前言

我們知道volatile關(guān)鍵字的作用是保證變量在多線程之間的可見性，它是java.util.concurrent包的核心，沒有volatile就沒有這么多的并發(fā)類給我們使用。

本文詳細(xì)解讀一下volatile關(guān)鍵字如何保證變量在多線程之間的可見性，在此之前，有必要講解一下CPU緩存的相關(guān)知識，掌握這部分知識一定會讓我們更好地理解volatile的原理，從而更好、更正確地地使用volatile關(guān)鍵字。

CPU緩存

CPU緩存的出現(xiàn)主要是為了解決CPU運(yùn)算速度與內(nèi)存讀寫速度不匹配的矛盾，因為CPU運(yùn)算速度要比內(nèi)存讀寫速度快得多，舉個例子：

• 一次主內(nèi)存的訪問通常在幾十到幾百個時鐘周期
• 一次L1高速緩存的讀寫只需要1~2個時鐘周期
• 一次L2高速緩存的讀寫也只需要數(shù)十個時鐘周期

這種訪問速度的顯著差異，導(dǎo)致CPU可能會花費(fèi)很長時間等待數(shù)據(jù)到來或把數(shù)據(jù)寫入內(nèi)存。

基于此，現(xiàn)在CPU大多數(shù)情況下讀寫都不會直接訪問內(nèi)存（CPU都沒有連接到內(nèi)存的管腳），取而代之的是CPU緩存，CPU緩存是位于CPU與內(nèi)存之間的臨時存儲器，它的容量比內(nèi)存小得多但是交換速度卻比內(nèi)存快得多。而緩存中的數(shù)據(jù)是內(nèi)存中的一小部分?jǐn)?shù)據(jù)，但這一小部分是短時間內(nèi)CPU即將訪問的，當(dāng)CPU調(diào)用大量數(shù)據(jù)時，就可先從緩存中讀取，從而加快讀取速度。

按照讀取順序與CPU結(jié)合的緊密程度，CPU緩存可分為：

• 一級緩存：簡稱L1 Cache，位于CPU內(nèi)核的旁邊，是與CPU結(jié)合最為緊密的CPU緩存
• 二級緩存：簡稱L2 Cache，分內(nèi)部和外部兩種芯片，內(nèi)部芯片二級緩存運(yùn)行速度與主頻相同，外部芯片二級緩存運(yùn)行速度則只有主頻的一半
• 三級緩存：簡稱L3 Cache，部分高端CPU才有

每一級緩存中所存儲的數(shù)據(jù)全部都是下一級緩存中的一部分，這三種緩存的技術(shù)難度和制造成本是相對遞減的，所以其容量也相對遞增。

當(dāng)CPU要讀取一個數(shù)據(jù)時，首先從一級緩存中查找，如果沒有再從二級緩存中查找，如果還是沒有再從三級緩存中或內(nèi)存中查找。一般來說每級緩存的命中率大概都有80%左右，也就是說全部數(shù)據(jù)量的80%都可以在一級緩存中找到，只剩下20%的總數(shù)據(jù)量才需要從二級緩存、三級緩存或內(nèi)存中讀取。

使用CPU緩存帶來的問題

用一張圖表示一下CPU-->CPU緩存-->主內(nèi)存數(shù)據(jù)讀取之間的關(guān)系：

當(dāng)系統(tǒng)運(yùn)行時，CPU執(zhí)行計算的過程如下：

1. 程序以及數(shù)據(jù)被加載到主內(nèi)存
2. 指令和數(shù)據(jù)被加載到CPU緩存
3. CPU執(zhí)行指令，把結(jié)果寫到高速緩存
4. 高速緩存中的數(shù)據(jù)寫回主內(nèi)存

如果服務(wù)器是單核CPU，那么這些步驟不會有任何的問題，但是如果服務(wù)器是多核CPU，那么問題來了，以Intel Core i7處理器的高速緩存概念模型為例（圖片摘自《深入理解計算機(jī)系統(tǒng)》）：

