>原文链接：https://www.jianshu.com/p/2ab5e3d7e510 # 为什么会有内存屏障 每个 CPU 都会有自己的缓存（有的甚至L1,L2,L3），缓存的目的就是为了提高性能，避免每次都要向内存取。但是这样的弊端也很明显：不能实时的和内存发生信息交换，分在不同 CPU 执行的不同线程对同一个变量的缓存值不同。 用 volatile 关键字修饰变量可以解决上述问题，那么 volatile 是如何做到这一点的呢？那就是内存屏障，内存屏障是硬件层的概念，不同的硬件平台实现内存屏障的手段并不是一样，java 通过屏蔽这些差异，统一由 jvm 来生成内存屏障的指令。 # 内存屏障是什么 硬件层的内存屏障分为两种：`Load Barrier` 和 `Store Barrier` 即读屏障和写屏障。 内存屏障有两个作用： - 阻止屏障两侧的指令重排序； - 强制把写缓冲区/高速缓存中的脏数据等写回主内存，让缓存中相应的数据失效。 对于 `Load Barrier` 来说，在指令前插入 `Load Barrier`，可以让高速缓存中的数据失效，强制从新从主内存加载数据； 对于 `Store Barrier` 来说，在指令后插入 `Store Barrier`，能让写入缓存中的最新数据更新写入主内存，让其他线程可见。 # Java内存屏障 java 的内存屏障通常所谓的四种即 `LoadLoad`, `StoreStore`, `LoadStore`, `StoreLoad` 实际上也是上述两种的组合，完成一系列的屏障和数据同步功能。 - LoadLoad 屏障：对于这样的语句 Load1; LoadLoad; Load2，在 Load2 及后续读取操作要读取的数据被访问前，保证 Load1 要读取的数据被读取完毕。 - StoreStore 屏障：对于这样的语句 Store1; StoreStore; Store2，在 Store2 及后续写入操作执行前，保证 Store1 的写入操作对其它处理器可见。 - LoadStore 屏障：对于这样的语句 Load1; LoadStore; Store2，在 Store2 及后续写入操作被刷出前，保证 Load1 要读取的数据被读取完毕。 - StoreLoad 屏障：对于这样的语句 Store1; StoreLoad; Load2，在 Load2 及后续所有读取操作执行前，保证 Store1 的写入对所有处理器可见。它的开销是四种屏障中最大的。在大多数处理器的实现中，这个屏障是个万能屏障，兼具其它三种内存屏障的功能 # volatile 语义中的内存屏障 volatile 的内存屏障策略非常严格保守，非常悲观且毫无安全感的心态： - 在每个 volatile 写操作前插入 StoreStore 屏障，在写操作后插入 StoreLoad 屏障； - 在每个 volatile 读操作前插入 LoadLoad 屏障，在读操作后插入 LoadStore 屏障； 由于内存屏障的作用，避免了 volatile 变量和其它指令重排序、线程之间实现了通信，使得 volatile 表现出了锁的特性。 # final语义中的内存屏障 对于 final 域，编译器和 CPU 会遵循两个排序规则： 新建对象过程中，构造体中对 final 域的初始化写入和这个对象赋值给其他引用变量，这两个操作不能重排序；（废话嘛） 初次读包含 final 域的对象引用和读取这个 final 域，这两个操作不能重排序；（晦涩，意思就是先赋值引用，再调用 final 值） 总之上面规则的意思可以这样理解，**必需保证一个对象的所有final域被写入完毕后才能引用和读取**。 这也是内存屏障的起的作用： - 写 final 域：在编译器写 final 域完毕，构造体结束之前，会插入一个 StoreStore 屏障，保证前面的对 final 写入对其他线程/CPU 可见，并阻止重排序。 - 读 final 域：在上述规则 2 中，两步操作不能重排序的机理就是在读 final 域前插入了 LoadLoad 屏障。 X86 处理器中，由于 CPU 不会对写-写操作进行重排序，所以 StoreStore 屏障会被省略；而 X86 也不会对逻辑上有先后依赖关系的操作进行重排序，所以 LoadLoad 也会变省略。 >作者：Rinoux 链接：https://www.jianshu.com/p/2ab5e3d7e510 来源：简书 著作权归作者所有。商业转载请联系作者获得授权，非商业转载请注明出处。