转载自：http://ifeve.com/volatile/

前言

volatile在实际使用中，保证了线程的实时可见性，我们知道他是读安全，写不安全。在合适的场景使用，会比synchronized效率高很多。这个合适的场景，我想应该是读较多的场景。那么volatile为什么能做到多个线程变量能实时感知到最新的修改结果呢？下面来分析下。

术语定义

术语定义

这里可能部分的了解下，如cache hit等。这里稍微再普及下cpu和缓存的概念。

CPU是你机器的心脏，最终由它来执行所有运算和程序。主内存（RAM）是你的数据（包括代码行）存放的地方。在CPU和主内存之间有好几道缓存，在运算的时候，把数据加载到离cpu最近的地方去读取操作是最优的选择。因为即使cpu直接访问内存，那也是相当慢的。

cpu内存模型

越靠近cpu的缓存，越快也越小，L1一级缓存。L2大一些，也慢一些，并且仍然只能被一个单独的 CPU 核使用。L3在现代多核机器中更普遍，仍然更大，更慢，并且被单个插槽上的所有 CPU 核共享。最后，你拥有一块主存，由全部插槽上的所有 CPU 核共享。

当CPU执行运算的时候，它先去L1查找所需的数据，再去L2，然后是L3，最后如果这些缓存中都没有，所需的数据就要去主内存拿。走得越远，运算耗费的时间就越长。所以如果你在做一些很频繁的事，你要确保数据在L1缓存中。

时间比较

如果你的目标是让端到端的延迟只有 10毫秒，而其中花80纳秒去主存拿一些未命中数据的过程将占很重的一块。

这里提到另外一个有趣的概念：缓存行
数据在缓存中不是以独立的项来存储的，如不是一个单独的变量，也不是一个单独的指针。缓存是由缓存行组成的，通常是64字节（常用处理器的缓存行是64字节的，比较旧的处理器缓存行是32字节），并且它有效地引用主内存中的一块地址。一个Java的long类型是8字节，因此在一个缓存行中可以存8个long类型的变量。

非常奇妙的是如果你访问一个long数组，当数组中的一个值被加载到缓存中，它会额外加载另外7个。因此你能非常快地遍历这个数组。事实上，你可以非常快速的遍历在连续的内存块中分配的任意数据结构。

因此如果你数据结构中的项在内存中不是彼此相邻的（链表，我正在关注你呢），你将得不到免费缓存加载所带来的优势。并且在这些数据结构中的每一个项都可能会出现缓存未命中。

打个比方，有两个变量A和B相邻，被加载到同一个缓存行，如果两个内核在同时写这两个变量，将是很糟糕到事情。因为每个内核都要将另外一个内核的数据废弃掉，然后重新读取，虽然可能和自己需要的变量无关的操作。这个就叫做“伪共享”。而解决这个问题，又诞生了另外一个技术缓存填充，Doug lea大师写的一个类LinkedTransferQueue可以参照了了解下。

volatile官方定义

java语言规范第三版中对volatile的定义如下： java编程语言允许线程访问共享变量，为了确保共享变量能被准确和一致的更新，线程应该确保通过排他锁单独获得这个变量。Java语言提供了volatile，在某些情况下比锁更加方便。如果一个字段被声明成volatile，java线程内存模型确保所有线程看到这个变量的值是一致的。

优点

Volatile变量修饰符如果使用恰当的话，它比synchronized的使用和执行成本会更低，因为它不会引起线程上下文的切换和调度。

volatile实现原理

那么Volatile是如何来保证可见性的呢？在x86处理器下通过工具获取JIT编译器生成的汇编指令来看看对Volatile进行写操作CPU会做什么事情。

汇编命令

有volatile变量修饰的共享变量进行写操作的时候会多第二行汇编代码，通过查IA-32架构软件开发者手册可知，
lock前缀的指令在多核处理器下会引发了两件事情。

1、将当前处理器缓存行的数据会写回到系统内存。
2、这个写回内存的操作会引起在其他CPU里缓存了该内存地址的数据无效。

处理器为了提高处理速度，不直接和内存进行通讯，而是先将系统内存的数据读到内部缓存（L1,L2或其他）后再进行操作，但操作完之后不知道何时会写到内存，如果对声明了Volatile变量进行写操作，JVM就会向处理器发送一条Lock前缀的指令，将这个变量所在缓存行的数据写回到系统内存。但是就算写回到内存，如果其他处理器缓存的值还是旧的，再执行计算操作就会有问题，所以在多处理器下，为了保证各个处理器的缓存是一致的，就会实现缓存一致性协议，每个处理器通过嗅探在总线上传播的数据来检查自己缓存的值是不是过期了，当处理器发现自己缓存行对应的内存地址被修改，就会将当前处理器的缓存行设置成无效状态，当处理器要对这个数据进行修改操作的时候，会强制重新从系统内存里把数据读到处理器缓存里。

Lock前缀指令会引起处理器缓存回写到内存。Lock前缀指令导致在执行指令期间，声言处理器的 LOCK# 信号。在多处理器环境中，LOCK# 信号确保在声言该信号期间，处理器可以独占使用任何共享内存。（因为它会锁住总线，导致其他CPU不能访问总线，不能访问总线就意味着不能访问系统内存），但是在最近的处理器里，LOCK＃信号一般不锁总线，而是锁缓存，毕竟锁总线开销比较大。在8.1.4章节有详细说明锁定操作对处理器缓存的影响，对于Intel486和Pentium处理器，在锁操作时，总是在总线上声言LOCK#信号。但在P6和最近的处理器中，如果访问的内存区域已经缓存在处理器内部，则不会声言LOCK#信号。相反地，它会锁定这块内存区域的缓存并回写到内存，并使用缓存一致性机制来确保修改的原子性，此操作被称为“缓存锁定”，缓存一致性机制会阻止同时修改被两个以上处理器缓存的内存区域数据。

一个处理器的缓存回写到内存会导致其他处理器的缓存无效。IA-32处理器和Intel 64处理器使用MESI（修改，独占，共享，无效）控制协议去维护内部缓存和其他处理器缓存的一致性。在多核处理器系统中进行操作的时候，IA-32 和Intel 64处理器能嗅探其他处理器访问系统内存和它们的内部缓存。它们使用嗅探技术保证它的内部缓存，系统内存和其他处理器的缓存的数据在总线上保持一致。例如在Pentium和P6 family处理器中，如果通过嗅探一个处理器来检测其他处理器打算写内存地址，而这个地址当前处理共享状态，那么正在嗅探的处理器将无效它的缓存行，在下次访问相同内存地址时，强制执行缓存行填充。