試想下面一種情況：

1. 核0讀取了一個字節(jié)，根據(jù)局部性原理，它相鄰的字節(jié)同樣被被讀入核0的緩存
2. 核3做了上面同樣的工作，這樣核0與核3的緩存擁有同樣的數(shù)據(jù)
3. 核0修改了那個字節(jié)，被修改后，那個字節(jié)被寫回核0的緩存，但是該信息并沒有寫回主存
4. 核3訪問該字節(jié)，由于核0并未將數(shù)據(jù)寫回主存，數(shù)據(jù)不同步

為了解決這個問題，CPU制造商制定了一個規(guī)則：當(dāng)一個CPU修改緩存中的字節(jié)時，服務(wù)器中其他CPU會被通知，它們的緩存將視為無效。于是，在上面的情況下，核3發(fā)現(xiàn)自己的緩存中數(shù)據(jù)已無效，核0將立即把自己的數(shù)據(jù)寫回主存，然后核3重新讀取該數(shù)據(jù)。

可以看出，緩存在多核CPU的使用情況下會有一些性能的缺失。

反匯編Java字節(jié)碼，查看匯編層面對volatile關(guān)鍵字做了什么

有了上面的理論基礎(chǔ)，我們可以研究volatile關(guān)鍵字到底是如何實現(xiàn)的。首先寫一段簡單的代碼：

/** * @author 五月的倉頡http://www.cnblogs.com/xrq730/p/7048693.html
 */
public class LazySingleton {
  private static volatile LazySingleton instance = null;
  public static LazySingleton getInstance() {
    if (instance == null) {
      instance = new LazySingleton();
    }
    return instance;
  }
  public static void main(String[] args) {
    LazySingleton.getInstance();
  }
}

首先反編譯一下這段代碼的.class文件，看一下生成的字節(jié)碼：

沒有任何特別的。我們知道，字節(jié)碼指令，比如上圖的getstatic、ifnonnull、new等，最終對應(yīng)到操作系統(tǒng)的層面，都是轉(zhuǎn)換為一條一條指令去執(zhí)行，我們使用的PC機(jī)、應(yīng)用服務(wù)器的CPU架構(gòu)通常都是IA-32架構(gòu)的，這種架構(gòu)采用的指令集是CISC（復(fù)雜指令集），而匯編語言則是這種指令集的助記符。

因此，既然在字節(jié)碼層面我們看不出什么端倪，那下面就看看將代碼轉(zhuǎn)換為匯編指令能看出什么端倪。Windows上要看到以上代碼對應(yīng)的匯編碼不難（吐槽一句，說說不難，為了這個問題我找遍了各種資料，差點(diǎn)就準(zhǔn)備安裝虛擬機(jī)，在Linux系統(tǒng)上搞了），訪問hsdis工具路徑可直接下載hsdis工具，下載完畢之后解壓，將hsdis-amd64.dll與hsdis-amd64.lib兩個文件放在%JAVA_HOME%\jre\bin\server路徑下即可，如下圖：

然后跑main函數(shù)，跑main函數(shù)之前，加入如下虛擬機(jī)參數(shù)：

-server -Xcomp -XX:+UnlockDiagnosticVMOptions -XX:+PrintAssembly -XX:CompileCommand=compileonly,*LazySingleton.getInstance

