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摘要：禁止指令重排序優(yōu)化。只有當(dāng)線程對變量執(zhí)行的前一個動作是時，才能對執(zhí)行動作并且，只有當(dāng)對變量執(zhí)行的后一個動作是時，線程才能對變量執(zhí)行動作。變量不需要與其他的狀態(tài)變量共同參與不變約束。在某些情況下，的同步機制性要優(yōu)于鎖。
當(dāng)一個變量定義為volatile之后，它具備兩種特性：
保證此變量對所有線程的可見性，這里的“可見性”是指當(dāng)一條線程修改了這個變量的值，新值對于其他線程來說是可以立即得知的。
禁止指令重排序優(yōu)化。
在X86處理器下通過工具獲取 JIT編譯器生成的匯編指令來看下volatile變量進(jìn)行讀寫操作時CPU的行為：
Java 代碼如下：
// volatile Object instance; instance = new Singleton();
生成的匯編代碼如下：
0x01a3de1d: movb $0X0, 0X1104800(%esi); 0X01a3de24: lock addl $0X0, (%esp);
有volatile變量修飾的共享變量進(jìn)行寫操作的時候會多出第二行匯編代碼，Lock前綴的指令在多核處理器下會引發(fā)了兩件事件。
將當(dāng)前處理器緩存的數(shù)據(jù)寫回到系統(tǒng)內(nèi)存。
這個寫回內(nèi)存的操作會使在其他CPU里緩存了該內(nèi)存地址的數(shù)據(jù)無效。
再讓我們從Java內(nèi)存模型的角度分析下volatile變量。假定T表示一個線程，V和W分別表示兩個volatile變量，那么在進(jìn)行read, load, use, assign, store和write時需要滿足以下三條規(guī)則：
只有當(dāng)線程T對變量V執(zhí)行的前一個動作是load時，T才能對V執(zhí)行use; 并且，只有當(dāng)T對V執(zhí)行的后一個動作是use時，T才能對V執(zhí)行l(wèi)oad。T對V的use動作可以認(rèn)為是和線程T對V的load，read動作相關(guān)聯(lián)，必須連續(xù)一起出現(xiàn)（這條規(guī)則要求 在工作內(nèi)存中，每次使用V前都必須先從主內(nèi)存刷新最新的值，用于保證能看見其他線程對變量V所做的修改后的值）。
只有當(dāng)線程T對變量V執(zhí)行的前一個動作是assign時，T才能對V執(zhí)行store動作；并且，只有當(dāng)T對變量V執(zhí)行的后一個動作是store時，線程T才能對變量V執(zhí)行assign動作。線程T對變量V的assign動作可認(rèn)為是和線程T對變量V的store, write動作相關(guān)聯(lián)，必須連續(xù)一起出現(xiàn)（這條規(guī)則要求 在工作內(nèi)存中，每次修改V后都必須立刻同步回主內(nèi)存中，用于保證其他線程可以看到自己對變量V所做的修改）。
假定動作A是線程T對變量V實施的use或assign操作，假定動作F是和動作A相關(guān)聯(lián)的load或store動作，假定動作P是和動作F相應(yīng)的變量V的read或write動作；類似的，假定動作B是線程T對變量W實施的use或assign動作，假定動作G是和動作B相關(guān)聯(lián)的load或store動作，假定動作Q是和動作G相應(yīng)的變量W的read或write動作。如果A先于B，那P先于Q（這條規(guī)則要求 volatile修飾的變量不會被指令重排序優(yōu)化，保證代碼的執(zhí)行順序與程序的順序相同）。
由于volatile變量只能保證可見性，在不符合以下兩條規(guī)則的運算場景中，仍然要通過加鎖（使用synchronized或java.util.concurrent中的原子類）來保證原子性：
運行結(jié)果并不依賴變量的當(dāng)前值，或者能夠確保只有單一的線程修改變量的值。
變量不需要與其他的狀態(tài)變量共同參與不變約束。
在某些情況下，volatile的同步機制性要優(yōu)于鎖。并且，volatile變量讀操作的性能消耗與普通變量幾乎沒有什么差別，但是寫操作則可能會慢一些，因為它需要在本地代碼中插入許多內(nèi)存屏障指令來保證處理器不發(fā)生亂序執(zhí)行。
參考：
深入分析Volatile的實現(xiàn)原理
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