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当我们声明共享变量为volatile后，对这个变量的读/写将会很特别。理解volatile特性的一个好方法是：把对volatile变量的单个读/写，看成是使用同一个监视器锁对这些单个读/写操作做了同步。下面我们通过具体的示例来说明，请看下面的示例代码：
class VolatileFeaturesExample { volatile long vl = 0L; //使用volatile声明64位的long型变量 public void set(long l) { vl = l; //单个volatile变量的写 } public void getAndIncrement () { vl++; //复合（多个）volatile变量的读/写 } public long get() { return vl; //单个volatile变量的读 }}
假设有多个线程分别调用上面程序的三个方法，这个程序在语意上和下面程序等价：
class VolatileFeaturesExample { long vl = 0L; // 64位的long型普通变量 public synchronized void set(long l) { //对单个的普通 变量的写用同一个监视器同步 vl = l; } public void getAndIncrement () { //普通方法调用 long temp = get(); //调用已同步的读方法 temp += 1L; //普通写操作 set(temp); //调用已同步的写方法 } public synchronized long get() { //对单个的普通变量的读用同一个监视器同步 return vl; }}
如上面示例程序所示，对一个volatile变量的单个读/写操作，与对一个普通变量的读/写操作使用同一个监视器锁来同步，它们之间的执行效果相同。
监视器锁的happens-before规则保证释放监视器和获取监视器的两个线程之间的内存可见性，这意味着对一个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。
监视器锁的语义决定了临界区代码的执行具有原子性。这意味着即使是64位的long型和double型变量，只要它是volatile变量，对该变量的读写就将具有原子性。如果是多个volatile操作或类似于volatile++这种复合操作，这些操作整体上不具有原子性。
简而言之，volatile变量自身具有下列特性：
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。 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。上面讲的是volatile变量自身的特性，对程序员来说，volatile对线程的内存可见性的影响比volatile自身的特性更为重要，也更需要我们去关注。
从JSR-133开始，volatile变量的写-读可以实现线程之间的通信。
从内存语义的角度来说，volatile与监视器锁有相同的效果：volatile写和监视器的释放有相同的内存语义；volatile读与监视器的获取有相同的内存语义。
请看下面使用volatile变量的示例代码：
class VolatileExample { int a = 0; volatile boolean flag = false; public void writer() { a = 1; //1 flag = true; //2 } public void reader() { if (flag) { //3 int i = a; //4 …… } }}
假设线程A执行writer()方法之后，线程B执行reader()方法。根据happens before规则，这个过程建立的happens before 关系可以分为两类：
根据程序次序规则，1 happens before 2; 3 happens before 4。 根据volatile规则，2 happens before 3。 根据happens before 的传递性规则，1 happens before 4。上述happens before 关系的图形化表现形式如下：
在上图中，每一个箭头链接的两个节点，代表了一个happens before 关系。黑色箭头表示程序顺序规则；橙色箭头表示volatile规则；蓝色箭头表示组合这些规则后提供的happens before保证。
这里A线程写一个volatile变量后，B线程读同一个volatile变量。A线程在写volatile变量之前所有可见的共享变量，在B线程读同一个volatile变量后，将立即变得对B线程可见。
volatile写的内存语义如下：
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刷新到主内存。以上面示例程序VolatileExample为例，假设线程A首先执行writer()方法，随后线程B执行reader()方法，初始时两个线程的本地内存中的flag和a都是初始状态。下图是线程A执行volatile写后，共享变量的状态示意图：
如上图所示，线程A在写flag变量后，本地内存A中被线程A更新过的两个共享变量的值被刷新到主内存中。此时，本地内存A和主内存中的共享变量的值是一致的。
volatile读的内存语义如下：
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。下面是线程B读同一个volatile变量后，共享变量的状态示意图：
如上图所示，在读flag变量后，本地内存B已经被置为无效。此时，线程B必须从主内存中读取共享变量。线程B的读取操作将导致本地内存B与主内存中的共享变量的值也变成一致的了。
如果我们把volatile写和volatile读这两个步骤综合起来看的话，在读线程B读一个volatile变量后，写线程A在写这个volatile变量之前所有可见的共享变量的值都将立即变得对读线程B可见。
下面对volatile写和volatile读的内存语义做个总结：
