1.volatile的特性
a>可见性：对一个volatile变量的读，总是能看到（任意线程）对这个volatile变量最后的写入
b>原子性：对任意单个volatile变量的读／写具有原子性，但类似于volatile＋＋这种复合操作不具有原子性。
2. volatile 写-读的内存语义
volatile写的内存语义：
当写一个 volatile 变量时，JMM 会把该线程对应的本地内存中的共享变量值刷新到主内存。
这里会刷新所有的共享变量，不仅仅是volatile域的变量
volatile读的内存语义：
当读一个 volatile 变量时，JMM 会把该线程对应的本地内存置为无效。线程接下来将从主内存中读取共享变量。
这里会从主内存中读取所有的共享变量，不仅仅是volatile域的变量
3.volatile内存语义的实现
1>当第二个操作是volatile写时，不管第一个操作是什么，都不能重排序。这个规则确保volatile写之前的操作不会被编译器重排序到volatile写之后。
2>当第一个操作是volatile读时，不管第二个操作是什么，都不能重排序。这个规则确保volatile读之后的操作不会被编译器重排序到volatile读之前。
3>当地一个操作是volatile写，第二个操作是volatile读时，不能重排序。
为了实现volatile的内存语义，编译器在生成字节码时，会在指令序列中插入内存屏障来禁止特定类型的处理器重排序。对于编译器来说，发现一个最优布置来最小化插入屏障的总数几乎不可能。为此，JMM采取保守策略。下面是基于保守策略的JMM内存屏障插入策略。
1.在每个volatile写操作的前面插入一个StoreStore屏障。
2.在每个volatile写操作的后面插入一个StoreLoad屏障。
3.在每个volatile读操作的后面插入一个LoadLoad屏障。
4.在每个volatile读操作的后面插入一个LoadStore屏障。
如上图：StoreStore屏障可以保证在volatile写之前，其前面的所有普通写操作已经对任意处理器可见了。这是因为StoreStore屏障将保障上面所有的普通写在volatile写之前刷新到主内存。
另一个volatile写后面的StoreLoad屏障。此屏障的作用是避免volatile写与后面可能有的volatile读／写操作重排序。因为编译器常常无法准确判断在一个volatile写的后面是否需要插入一个StoreLoad屏障。为了保证能正确实现volatile的内存语义，JMM在采取了保守策略：在每个volatile写的后面，或者在每个volatile读的前面插入一个StoreLoad屏障。从整体执行效率的角度考虑，JMM最终选择了在每个volatile写的后面插入一个StoreLoad屏障。因为volatile写－读内存语义的常见使用模式是：一个写线程写volatile变量，多个读线程读同一个volatile变量。当读线程的数量大大超过写线程时，选择在volatile写之后插入StoreLoad屏障将带来可观的执行效率的提升。从这里可以看到JMM在实现上的一个特点：首先确保正确性，然后再去追求执行效率。
上图LoadLoad屏障用来禁止处理器把上面的volatile读与下面的普通读重排序。LoadStore屏障用来禁止处理器把上面的volatile读与下面的普通写重排序。
上述volatile写和volatile读的内存屏障插入策略非常保守。在实际执行时，只要不改变volatile写－读的内存语义，编译器可以根据具体情况省略不必要的屏障。
内存屏障的优化：
class VolatileBarrierExample {
int a;
volatile int v1 = 1;
volatile int v2 = 2;
void readAndWrite() {
int i = v1; //第一个volatile读
int j = v2; // 第二个volatile读
a = i + j; //普通写
v1 = i + 1; // 第一个volatile写
v2 = j * 2; //第二个 volatile写
}
… //其他方法
}
上图最后的StoreLoad屏障不能省略。因为第二个volatile写之后，方法立即return。此时编译器可能无法准确断定后面是否会有volatile读或写，为了安全起见，编译器通常会在这里插入一个StoreLoad屏障。
上面的优化针对任意处理器平台，由于不同的处理器有不同“松紧度”的处理器内存模型，内存屏障的插入还可以根据具体的处理器内存模型继续优化。以X86处理器为例，X86不允许很多重排序所以上面的程序如果在X86处理器上进行时，会省略一部分内存屏障。
