，不需要进行停顿。

具有以下缺点：

吞吐量低：低停顿时间是以牺牲吞吐量为代价的，导致 CPU 利用率不够高。
无法处理浮动垃圾，可能出现 Concurrent Mode Failure。浮动垃圾是指并发清除阶段由于用户线程继续运行而产生的垃圾，这部分垃圾只能到下一次 GC 时才能进行回收。由于浮动垃圾的存在，因此需要预留出一部分内存，意味着 CMS 收集不能像其它收集器那样等待老年代快满的时候再回收。如果预留的内存不够存放浮动垃圾，就会出现 Concurrent Mode Failure，这时虚拟机将临时启用 Serial Old 来替代 CMS
标记 - 清除算法导致的空间碎片，往往出现老年代空间剩余，但无法找到足够大连续空间来分配当前对象，不得不提前触发一次 Full GC

G1 收集器
G1（Garbage-First），它是一款面向服务端应用的垃圾收集器，在多 CPU 和大内存的场景下有很好的性能。HotSpot 开发团队赋予它的使命是未来可以替换掉 CMS 收集器。

堆被分为新生代和老年代，其它收集器进行收集的范围都是整个新生代或者老年代，而 G1 可以直接对新生代和老年代一起回收。

G1 把堆划分成多个大小相等的独立区域（Region），新生代和老年代不再物理隔离。

通过引入 Region 的概念，从而将原来的一整块内存空间划分成多个的小空间，使得每个小空间可以单独进行垃圾回收。这种划分方法带来了很大的灵活性，使得可预测的停顿时间模型成为可能。通过记录每个 Region 垃圾回收时间以及回收所获得的空间（这两个值是通过过去回收的经验获得），并维护一个优先列表，每次根据允许的收集时间，优先回收价值最大的 Region。

每个 Region 都有一个 Remembered Set，用来记录该 Region 对象的引用对象所在的 Region。通过使用 Remembered Set，在做可达性分析的时候就可以避免全堆扫描

如果不计算维护 Remembered Set 的操作，G1 收集器的运作大致可划分为以下几个步骤：

初始标记
并发标记
最终标记：为了修正在并发标记期间因用户程序继续运作而导致标记产生变动的那一部分标记记录，虚拟机将这段时间对象变化记录在线程的 Remembered Set Logs 里面，最终标记阶段需要把 Remembered Set Logs 的数据合并到 Remembered Set 中。这阶段需要停顿线程，但是可并行执行。
筛选回收：首先对各个 Region 中的回收价值和成本进行排序，根据用户所期望的 GC 停顿时间来制定回收计划。此阶段其实也可以做到与用户程序一起并发执行，但是因为只回收一部分 Region，时间是用户可控制的，而且停顿用户线程将大幅度提高收集效率。

具备如下特点：

空间整合：整体来看是基于“标记 - 整理”算法实现的收集器，从局部（两个 Region 之间）上来看是基于“复制”算法实现的，这意味着运行期间不会产生内存空间碎片。
可预测的停顿：能让使用者明确指定在一个长度为 M 毫秒的时间片段内，消耗在 GC 上的时间不得超过 N 毫秒。

内存分配与回收策略

Minor GC和Full GC

Minor GC：回收新生代，因为新生代对象存活时间很短，因此 Minor GC 会频繁执行，执行的速度一般也会比较快
Full GC：回收老年代和新生代，老年代对象其存活时间长，因此 Full GC 很少执行，执行速度会比 Minor GC 慢很多

内存分配策略

对象优先在Eden分配
大多数情况下，对象在新生代Eden上分配，当Eden空间不够时，发起Minor GC
大对象直接进入老年代
大对象是指需要连续内存空间的对象，最典型的大对象是那种很长的字符串以及数组。
经常出现大对象会提前触发垃圾收集以获取足够的连续空间分配给大对象
-XX：PretenureSizeThreshold,大于此值的对象直接在老年代分配，避免在 Eden 和 Survivor 之间的大量内存复制
长期存活的对象进入老年代
为对象定义年龄计数器，对象在 Eden 出生并经过 Minor GC 依然存活，将移动到 Survivor 中，年龄就增加 1 岁，增加到一定年龄则移动到老年代中。

