相?synchronized的加鎖?式來解決共享變量的內(nèi)存可?性問題，volatile就是更輕量的選擇，他沒有上

下?切換的額外開銷成本。使?volatile聲明的變量，可以確保值被更新的時候?qū)ζ渌€程?刻可?。

volatile使?內(nèi)存屏障來保證不會發(fā)?指令重排，解決了內(nèi)存可?性的問題。

我們知道，線程都是從主內(nèi)存中讀取共享變量到?作內(nèi)存來操作，完成之后再把結(jié)果寫會主內(nèi)存，但是

這樣就會帶來可?性問題。舉個例?，假設(shè)現(xiàn)在我們是兩級緩存的雙核CPU架構(gòu)，包含L1、L2兩級緩

存。

1. 線程A?先獲取變量X的值，由于最初兩級緩存都是空，所以直接從主內(nèi)存中讀取X，假設(shè)X初始值為

0，線程A讀取之后把X值都修改為1，同時寫回主內(nèi)存。這時候緩存和主內(nèi)存的情況如下圖。

線程A讀取數(shù)據(jù)

2. 線程B也同樣讀取變量X的值，由于L2緩存已經(jīng)有緩存X=1，所以直接從L2緩存讀取，之后線程B把X

修改為2，同時寫回L2和主內(nèi)存。這時候的X值?下圖所示。

那么線程A如果再想獲取變量X的值，因為L1緩存已經(jīng)有x=1了，所以這時候變量內(nèi)存不可?問題就

產(chǎn)?了，B修改為2的值對A來說沒有感知。

線程B讀取數(shù)

那么，如果X變量?volatile修飾的話，當(dāng)線程A再次讀取變量X的話，CPU就會根據(jù)緩存?致性協(xié)議強制

線程A重新從主內(nèi)存加載最新的值到??的?作內(nèi)存，?不是直接?緩存中的值。

再來說內(nèi)存屏障的問題，volatile修飾之后會加?不同的內(nèi)存屏障來保證可?性的問題能正確執(zhí)?。這?

寫的屏障基于書中提供的內(nèi)容，但是實際上由于CPU架構(gòu)不同，重排序的策略不同，提供的內(nèi)存屏障也

不?樣，?如x86平臺上，只有StoreLoad?種內(nèi)存屏障。

1. StoreStore屏障，保證上?的普通寫不和volatile寫發(fā)?重排序

2. StoreLoad屏障，保證volatile寫與后?可能的volatile讀寫不發(fā)?重排序

3. LoadLoad屏障，禁?volatile讀與后?的普通讀重排序

4. LoadStore屏障，禁?volatile讀和后?的普通寫重排序