线程A写一个volatile变量，实质上是线程A向接下来将要读这个volatile变量的某个线程发出了（其对共享变量所在修改的）消息。 线程B读一个volatile变量，实质上是线程B接收了之前某个线程发出的（在写这个volatile变量之前对共享变量所做修改的）消息。 线程A写一个volatile变量，随后线程B读这个volatile变量，这个过程实质上是线程A通过主内存向线程B发送消息。下面，让我们来看看JMM如何实现volatile写/读的内存语义。
前文我们提到过重排序分为编译器重排序和处理器重排序。为了实现volatile内存语义，JMM会分别限制这两种类型的重排序类型。下面是JMM针对编译器制定的volatile重排序规则表：
是否能重排序第二个操作第一个操作普通读/写volatile读volatile写普通读/写 NOvolatile读NONONOvolatile写 NONO举例来说，第三行最后一个单元格的意思是：在程序顺序中，当第一个操作为普通变量的读或写时，如果第二个操作为volatile写，则编译器不能重排序这两个操作。
从上表我们可以看出：
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。 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。 当第一个操作是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：
在每个volatile写操作的前面插入一个StoreStore屏障。 在每个volatile写操作的后面插入一个StoreLoad屏障。 在每个volatile读操作的后面插入一个LoadLoad屏障。 在每个volatile读操作的后面插入一个LoadStore屏障。上述内存屏障插入策略非常保守，但它可以保证在任意处理器平台，任意的程序中都能得到正确的volatile内存语义。
下面是保守策略下，volatile写插入内存屏障后生成的指令序列示意图：
上图中的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。
这里比较有意思的是volatile写后面的StoreLoad屏障。这个屏障的作用是避免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（比如，一个volatile写之后方法立即return）。为了保证能正确实现volatile的内存语义，JMM在这里采取了保守策略：在每个volatile写的后面或在每个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。从这里我们可以看到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。
下面是在保守策略下，volatile读插入内存屏障后生成的指令序列示意图：
上图中的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。下面我们通过具体的示例代码来说明：
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}
针对readAndWrite()方法，编译器在生成字节码时可以做如下的优化：
注意，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，编译器常常会在这里插入一个StoreLoad屏障。
上面的优化是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，上图中除最后的StoreLoad屏障外，其它的屏障都会被省略。
前面保守策略下的volatile读和写，在 x86处理器平台可以优化成：
前文提到过，x86处理器仅会对写-读操作做重排序。X86不会对读-读，读-写和写-写操作做重排序，因此在x86处理器中会省略掉这三种操作类型对应的内存屏障。在x86中，JMM仅需在volatile写后面插入一个StoreLoad屏障即可正确实现volatile写-读的内存语义。这意味着在x86处理器中，volatile写的开销比volatile读的开销会大很多（因为执行StoreLoad屏障开销会比较大）。
在JSR-133之前的旧Java内存模型中，虽然不允许volatile变量之间重排序，但旧的Java内存模型允许volatile变量与普通变量之间重排序。在旧的内存模型中，VolatileExample示例程序可能被重排序成下列时序来执行：
在旧的内存模型中，当1和2之间没有数据依赖关系时，1和2之间就可能被重排序（3和4类似）。其结果就是：读线程B执行4时，不一定能看到写线程A在执行1时对共享变量的修改。
因此在旧的内存模型中 ，volatile的写-读没有监视器的释放-获所具有的内存语义。为了提供一种比监视器锁更轻量级的线程之间通信的机制，JSR-133专家组决定增强volatile的内存语义：严格限制编译器和处理器对volatile变量与普通变量的重排序，确保volatile的写-读和监视器的释放-获取一样，具有相同的内存语义。从编译器重排序规则和处理器内存屏障插入策略来看，只要volatile变量与普通变量之间的重排序可能会破坏volatile的内存语意，这种重排序就会被编译器重排序规则和处理器内存屏障插入策略禁止。
由于volatile仅仅保证对单个volatile变量的读/写具有原子性，而监视器锁的互斥执行的特性可以确保对整个临界区代码的执行具有原子性。在功能上，监视器锁比volatile更强大；在可伸缩性和执行性能上，volatile更有优势。如果读者想在程序中用volatile代替监视器锁，请一定谨慎。
一句话总结就是：
volatile通过两点保证，1. 在写或者读volatile变量之前，在其上下都插入了屏障
2. 写线程更新完volatile之后，会发送消息告诉读线程读取新的数据
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与前面介绍的锁和volatile相比较，对final域的读和写更像是普通的变量访问。对于final域，编译器和处理器要遵守两个重排序规则：
在构造函数内对一个final域的写入，与随后把这个被构造对象的引用赋值给一个引用变量，这两个操作之间不能重排序。 初次读一个包含final域的对象的引用，与随后初次读这个final域，这两个操作之间不能重排序。下面，我们通过一些示例性的代码来分别说明这两个规则：