運(yùn)行main函數(shù)即可，代碼生成的匯編指令為：

Java HotSpot(TM) 64-Bit Server VM warning: PrintAssembly is enabled; turning on DebugNonSafepoints to gain additional output
CompilerOracle: compileonly *LazySingleton.getInstance
Loaded disassembler from D:\JDK\jre\bin\server\hsdis-amd64.dll
Decoding compiled method 0x0000000002931150:
Code:
Argument 0 is unknown.RIP: 0x29312a0 Code size: 0x00000108
[Disassembling for mach='amd64']
[Entry Point]
[Verified Entry Point]
[Constants]
 # {method} 'getInstance' '()Lorg/xrq/test/design/singleton/LazySingleton;' in 'org/xrq/test/design/singleton/LazySingleton'
 #      [sp+0x20] (sp of caller)
 0x00000000029312a0: mov   dword ptr [rsp+0ffffffffffffa000h],eax
 0x00000000029312a7: push  rbp
 0x00000000029312a8: sub   rsp,10h      ;*synchronization entry
                        ; - org.xrq.test.design.singleton.LazySingleton::getInstance@-1 (line 13)
 0x00000000029312ac: mov   r10,7ada9e428h  ;  {oop(a 'java/lang/Class' = 'org/xrq/test/design/singleton/LazySingleton')}
 0x00000000029312b6: mov   r11d,dword ptr [r10+58h]
                        ;*getstatic instance
                        ; - org.xrq.test.design.singleton.LazySingleton::getInstance@0 (line 13)
 0x00000000029312ba: test  r11d,r11d
 0x00000000029312bd: je   29312e0h
 0x00000000029312bf: mov   r10,7ada9e428h  ;  {oop(a 'java/lang/Class' = 'org/xrq/test/design/singleton/LazySingleton')}
 0x00000000029312c9: mov   r11d,dword ptr [r10+58h]
 0x00000000029312cd: mov   rax,r11
 0x00000000029312d0: shl   rax,3h      ;*getstatic instance
                        ; - org.xrq.test.design.singleton.LazySingleton::getInstance@16 (line 17)
 0x00000000029312d4: add   rsp,10h
 0x00000000029312d8: pop   rbp
 0x00000000029312d9: test  dword ptr [330000h],eax ;  {poll_return}
 0x00000000029312df: ret
 0x00000000029312e0: mov   rax,qword ptr [r15+60h]
 0x00000000029312e4: mov   r10,rax
 0x00000000029312e7: add   r10,10h
 0x00000000029312eb: cmp   r10,qword ptr [r15+70h]
 0x00000000029312ef: jnb   293135bh
 0x00000000029312f1: mov   qword ptr [r15+60h],r10
 0x00000000029312f5: prefetchnta byte ptr [r10+0c0h]
 0x00000000029312fd: mov   r11d,0e07d00b2h  ;  {oop('org/xrq/test/design/singleton/LazySingleton')}
 0x0000000002931303: mov   r10,qword ptr [r12+r11*8+0b0h]
 0x000000000293130b: mov   qword ptr [rax],r10
 0x000000000293130e: mov   dword ptr [rax+8h],0e07d00b2h
                        ;  {oop('org/xrq/test/design/singleton/LazySingleton')}
 0x0000000002931315: mov   dword ptr [rax+0ch],r12d
 0x0000000002931319: mov   rbp,rax      ;*new ; - org.xrq.test.design.singleton.LazySingleton::getInstance@6 (line 14)
 0x000000000293131c: mov   rdx,rbp
 0x000000000293131f: call  2907c60h     ; OopMap{rbp=Oop off=132}
                        ;*invokespecial <init>
                        ; - org.xrq.test.design.singleton.LazySingleton::getInstance@10 (line 14)
                        ;  {optimized virtual_call}
 0x0000000002931324: mov   r10,rbp
 0x0000000002931327: shr   r10,3h
 0x000000000293132b: mov   r11,7ada9e428h  ;  {oop(a 'java/lang/Class' = 'org/xrq/test/design/singleton/LazySingleton')}
 0x0000000002931335: mov   dword ptr [r11+58h],r10d
 0x0000000002931339: mov   r10,7ada9e428h  ;  {oop(a 'java/lang/Class' = 'org/xrq/test/design/singleton/LazySingleton')}
 0x0000000002931343: shr   r10,9h
 0x0000000002931347: mov   r11d,20b2000h
 0x000000000293134d: mov   byte ptr [r11+r10],r12l
 0x0000000002931351: lock add dword ptr [rsp],0h ;*putstatic instance
                        ; - org.xrq.test.design.singleton.LazySingleton::getInstance@13 (line 14)
 0x0000000002931356: jmp   29312bfh
 0x000000000293135b: mov   rdx,703e80590h  ;  {oop('org/xrq/test/design/singleton/LazySingleton')}
 0x0000000002931365: nop
 0x0000000002931367: call  292fbe0h     ; OopMap{off=204}
                        ;*new ; - org.xrq.test.design.singleton.LazySingleton::getInstance@6 (line 14)
                        ;  {runtime_call}
 0x000000000293136c: jmp   2931319h
 0x000000000293136e: mov   rdx,rax
 0x0000000002931371: jmp   2931376h
 0x0000000002931373: mov   rdx,rax      ;*new ; - org.xrq.test.design.singleton.LazySingleton::getInstance@6 (line 14)
 0x0000000002931376: add   rsp,10h
 0x000000000293137a: pop   rbp
 0x000000000293137b: jmp   2932b20h     ;  {runtime_call}
[Stub Code]
 0x0000000002931380: mov   rbx,0h      ;  {no_reloc}
 0x000000000293138a: jmp   293138ah     ;  {runtime_call}
[Exception Handler]
 0x000000000293138f: jmp   292fca0h     ;  {runtime_call}
[Deopt Handler Code]
 0x0000000002931394: call  2931399h
 0x0000000002931399: sub   qword ptr [rsp],5h
 0x000000000293139e: jmp   2909000h     ;  {runtime_call}
 0x00000000029313a3: hlt
 0x00000000029313a4: hlt
 0x00000000029313a5: hlt
 0x00000000029313a6: hlt
 0x00000000029313a7: hlt

