相⽐synchronized的加锁⽅式来解决共享变量的内存可⻅性问题，volatile就是更轻量的选择，他没有上
下⽂切换的额外开销成本。使⽤volatile声明的变量，可以确保值被更新的时候对其他线程⽴刻可⻅。
volatile使⽤内存屏障来保证不会发⽣指令重排，解决了内存可⻅性的问题。
我们知道，线程都是从主内存中读取共享变量到⼯作内存来操作，完成之后再把结果写会主内存，但是
这样就会带来可⻅性问题。举个例⼦，假设现在我们是两级缓存的双核CPU架构，包含L1、L2两级缓
存。
1. 线程A⾸先获取变量X的值，由于最初两级缓存都是空，所以直接从主内存中读取X，假设X初始值为
0，线程A读取之后把X值都修改为1，同时写回主内存。这时候缓存和主内存的情况如下图。
线程A读取数据
2. 线程B也同样读取变量X的值，由于L2缓存已经有缓存X=1，所以直接从L2缓存读取，之后线程B把X
修改为2，同时写回L2和主内存。这时候的X值⼊下图所示。
那么线程A如果再想获取变量X的值，因为L1缓存已经有x=1了，所以这时候变量内存不可⻅问题就
产⽣了，B修改为2的值对A来说没有感知。
线程B读取数
那么，如果X变量⽤volatile修饰的话，当线程A再次读取变量X的话，CPU就会根据缓存⼀致性协议强制
线程A重新从主内存加载最新的值到⾃⼰的⼯作内存，⽽不是直接⽤缓存中的值。
再来说内存屏障的问题，volatile修饰之后会加⼊不同的内存屏障来保证可⻅性的问题能正确执⾏。这⾥
写的屏障基于书中提供的内容，但是实际上由于CPU架构不同，重排序的策略不同，提供的内存屏障也
不⼀样，⽐如x86平台上，只有StoreLoad⼀种内存屏障。
1. StoreStore屏障，保证上⾯的普通写不和volatile写发⽣重排序
2. StoreLoad屏障，保证volatile写与后⾯可能的volatile读写不发⽣重排序
3. LoadLoad屏障，禁⽌volatile读与后⾯的普通读重排序
4. LoadStore屏障，禁⽌volatile读和后⾯的普通写重排序
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