-XX:MaxTenuringThreshold 用来定义年龄的阈值。
4. 动态对象年龄判定
虚拟机并不是永远要求对象的年龄必须达到 MaxTenuringThreshold 才能晋升老年代，如果在 Survivor 中相同年龄所有对象大小的总和大于 Survivor 空间的一半，则年龄大于或等于该年龄的对象可以直接进入老年代，无需等到 MaxTenuringThreshold 中要求的年龄。
5. 空间分配担保
在发生 Minor GC 之前，虚拟机先检查老年代最大可用的连续空间是否大于新生代所有对象总空间，如果条件成立的话，那么 Minor GC 可以确认是安全的。

如果不成立的话虚拟机会查看 HandlePromotionFailure 的值是否允许担保失败，如果允许那么就会继续检查老年代最大可用的连续空间是否大于历次晋升到老年代对象的平均大小，如果大于，将尝试着进行一次 Minor GC；如果小于，或者 HandlePromotionFailure 的值不允许冒险，那么就要进行一次 Full GC

Full GC 的触发条件

对于 Minor GC，其触发条件非常简单，当 Eden 空间满时，就将触发一次 Minor GC。而 Full GC 则相对复杂，有以下条件：

调用 System.gc()
只是建议虚拟机执行 Full GC，但是虚拟机不一定真正去执行。不建议使用这种方式，而是让虚拟机管理内存
老年代空间不足
老年代空间不足的常见场景为前文所讲的大对象直接进入老年代、长期存活的对象进入老年代等
为了避免以上原因引起的 Full GC，应当尽量不要创建过大的对象以及数组。除此之外，可以通过 -Xmn 虚拟机参数调大新生代的大小，让对象尽量在新生代被回收掉，不进入老年代。还可以通过 -XX:MaxTenuringThreshold 调大对象进入老年代的年龄，让对象在新生代多存活一段时间。
空间分配担保失败
使用复制算法的 Minor GC 需要老年代的内存空间作担保，如果担保失败会执行一次 Full GC
JDK 1.7 及以前的永久代空间不足
在 JDK 1.7 及以前，HotSpot 虚拟机中的方法区是用永久代实现的，永久代中存放的为一些 Class 的信息、常量、静态变量等数据。

当系统中要加载的类、反射的类和调用的方法较多时，永久代可能会被占满，在未配置为采用 CMS GC 的情况下也会执行 Full GC。如果经过 Full GC 仍然回收不了，那么虚拟机会抛出 java.lang.OutOfMemoryError。

为避免以上原因引起的 Full GC，可采用的方法为增大永久代空间或转为使用 CMS GC
5. Concurrent Mode Failure
执行 CMS GC 的过程中同时有对象要放入老年代，而此时老年代空间不足（可能是 GC 过程中浮动垃圾过多导致暂时性的空间不足），便会报 Concurrent Mode Failure 错误，并触发 Full GC。

类加载机制

类是在运行期间第一次使用时动态加载的，而不是一次性加载所有类。因为如果一次性加载，那么会占用很多的内存。

类的生命周期
加载-》验证-》准备-》解析-》初始化-》使用-》卸载

类加载过程
包含了加载、验证】准备、解析和初始化这5个阶段

加载
加载是类加载的一个阶段
加载过程完成以下三件事：

通过类的完全限定名称获取定义该类的二进制字节流
将该字节流表示的静态存储结构转换为方法区的运行时存储结构
在内存中生成一个代表该类的 Class 对象，作为方法区中该类各种数据的访问入口

其中二进制字节流可以从以下方式中获取：

从 ZIP 包读取，成为 JAR、EAR、WAR 格式的基础
从网络中获取，最典型的应用是 Applet
运行时计算生成，例如动态代理技术，在 java.lang.reflect.Proxy 使用 ProxyGenerator.generateProxyClass 的代理类的二进制字节流
由其他文件生成，例如由 JSP 文件生成对应的 Class 类

验证
确保 Class 文件的字节流中包含的信息符合当前虚拟机的要求，并且不会危害虚拟机自身的安全
准备
类变量是被 static 修饰的变量，准备阶段为类变量分配内存并设置初始值，使用的是方法区的内存。

实例变量不会在这阶段分配内存，它会在对象实例化时随着对象一起被分配在堆中。应该注意到，实例化不是类加载的一个过程，类加载发生在所有实例化操作之前，并且类加载只进行一次，实例化可以进行多次。