這么長長的匯編代碼，可能大家不知道CPU在哪里做了手腳，沒事不難，定位到59、60兩行：

0x0000000002931351: lock add dword ptr [rsp],0h ;*putstatic instance
                        ; - org.xrq.test.design.singleton.LazySingleton::getInstance@13 (line 14)

之所以定位到這兩行是因為這里結(jié)尾寫明了line 14，line 14即volatile變量instance賦值的地方。后面的add dword ptr [rsp],0h都是正常的匯編語句，意思是將雙字節(jié)的棧指針寄存器+0，這里的關(guān)鍵就是add前面的lock指令，后面詳細(xì)分析一下lock指令的作用和為什么加上lock指令后就能保證volatile關(guān)鍵字的內(nèi)存可見性。

lock指令做了什么

之前有說過IA-32架構(gòu)，關(guān)于CPU架構(gòu)的問題大家有興趣的可以自己查詢一下，這里查詢一下IA-32手冊關(guān)于lock指令的描述，沒有IA-32手冊的可以去這個地址下載IA-32手冊下載地址，是個中文版本的手冊。

我摘抄一下IA-32手冊中關(guān)于lock指令作用的一些描述（因為lock指令的作用在手冊中散落在各處，并不是在某一章或者某一節(jié)專門講）：

在修改內(nèi)存操作時，使用LOCK前綴去調(diào)用加鎖的讀-修改-寫操作，這種機(jī)制用于多處理器系統(tǒng)中處理器之間進(jìn)行可靠的通訊，具體描述如下：

（1）在Pentium和早期的IA-32處理器中，LOCK前綴會使處理器執(zhí)行當(dāng)前指令時產(chǎn)生一個LOCK#信號，這種總是引起顯式總線鎖定出現(xiàn)

