关于主内存与工作内存之间具体的交互协议，即一个变量如何从主内存拷贝到工作内存、如何从 工作内存同步回主内存这一类的实现细节，Java内存模型中定义了以下8种操作来完成。Java虚拟机实 现时必须保证下面提及的每一种操作都是原子的、不可再分的。
- 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 便随后的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。
- 不允许read和load、store和write操作之一单独出现，即不允许一个变量从主内存读取了但工作内 存不接受，或者工作内存发起回写了但主内存不接受的情况出现。不允许一个线程丢弃它最近的assign操作，即变量在工作内存中改变了之后必须把该变化同步回 主内存。不允许一个线程无原因地（没有发生过任何assign操作）把数据从线程的工作内存同步回主内存中。一个新的变量只能在主内存中“诞生”，不允许在工作内存中直接使用一个未被初始化（load或 assign）的变量，换句话说就是对一个变量实施use、store操作之前，必须先执行assign和load操作。一个变量在同一个时刻只允许一条线程对其进行lock操作，但lock操作可以被同一条线程重复执 行多次，多次执行lock后，只有执行相同次数的unlock操作，变量才会被解锁。如果对一个变量执行lock操作，那将会清空工作内存中此变量的值，在执行引擎使用这个变量 前，需要重新执行load或assign操作以初始化变量的值。如果一个变量事先没有被lock操作锁定，那就不允许对它执行unlock操作，也不允许去unlock一个 被其他线程锁定的变量。对一个变量执行unlock操作之前，必须先把此变量同步回主内存中（执行store、write操作）。
关于volatile变量的可见性，经常会被开发人员误解，他们会误以为下面的描述是正确的：“volatile 变量对所有线程是立即可见的，对volatile变量所有的写操作都能立刻反映到其他线程之中。换句话 说，volatile变量在各个线程中是一致的，所以基于volatile变量的运算在并发下是线程安全的”。这句话 的论据部分并没有错，但是由其论据并不能得出“基于volatile变量的运算在并发下是线程安全的”这样 的结论。volatile变量在各个线程的工作内存中是不存在一致性问题的（从物理存储的角度看，各个线 程的工作内存中volatile变量也可以存在不一致的情况，但由于每次使用之前都要先刷新，执行引擎看 不到不一致的情况，因此可以认为不存在一致性问题），但是Java里面的运算操作符并非原子操作， 这导致volatile变量的运算在并发下一样是不安全的。
- volatile并不能保证原子性问问题，他只能保证自己被修改后在其他现成可以volatile与普通变量不同的是被修改会立刻会写到主内存中，来保证可见性。volatile通过增加lock addl 来增加内存屏障 防止指令重排序。
- 内核线程实现用户线程实现混合实现
- 如果使用协同式调度的多线程系统，线程的执行时间由线程本身来控制，线程把自己的工作执行 完了之后，要主动通知系统切换到另外一个线程上去。协同式多线程的最大好处是实现简单，而且由 于线程要把自己的事情干完后才会进行线程切换，切换操作对线程自己是可知的，所以一般没有什么 线程同步的问题。它的坏处也很明显：线程执行时间不可控 制，甚至如果一个线程的代码编写有问题，一直不告知系统进行线程切换，那么程序就会一直阻塞在 那里。
- 如果使用抢占式调度的多线程系统，那么每个线程将由系统来分配执行时间，线程的切换不由线 程本身来决定。譬如在Java中，有Thread::yield()方法可以主动让出执行时间，但是如果想要主动获取 执行时间，线程本身是没有什么办法的。
Java语言定义了6种线程状态，在任意一个时间点中，一个线程只能有且只有其中的一种状态，并 且可以通过特定的方法在不同状态之间转换。这6种状态分别是：