初始值一般为 0 值，例如下面的类变量 value 被初始化为 0 而不是 123。

public static int value = 123;

如果类变量是常量，那么它将初始化为表达式所定义的值而不是 0。例如下面的常量 value 被初始化为 123 而不是 0

public static final int value = 123;

解析

将常量池的符号引用替换为直接引用的过程。

其中解析过程在某些情况下可以在初始化阶段之后再开始，这是为了支持 Java 的动态绑定

初始化
初始化阶段才真正开始执行类中定义的Java程序代码。初始化阶段是虚拟机执行类构造器 <clinit>() 方法的过程。在准备阶段，类变量已经赋过一次系统要求的初始值，而在初始化阶段，根据程序员通过程序制定的主观计划去初始化类变量和其它资源。() 是由编译器自动收集类中所有类变量的赋值动作和静态语句块中的语句合并产生的，编译器收集的顺序由语句在源文件中出现的顺序决定。特别注意的是，静态语句块只能访问到定义在它之前的类变量，定义在它之后的类变量只能赋值，不能访问。例如以下代码：

public class Test {
    static {
        i = 0;                // 给变量赋值可以正常编译通过
        System.out.print(i);  // 这句编译器会提示“非法向前引用”
    }
    static int i = 1;
}

由于父类的 ()方法先执行，也就意味着父类中定义的静态语句块的执行要优先于子类。例如以下代码：

static class Parent {
    public static int A = 1;
    static {
        A = 2;
    }
}

static class Sub extends Parent {
    public static int B = A;
}

public static void main(String[] args) {
     System.out.println(Sub.B);  // 2
}

接口中不可以使用静态语句块，但仍然有类变量初始化的赋值操作，因此接口与类一样都会生成 () 方法。但接口与类不同的是，执行接口的 () 方法不需要先执行父接口的 () 方法。只有当父接口中定义的变量使用时，父接口才会初始化。另外，接口的实现类在初始化时也一样不会执行接口的 () 方法。

虚拟机会保证一个类的 () 方法在多线程环境下被正确的加锁和同步，如果多个线程同时初始化一个类，只会有一个线程执行这个类的 () 方法，其它线程都会阻塞等待，直到活动线程执行 () 方法完毕。如果在一个类的 () 方法中有耗时的操作，就可能造成多个线程阻塞，在实际过程中此种阻塞很隐蔽

类初始化时机

主动引用
虚拟机规范中并没有强制约束何时进行加载，但是规范严格规定了有且只有下列五种情况必须对类进行初始化（加载、验证、准备都会随之发生）：

遇到 new、getstatic、putstatic、invokestatic 这四条字节码指令时，如果类没有进行过初始化，则必须先触发其初始化。最常见的生成这 4 条指令的场景是：使用 new 关键字实例化对象的时候；读取或设置一个类的静态字段（被 final 修饰、已在编译期把结果放入常量池的静态字段除外）的时候；以及调用一个类的静态方法的时候。
使用 java.lang.reflect 包的方法对类进行反射调用的时候，如果类没有进行初始化，则需要先触发其初始化。
当初始化一个类的时候，如果发现其父类还没有进行过初始化，则需要先触发其父类的初始化。
当虚拟机启动时，用户需要指定一个要执行的主类（包含 main() 方法的那个类），虚拟机会先初始化这个主类；
当使用 JDK 1.7 的动态语言支持时，如果一个 java.lang.invoke.MethodHandle 实例最后的解析结果为 REF_getStatic, REF_putStatic, REF_invokeStatic 的方法句柄，并且这个方法句柄所对应的类没有进行过初始化，则需要先触发其初始化

被动引用
以上 5 种场景中的行为称为对一个类进行主动引用。除此之外，所有引用类的方式都不会触发初始化，称为被动引用。被动引用的常见例子包括：

通过子类引用父类的静态字段，不会导致子类初始化。

System.out.println(SubClass.value);  // value 字段在 SuperClass 中定义

通过数组定义来引用类，不会触发此类的初始化。该过程会对数组类进行初始化，数组类是一个由虚拟机自动生成的、直接继承自 Object 的子类，其中包含了数组的属性和方法。

SuperClass[] sca = new SuperClass[10];