（2）在Pentium4、Inter Xeon和P6系列處理器中，加鎖操作是由高速緩存鎖或總線鎖來處理。如果內(nèi)存訪問有高速緩存且只影響一個單獨(dú)的高速緩存行，那么操作中就會調(diào)用高速緩存鎖，而系統(tǒng)總線和系統(tǒng)內(nèi)存中的實際區(qū)域內(nèi)不會被鎖定。同時，這條總線上的其它Pentium4、Intel Xeon或者P6系列處理器就回寫所有已修改的數(shù)據(jù)并使它們的高速緩存失效，以保證系統(tǒng)內(nèi)存的一致性。如果內(nèi)存訪問沒有高速緩存且/或它跨越了高速緩存行的邊界，那么這個處理器就會產(chǎn)生LOCK#信號，并在鎖定操作期間不會響應(yīng)總線控制請求
32位IA-32處理器支持對系統(tǒng)內(nèi)存中的某個區(qū)域進(jìn)行加鎖的原子操作。這些操作常用來管理共享的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)（如信號量、段描述符、系統(tǒng)段或頁表），兩個或多個處理器可能同時會修改這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的同一數(shù)據(jù)域或標(biāo)志。處理器使用三個相互依賴的機(jī)制來實現(xiàn)加鎖的原子操作：

1、保證原子操作

2、總線加鎖，使用LOCK#信號和LOCK指令前綴

3、高速緩存相干性協(xié)議，確保對高速緩存中的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)執(zhí)行原子操作（高速緩存鎖）。這種機(jī)制存在于Pentium4、Intel Xeon和P6系列處理器中

IA-32處理器提供有一個LOCK#信號，會在某些關(guān)鍵內(nèi)存操作期間被自動激活，去鎖定系統(tǒng)總線。當(dāng)這個輸出信號發(fā)出的時候，來自其他處理器或總線代理的控制請求將被阻塞。軟件能夠通過預(yù)先在指令前添加LOCK前綴來指定需要LOCK語義的其它場合。

在Intel386、Intel486、Pentium處理器中，明確地對指令加鎖會導(dǎo)致LOCK#信號的產(chǎn)生。由硬件設(shè)計人員來保證系統(tǒng)硬件中LOCK#信號的可用性，以控制處理器間的內(nèi)存訪問。

對于Pentinum4、Intel Xeon以及P6系列處理器，如果被訪問的內(nèi)存區(qū)域是在處理器內(nèi)部進(jìn)行高速緩存的，那么通常不發(fā)出LOCK#信號；相反，加鎖只應(yīng)用于處理器的高速緩存。

為顯式地強(qiáng)制執(zhí)行LOCK語義，軟件可以在下列指令修改內(nèi)存區(qū)域時使用LOCK前綴。當(dāng)LOCK前綴被置于其它指令之前或者指令沒有對內(nèi)存進(jìn)行寫操作（也就是說目標(biāo)操作數(shù)在寄存器中）時，會產(chǎn)生一個非法操作碼異常（#UD）。

【1】位測試和修改指令（BTS、BTR、BTC）
【2】交換指令（XADD、CMPXCHG、CMPXCHG8B）
【3】自動假設(shè)有LOCK前綴的XCHG指令
【4】下列單操作數(shù)的算數(shù)和邏輯指令：INC、DEC、NOT、NEG
【5】下列雙操作數(shù)的算數(shù)和邏輯指令：ADD、ADC、SUB、SBB、AND、OR、XOR
一個加鎖的指令會保證對目標(biāo)操作數(shù)所在的內(nèi)存區(qū)域加鎖，但是系統(tǒng)可能會將鎖定區(qū)域解釋得稍大一些。
軟件應(yīng)該使用相同的地址和操作數(shù)長度來訪問信號量（用作處理器之間發(fā)送信號的共享內(nèi)存）。例如，如果一個處理器使用一個字來訪問信號量，其它處理器就不應(yīng)該使用一個字節(jié)來訪問這個信號量。
總線鎖的完整性不收內(nèi)存區(qū)域?qū)R的影響。加鎖語義會一直持續(xù)，以滿足更新整個操作數(shù)所需的總線周期個數(shù)。但是，建議加鎖訪問應(yīng)該對齊在它們的自然邊界上，以提升系統(tǒng)性能：
【1】任何8位訪問的邊界（加鎖或不加鎖）
【2】鎖定的字訪問的16位邊界
【3】鎖定的雙字訪問的32位邊界
【4】鎖定的四字訪問的64位邊界
對所有其它的內(nèi)存操作和所有可見的外部事件來說，加鎖的操作都是原子的。所有取指令和頁表操作能夠越過加鎖的指令。加鎖的指令可用于同步一個處理器寫數(shù)據(jù)而另一個處理器讀數(shù)據(jù)的操作。