- 新建（New）：创建后尚未启动的线程处于这种状态。运行（Runnable）：包括操作系统线程状态中的Running和Ready，也就是处于此状态的线程有可 能正在执行，也有可能正在等待着操作系统为它分配执行时间。无限期等待（Waiting）：处于这种状态的线程不会被分配处理器执行时间，它们要等待被其他线 程显式唤醒。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处理器执行时间，不过无须等待 被其他线程显式唤醒，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）：线程被阻塞了，“阻塞状态”与“等待状态”的区别是“阻塞状态”在等待着获取到 一个排它锁，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。
- 等待可中断：是指当持有锁的线程长期不释放锁的时候，正在等待的线程可以选择放弃等待，改 为处理其他事情。可中断特性对处理执行时间非常长的同步块很有帮助。公平锁：先到先的锁绑定多个条件：是指一个ReentrantLock对象可以同时绑定多个Condition对象。在synchronized 中，锁对象的wait()跟它的notify()或者notifyAll()方法配合可以实现一个隐含的条件，如果要和多于一 个的条件关联的时候，就不得不额外添加一个锁；而ReentrantLock则无须这样做，多次调用 newCondition()方法即可。
如果物理机器有一个以上的处理器或者处理器核心，能让两个或以上的线程同时并行执行，我们就可以让后面请求锁的那个线程“稍等一会”，但不放弃处理器的执行时间，看看持有锁的线程是否很快就会释放锁。为了让线程等待，我们只须让线程执行一个忙循环（自旋），这项技术就是所谓的自 旋锁。
可重入性可重入性是指一条线程能够反复进入被它自己持有锁的同步块的特性，即锁关联的计数器，如果持 有锁的线程再次获得它，则将计数器的值加一，每次释放锁时计数器的值减一，当计数器的值为零 时，才能真正释放锁。
锁消除锁消除是指虚拟机即时编译器在运行时，对一些代码要求同步，但是对被检测到不可能存在共享 数据竞争的锁进行消除。锁消除的主要判定依据来源于逃逸分析的数据支持（第11章已经讲解过逃逸 分析技术），如果判断到一段代码中，在堆上的所有数据都不会逃逸出去被其他线程访问到，那就可 以把它们当作栈上数据对待，认为它们是线程私有的，同步加锁自然就无须再进行。
锁粗化原则上，我们在编写代码的时候，总是推荐将同步块的作用范围限制得尽量小——只在共享数据 的实际作用域中才进行同步，这样是为了使得需要同步的操作数量尽可能变少，即使存在锁竞争，等 待锁的线程也能尽可能快地拿到锁。
大多数情况下，上面的原则都是正确的，但是如果一系列的连续操作都对同一个对象反复加锁和 解锁，甚至加锁操作是出现在循环体之中的，那即使没有线程竞争，频繁地进行互斥同步操作也会导 致不必要的性能损耗。
虚拟机将使用CAS操作尝试把对象的Mark Word更新为指向Lock Record的指针。如果这个 更新动作成功了，即代表该线程拥有了这个对象的锁，并且对象Mark Word的锁标志位（Mark Word的 最后两个比特）将转变为“00”，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，那就意味着至少存在一条线程与当前线程竞争获取该对象的锁。虚拟 机首先会检查对象的Mark Word是否指向当前线程的栈帧，如果是，说明当前线程已经拥有了这个对 象的锁，那直接进入同步块继续执行就可以了，否则就说明这个锁对象已经被其他线程抢占了。如果 出现两条以上的线程争用同一个锁的情况，那轻量级锁就不再有效，必须要膨胀为重量级锁，锁标志 的状态值变为“10”，此时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 程也必须进入阻塞状态
偏向锁假设当前虚拟机启用了偏向锁，那么当锁对象第一次被线程获取的时候，虚拟机将会把对象头中的标志 位设置为“01”、把偏向模式设置为“1”，表示进入偏向模式。同时使用CAS操作把获取到这个锁的线程 的ID记录在对象的Mark Word之中。如果CAS操作成功，持有偏向锁的线程以后每次进入这个锁相关 的同步块时，虚拟机都可以不再进行任何同步操作（例如加锁、解锁及对Mark Word的更新操作 等）。
一旦出现另外一个线程去尝试获取这个锁的情况，偏向模式就马上宣告结束。根据锁对象目前是 否处于被锁定的状态决定是否撤销偏向（偏向模式设置为“0”），撤销后标志位恢复到未锁定（标志位 为“01”）或轻量级锁定（标志位为“00”）的状态，后续的同步操作就按照上面介绍的轻量级锁那样去 执行。