常量在编译阶段会存入调用类的常量池中，本质上并没有直接引用到定义常量的类，因此不会触发定义常量的类的初始化

System.out.println(ConstClass.HELLOWORLD);

类与类加载器

两个类相等，需要类本身相等，并且使用同一个类加载器进行加载。这是因为每一个类加载器都拥有一个独立的类名称空间。

这里的相等，包括类的 Class 对象的 equals() 方法、isAssignableFrom() 方法、isInstance() 方法的返回结果为 true，也包括使用 instanceof 关键字做对象所属关系判定结果为 true

类加载器分类

从 Java 虚拟机的角度来讲，只存在以下两种不同的类加载器：

启动类加载器（Bootstrap ClassLoader），使用 C++ 实现，是虚拟机自身的一部分；
所有其它类的加载器，使用 Java 实现，独立于虚拟机，继承自抽象类 java.lang.ClassLoader。

从 Java 开发人员的角度看，类加载器可以划分得更细致一些：

启动类加载器（Bootstrap ClassLoader）此类加载器负责将存放在 <JRE_HOME>\lib 目录中的，或者被 -Xbootclasspath 参数所指定的路径中的，并且是虚拟机识别的（仅按照文件名识别，如 rt.jar，名字不符合的类库即使放在 lib 目录中也不会被加载）类库加载到虚拟机内存中。启动类加载器无法被 Java 程序直接引用，用户在编写自定义类加载器时，如果需要把加载请求委派给启动类加载器，直接使用 null 代替即可
扩展类加载器（Extension ClassLoader）这个类加载器是由 ExtClassLoader（sun.misc.Launcher$ExtClassLoader）实现的。它负责将 <JAVA_HOME>/lib/ext 或者被 java.ext.dir 系统变量所指定路径中的所有类库加载到内存中，开发者可以直接使用扩展类加载器。
应用程序类加载器（Application ClassLoader）这个类加载器是由 AppClassLoader（sun.misc.Launcher$AppClassLoader）实现的。由于这个类加载器是 ClassLoader 中的 getSystemClassLoader() 方法的返回值，因此一般称为系统类加载器。它负责加载用户类路径（ClassPath）上所指定的类库，开发者可以直接使用这个类加载器，如果应用程序中没有自定义过自己的类加载器，一般情况下这个就是程序中默认的类加载器。

双亲委派模型

工作过程
一个类加载器首先将类加载请求转发到父类加载器，只有当父类加载器无法完成时才尝试自己加载。
好处
使得 Java 类随着它的类加载器一起具有一种带有优先级的层次关系，从而使得基础类得到统一。

例如 java.lang.Object 存放在 rt.jar 中，如果编写另外一个 java.lang.Object 并放到 ClassPath 中，程序可以编译通过。由于双亲委派模型的存在，所以在 rt.jar 中的 Object 比在 ClassPath 中的 Object 优先级更高，这是因为 rt.jar 中的 Object 使用的是启动类加载器，而 ClassPath 中的 Object 使用的是应用程序类加载器。rt.jar 中的 Object 优先级更高，那么程序中所有的 Object 都是这个 Object。
3. 如何破坏双亲委派机制

重写loadClass方法
JDBCSPI加载类

Java内存模型与线程

1、Java线程有自己的工作内存
2、所有变量都存储在主内存中，除了线程私有的变量
3、线程通过save和Load操作在工作内存和主内存之间传递数据

内存间的交互操作

lock锁定：作用于主内存的变量，它把一个变量标识为一条线程独占的状态
unlock解锁：作用于主内存的变量，它把一个处于锁定状态的变量释放出来，释放后的变量才可以被其他线程锁定
read读取：作用于主内存的变量，它把一个变量的值从主内存传输到线程的工作内存中，以便后续的load动作使用
load载入：作用于工作内存的变量，它把read操作从主内存中得到的变量值放入工作内存的变量副本中
use使用：作用于工作内存的变量，它把工作内存中一个变量的值传递给执行引擎，每当虚拟机遇到一个需要使用到变量的值的字节码指令时将会执行这个操作
assign赋值：作用于工作内存的变量，它把一个从执行引擎接收到的值赋给工作内存的变量，每当虚拟机遇到一个给变量赋值的字节码指令时执行这个操作
store存储：作用于工作内存的变量，它把工作内存中一个变量的值传送到主内存中，以便随后的write操作使用。
write写入：作用于主内存的变量，它把store操作从工作内存中得到的变量的值放入主内存的变量中