IA-32架構(gòu)提供了幾種機(jī)制用來強(qiáng)化或弱化內(nèi)存排序模型，以處理特殊的編程情形。這些機(jī)制包括：

【1】I/O指令、加鎖指令、LOCK前綴以及串行化指令等，強(qiáng)制在處理器上進(jìn)行較強(qiáng)的排序

【2】SFENCE指令（在Pentium III中引入）和LFENCE指令、MFENCE指令（在Pentium4和Intel Xeon處理器中引入）提供了某些特殊類型內(nèi)存操作的排序和串行化功能
...（這里還有兩條就不寫了）

這些機(jī)制可以通過下面的方式使用。

總線上的內(nèi)存映射設(shè)備和其它I/O設(shè)備通常對向它們緩沖區(qū)寫操作的順序很敏感，I/O指令（IN指令和OUT指令）以下面的方式對這種訪問執(zhí)行強(qiáng)寫操作的排序。在執(zhí)行了一條I/O指令之前，處理器等待之前的所有指令執(zhí)行完畢以及所有的緩沖區(qū)都被都被寫入了內(nèi)存。只有取指令和頁表查詢能夠越過I/O指令，后續(xù)指令要等到I/O指令執(zhí)行完畢才開始執(zhí)行。

反復(fù)思考IA-32手冊對lock指令作用的這幾段描述，可以得出lock指令的幾個作用：

1. 鎖總線，其它CPU對內(nèi)存的讀寫請求都會被阻塞，直到鎖釋放，不過實際后來的處理器都采用鎖緩存替代鎖總線，因為鎖總線的開銷比較大，鎖總線期間其他CPU沒法訪問內(nèi)存
   
2. lock后的寫操作會回寫已修改的數(shù)據(jù)，同時讓其它CPU相關(guān)緩存行失效，從而重新從主存中加載最新的數(shù)據(jù)
3. 不是內(nèi)存屏障卻能完成類似內(nèi)存屏障的功能，阻止屏障兩遍的指令重排序

（1）中寫了由于效率問題，實際后來的處理器都采用鎖緩存來替代鎖總線，這種場景下多緩存的數(shù)據(jù)一致是通過緩存一致性協(xié)議來保證的，我們來看一下什么是緩存一致性協(xié)議。

緩存一致性協(xié)議

講緩存一致性之前，先說一下緩存行的概念：

緩存是分段（line）的，一個段對應(yīng)一塊存儲空間，我們稱之為緩存行，它是CPU緩存中可分配的最小存儲單元，大小32字節(jié)、64字節(jié)、128字節(jié)不等，這與CPU架構(gòu)有關(guān)。當(dāng)CPU看到一條讀取內(nèi)存的指令時，它會把內(nèi)存地址傳遞給一級數(shù)據(jù)緩存，一級數(shù)據(jù)緩存會檢查它是否有這個內(nèi)存地址對應(yīng)的緩存段，如果沒有就把整個緩存段從內(nèi)存（或更高一級的緩存）中加載進(jìn)來。注意，這里說的是一次加載整個緩存段，這就是上面提過的局部性原理

上面說了，LOCK#會鎖總線，實際上這不現(xiàn)實，因為鎖總線效率太低了。因此最好能做到：使用多組緩存，但是它們的行為看起來只有一組緩存那樣。緩存一致性協(xié)議就是為了做到這一點(diǎn)而設(shè)計的，就像名稱所暗示的那樣，這類協(xié)議就是要使多組緩存的內(nèi)容保持一致。

