volatile可以解决可见性和有序性问题

volatile不能保证原子性问题
vloatile可以保证可见性
volatile可以防止指令重排序操作

为什么volatile不能保证原子性

比如一个变量i被volatile修饰，两个线程都对这个变量进行修改，都对其进行i++操作，i++可以分为三步：先获取到变量i的值，其次对i的值+1，最后将新值写到缓存中。线程A首先得到变量i的值100，还没来得及修改就阻塞了，这时线程B也得到了i，并且做完了i++，然后写回到主内存。由于volatile主内存这时候的值是101。但是线程A已经读到了i的值100，也就是说这个原子操作已经结束了，所以这个可见性来的有点晚，所以线程A做完操作后刷新到主内存，i的值在主内存还是10

volatile内存可见性实现原理

volatile 内存可见性主要通过 lock 前缀指令实现的，它会锁定当前内存区域的缓存（缓存行），并且立即将当前缓存行数据写入主内存（耗时非常短），回写主内存的时候会通过 MESI 协议使其他线程缓存了该变量的地址失效，从而导致其他线程需要重新去主内存中重新读取数据到其工作线程中

什么 MESI 协议？

MESI 协议，全称为 Modified, Exclusive, Shared, Invalid，是一种高速缓存一致性协议。它是为了解决多处理器（CPU）在并发环境下，多个 CPU 缓存不一致问题而提出的

MESI 协议定义了高速缓存中数据的四种状态：

Modified（M）：表示缓存行已经被修改，但还没有被写回主存储器。在这种状态下，只有一个 CPU 能独占这个修改状态
Exclusive（E）：表示缓存行与主存储器相同，并且是主存储器的唯一拷贝。这种状态下，只有一个 CPU 能独占这个状态
Shared（S）：表示此高速缓存行可能存储在计算机的其他高速缓存中，并且与主存储器匹配。在这种状态下，各个 CPU 可以并发的对这个数据进行读取，但都不能进行写操作
Invalid（I）：表示此缓存行无效或已过期，不能使用

MESI 协议的主要用途是确保在多个 CPU 共享内存时，各个 CPU 的缓存数据能够保持一致性。当某个 CPU 对共享数据进行修改时，它会将这个数据的状态从 S（共享）或 E（独占）状态转变为 M（修改）状态，并等待适当的时机将这个修改写回主存储器。同时，它会向其他 CPU 广播一个“无效消息”，使得其他 CPU 将自己缓存中对应的数据状态转变为I（无效）状态，从而在下次访问这个数据时能够从主存储器或其他 CPU 的缓存中重新获取正确的数据

volatile有序性实现原理

volatile 的有序性是通过插入内存屏障（Memory Barrier），在内存屏障前后禁止重排序优化，以此实现有序性的

什么是内存屏障？

内存屏障（Memory Barrier 或 Memory Fence）是一种硬件级别的同步操作，它强制处理器按照特定顺序执行内存访问操作，确保内存操作的顺序性，阻止编译器和 CPU 对内存操作进行不必要的重排序。内存屏障可以确保跨越屏障的读写操作不会交叉进行，以此维持程序的内存一致性模型

在 Java 内存模型（JMM）中，volatile 关键字用于修饰变量时，能够保证该变量的可见性和有序性。关于有序性，volatile 通过内存屏障的插入来实现：

写内存屏障（Store Barrier / Write Barrier）：当线程写入 volatile 变量时，JMM 会在写操作前插入 StoreStore 屏障，确保在这次写操作之前的所有普通写操作刷新到主内存中，接着在写操作后插入 StoreLoad 屏障，强制所有后来的读写操作都在此次写操作完成之后执行，这就确保了其他线程能立即看到volatile变量的最新值
读内存屏障（Load Barrier / Read Barrier）：当线程读取 volatile 变量时，JMM 会在读操作前插入 LoadLoad 屏障，确保在此次读操作之前的所有读操作都是从本地内存中读到了。而在读操作后插入 LoadStore 屏障，防止在此次读操作之后的写操作被重排序到读操作之前，这样就确保了对 volatile 变量的读取总是能看到之前对同一变量或其他相关变量的写入结果