volatile

保证此变量对所有线程的可见性
禁止指令重排序优化

Java 内存模型特性

原子性
可见效
有序性

happen before 先行发生原则

程序次序规则
管程锁定规则
volatile变量规则
线程启动规则
线程终止规则
线程中断规则
对象终结规则
传递性

Java 与线程

线程是比进程更轻量级的调度执行单位，线程的引入，可以把一个进程的资源分配和执行调度分开，各个线程既可以共享进程资源（内存地址、文件I/O等），又可以独立调度

线程的实现

内核线程(Kernel-Level Thread,KLT)就是直接由操作系统内核支持的线程，这种线程由内核来完成线程切换，内核通过操纵调度器对线程进行调度，并负责将线程的任务映射到各个处理器上。程序一般不会直接去使用内核线程，而是去使用内核线程的一种高级接口——轻量级进程（Light Weight Process，LWP），轻量级进程与内核线程通常是1:1的关系
使用用户线程实现，用户线程指的是完全建立在用户空间的线程库上，系统内核不能感知线程存在的实现。用户线程的建立、同步、销毁和调度完全在用户态中完成，不需要内核的帮助。如果程序实现得当，这种线程不需要切换到内核态，因此操作可以是非常快速且低消耗的，也可以支持规模更大的线程数量，部分高性能数据库的多线程就是由用户线程实现的
使用用户线程加轻量级进程混合实现，用户线程建立在用户空间中，因此用户线程的创建、切换、析构等操作依然廉价，并且可以支持大规模的用户线程并发。操作系统提供支持的轻量级进程则作为用户线程和内核线程之间的桥梁，用户线程的系统调用通过轻量级进程来完成

Java 线程的实现

Windows和Linux采用线程与轻量级进程一对一的形式实现

Java 线程调度

调度方式

协同式线程调度：任务执行完才让出执行时间
抢占式线程调度：由系统决定执行时间，线程自己可以选择让出执行时间

Java 线程状态

新建（New）：创建后尚未启动的线程处于这种状态
运行（Runable）：Runable包括了操作系统线程状态中的Running和Ready，也就是处于此状态的线程可能正在执行，也有可能等待着CPU为它分配执行时间
无限期等待（Waiting）：处于这种状态的线程不会被分配CPU执行时间，它们要等待被其他线程显式地唤醒。以下方法会让线程陷入无限期的等待状态：
没有设置Timeout参数的Object.wait()方法
没有设置Timeout参数的Thread.join()方法
LockSupport.park()方法
限期等待（Timed Waiting）：处于这种状态的线程也不会被分配CPU执行时间，不过无须等待被其他线程显式地唤醒，在一定时间之后它们会由系统自动唤醒。以下方法会让线程进入限期等待状态：
Thread.sleep()方法
设置了Timeout参数的Object.wait()方法
设置了Timeout参数的Thread.join()方法
LockSupport.parkNanos()方法
LockSupport.parkUntil()方法
阻塞（Blocked）：线程被阻塞，“阻塞状态”与“等待状态”的区别是：“阻塞状态”在等待着获取到一个排他锁，这个事件将在另外一个线程放弃这个锁的时候发生；而“等待状态”则是在等待一段时间，或者唤醒动作的发生。在程序等待进入同步区域的时候，线程将进入这种状态
结束（Terminated）：已终止线程的线程状态，线程已经结束执行。

线程安全与锁优化

Java 中的线程安全

不可变
绝对线程安全
相对线程安全
线程兼容
线程对立

线程安全的实现方法

互斥同步：

synchronized关键字，会在同步块的前后分别形成monitorenter和monitorexit
根据虚拟机规范的要求，在执行monitorenter指令时，首先要尝试获取对象的锁。如果这个对象没被锁定，或者当前线程已经拥有了那个对象的锁，把锁的计数器加1，相应的，在执行monitorexit指令时会将锁的计数器减1，当计数器为0时，锁就被释放。如果获取对象锁失败，那当前线程就要阻塞等待，直到对象锁被另外一个线程释放为止。