緩存一致性協(xié)議有多種，但是日常處理的大多數(shù)計算機(jī)設(shè)備都屬于"嗅探（snooping）"協(xié)議，它的基本思想是：

所有內(nèi)存的傳輸都發(fā)生在一條共享的總線上，而所有的處理器都能看到這條總線：緩存本身是獨(dú)立的，但是內(nèi)存是共享資源，所有的內(nèi)存訪問都要經(jīng)過仲裁（同一個指令周期中，只有一個CPU緩存可以讀寫內(nèi)存）。

CPU緩存不僅僅在做內(nèi)存?zhèn)鬏數(shù)臅r候才與總線打交道，而是不停在嗅探總線上發(fā)生的數(shù)據(jù)交換，跟蹤其他緩存在做什么。所以當(dāng)一個緩存代表它所屬的處理器去讀寫內(nèi)存時，其它處理器都會得到通知，它們以此來使自己的緩存保持同步。只要某個處理器一寫內(nèi)存，其它處理器馬上知道這塊內(nèi)存在它們的緩存段中已失效。

MESI協(xié)議是當(dāng)前最主流的緩存一致性協(xié)議，在MESI協(xié)議中，每個緩存行有4個狀態(tài)，可用2個bit表示，它們分別是：

這里的I、S和M狀態(tài)已經(jīng)有了對應(yīng)的概念：失效/未載入、干凈以及臟的緩存段。所以這里新的知識點(diǎn)只有E狀態(tài)，代表獨(dú)占式訪問，這個狀態(tài)解決了"在我們開始修改某塊內(nèi)存之前，我們需要告訴其它處理器"這一問題：只有當(dāng)緩存行處于E或者M(jìn)狀態(tài)時，處理器才能去寫它，也就是說只有在這兩種狀態(tài)下，處理器是獨(dú)占這個緩存行的。當(dāng)處理器想寫某個緩存行時，如果它沒有獨(dú)占權(quán)，它必須先發(fā)送一條"我要獨(dú)占權(quán)"的請求給總線，這會通知其它處理器把它們擁有的同一緩存段的拷貝失效（如果有）。只有在獲得獨(dú)占權(quán)后，處理器才能開始修改數(shù)據(jù)----并且此時這個處理器知道，這個緩存行只有一份拷貝，在我自己的緩存里，所以不會有任何沖突。

反之，如果有其它處理器想讀取這個緩存行（馬上能知道，因為一直在嗅探總線），獨(dú)占或已修改的緩存行必須先回到"共享"狀態(tài)。如果是已修改的緩存行，那么還要先把內(nèi)容回寫到內(nèi)存中。

由lock指令回看volatile變量讀寫

相信有了上面對于lock的解釋，volatile關(guān)鍵字的實現(xiàn)原理應(yīng)該是一目了然了。首先看一張圖：

工作內(nèi)存Work Memory其實就是對CPU寄存器和高速緩存的抽象，或者說每個線程的工作內(nèi)存也可以簡單理解為CPU寄存器和高速緩存。

那么當(dāng)寫兩條線程Thread-A與Threab-B同時操作主存中的一個volatile變量i時，Thread-A寫了變量i，那么：

• Thread-A發(fā)出LOCK#指令
• 發(fā)出的LOCK#指令鎖總線（或鎖緩存行），同時讓Thread-B高速緩存中的緩存行內(nèi)容失效
• Thread-A向主存回寫最新修改的i
• Thread-B讀取變量i，那么：
• Thread-B發(fā)現(xiàn)對應(yīng)地址的緩存行被鎖了，等待鎖的釋放，緩存一致性協(xié)議會保證它讀取到最新的值

由此可以看出，volatile關(guān)鍵字的讀和普通變量的讀取相比基本沒差別，差別主要還是在變量的寫操作上。