Java的线程是映射到操作系统的原生线程之上的，如果要阻塞或唤醒一个线程，都需要操作系统来帮忙完成，这就需要从用户态转换到核心态中，因此状态转换需要耗费很多的处理器时间。对于代码简单的同步块，状态转换消耗的时间有可能比用户代码执行的时间还长。

ReentrantLock可重入锁，与synchronize相比，一个是API层面，一个是原生语法层面
高级功能：
- 等待可中断
- 公平锁
- 锁绑定多个条件
如何使用：需要用到ReentrantLock特性的时候优先选择，性能基本持平，后续优化着重优化synchronize

非阻塞同步
非阻塞同步是基于冲突检测的乐观并发策略，先行操作，如果没有其他线程争用贡献数据，那就操作成功了；如果共享数据有争用，产生了冲突，那就采取其它补偿措施，不断重试

CAS：比较并交换，需要硬件支持保证其原子性
CAS指令需要有3个操作数，分别是内存位置，旧的预期值，和新值，CAS指令执行时，当且仅当V符合旧预期值A时，处理器用新值B更新V的值，否则它不会执行更新，但无论是否更新了V的值，都会返回V的旧值。
Java中使用Unsafe类调用相关的CAS方法
相关原子类
AtomicBoolean：原子更新布尔类型
AtomicInteger：原子更新整型
AtomicLong：原子更新长整型

AtomicIntegerArray：原子更新整型数组里的元素
AtomicLongArray：原子更新长整型数组里的元素
AtomicReferenceArray：原子更新引用类型数组里的元素

ABA问题：初次读取的时候为A值，然后改成了B，又被改成了A，CAS操作时会认为它从来没有被更改过，可以用原子引用类AtomicStampedReference，它可以通过控制变量值的版本来保证CAS的正确性

无同步方案

可重入代码这种代码也叫纯代码，不依赖外部共有变量，同样的输入必然有同样的输出
线程本地存储如果一段代码中所需要的数据必须与其他代码共享，如果能保证共享数据的代码在同一个线程中执行，那么就可以把共享数据的可见范围限制在同一个线程之内。

锁优化

自旋锁：避免用户态和内核态的切换，尝试一定程度的自旋，减少操作系统的使用资源。
锁消除：系统检测到对象不会存在竞争，便会自动把锁给消除掉
锁粗化：如果一系列连续操作都对同一个对象反复加锁和解锁，那么会扩大锁的范围，避免频繁加锁解锁的性能消耗
轻量级锁

如果对象没有被锁定，虚拟机首先在当前线程的栈帧上建立一个名为锁记录的空间，用于存储锁对象目前的Mark Word的拷贝(Displaced Mark Word)
虚拟机使用CAS操作尝试将对象的Mark Word更新为指向Lock Record的指针。如果这个更新动作成功了，那么这个线程就拥有了该对象的锁，并且对象Mark Word的锁标志为将转变为“00”，即表示此对象处于轻量级锁定状态，如果这个更新操作失败了，虚拟机首先会检查对象的Mark Word是否指向当前线程的栈帧，如果只说明当前线程已经拥有了这个对象的锁，那就可以直接进入同步块继续执行，否则说明这个锁对象已经被其他线程抢占了。如果有两条以上的线程争用一个锁，那轻量级锁就不再有效，要膨胀为重量级锁，锁标记的状态值变为“10”，Mark Word中存储的就是指向重量级锁（互斥量）的指针，后面等待锁的线程也要进入阻塞状态。
解锁：它的解锁过程也是通过CAS操作来进行的，如果对象的MarkWord仍然指向着线程的锁记录，那就用CAS操作把对象当前的Mark Word和线程中复制的Displaced Mark Word替换回来，如果替换成功，整个同步过程就完成了。如果替换失败，说明有其他线程尝试过获取该锁，那就要在释放锁的同时，唤醒被挂起的线程
轻量级锁能提升程序同步性能的依据是“对于绝大部分锁，在整个同步周期内都是不存在竞争的”

偏向锁

持有偏向锁相关的线程，再次进入时，不需要重新获取锁，当发现竞争时，会撤销偏向恢复到未锁定状态，或轻量级锁，后续变为重量级锁

这篇关于深入理解Java虚拟机的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对大家有所帮助，也希望大家多多支持为之网！