代码1
public class FinalExample { int i; //普通变量 final int j; //final变量 static FinalExample obj; public void FinalExample () { //构造函数 i = 1; //写普通域 j = 2; //写final域 } public static void writer () { //写线程A执行 obj = new FinalExample (); } public static void reader () { //读线程B执行 FinalExample object = obj; //读对象引用 int a = object.i; //读普通域 int b = object.j; //读final域 }}
这里假设一个线程A执行writer ()方法，随后另一个线程B执行reader ()方法。下面我们通过这两个线程的交互来说明这两个规则。
写final域的重排序规则禁止把final域的写重排序到构造函数之外。这个规则的实现包含下面2个方面：
JMM禁止编译器把final域的写重排序到构造函数之外。 编译器会在final域的写之后，构造函数return之前，插入一个StoreStore屏障。这个屏障禁止处理器把final域的写重排序到构造函数之外。现在让我们分析writer ()方法。writer ()方法只包含一行代码：finalExample = new FinalExample ()。这行代码包含两个步骤：
构造一个FinalExample类型的对象； 把这个对象的引用赋值给引用变量obj。假设线程B读对象引用与读对象的成员域之间没有重排序（马上会说明为什么需要这个假设），下图是一种可能的执行时序：
在上图中，写普通域的操作被编译器重排序到了构造函数之外，读线程B错误的读取了普通变量i初始化之前的值。而写final域的操作，被写final域的重排序规则“限定”在了构造函数之内，读线程B正确的读取了final变量初始化之后的值。
写final域的重排序规则可以确保：在对象引用为任意线程可见之前，对象的final域已经被正确初始化过了，而普通域不具有这个保障。以上图为例，在读线程B“看到”对象引用obj时，很可能obj对象还没有构造完成（对普通域i的写操作被重排序到构造函数外，此时初始值2还没有写入普通域i）。
读final域的重排序规则如下：
在一个线程中，初次读对象引用与初次读该对象包含的final域，JMM禁止处理器重排序这两个操作（注意，这个规则仅仅针对处理器）。编译器会在读final域操作的前面插入一个LoadLoad屏障。初次读对象引用与初次读该对象包含的final域，这两个操作之间存在间接依赖关系。由于编译器遵守间接依赖关系，因此编译器不会重排序这两个操作。大多数处理器也会遵守间接依赖，大多数处理器也不会重排序这两个操作。但有少数处理器允许对存在间接依赖关系的操作做重排序（比如alpha处理器），这个规则就是专门用来针对这种处理器。
reader()方法包含三个操作：
初次读引用变量obj; 初次读引用变量obj指向对象的普通域j。 初次读引用变量obj指向对象的final域i。现在我们假设写线程A没有发生任何重排序，同时程序在不遵守间接依赖的处理器上执行，下面是一种可能的执行时序：
在上图中，读对象的普通域的操作被处理器重排序到读对象引用之前。读普通域时，该域还没有被写线程A写入，这是一个错误的读取操作。而读final域的重排序规则会把读对象final域的操作“限定”在读对象引用之后，此时该final域已经被A线程初始化过了，这是一个正确的读取操作。
读final域的重排序规则可以确保：在读一个对象的final域之前，一定会先读包含这个final域的对象的引用。在这个示例程序中，如果该引用不为null，那么引用对象的final域一定已经被A线程初始化过了。
上面我们看到的final域是基础数据类型，下面让我们看看如果final域是引用类型，将会有什么效果？
请看下列示例代码：
代码2
public class FinalReferenceExample { final int[] intArray; //final是引用类型 static FinalReferenceExample obj;public FinalReferenceExample () { //构造函数 intArray = new int[1]; //1 intArray[0] = 1; //2 }
public static void writerOne () { //写线程A执行 obj = new FinalReferenceExample (); //3 }
public static void writerTwo () { //写线程B执行 obj.intArray[0] = 2; //4 }
public static void reader () { //读线程C执行 if (obj != null) { //5 int temp1 = obj.intArray[0]; //6 } } }
这里final域为一个引用类型，它引用一个int型的数组对象。对于引用类型，写final域的重排序规则对编译器和处理器增加了如下约束：
在构造函数内对一个final引用的对象的成员域的写入，与随后在构造函数外把这个被构造对象的引用赋值给一个引用变量，这两个操作之间不能重排序。对上面的示例程序，我们假设首先线程A执行writerOne()方法，执行完后线程B执行writerTwo()方法，执行完后线程C执行reader ()方法。下面是一种可能的线程执行时序：
在上图中，1是对final域的写入，2是对这个final域引用的对象的成员域的写入，3是把被构造的对象的引用赋值给某个引用变量。这里除了前面提到的1不能和3重排序外，2和3也不能重排序。
JMM可以确保读线程C至少能看到写线程A在构造函数中对final引用对象的成员域的写入。即C至少能看到数组下标0的值为1。而写线程B对数组元素的写入，读线程C可能看的到，也可能看不到。JMM不保证线程B的写入对读线程C可见，因为写线程B和读线程C之间存在数据竞争，此时的执行结果不可预知。
如果想要确保读线程C看到写线程B对数组元素的写入，写线程B和读线程C之间需要使用同步原语（lock或volatile）来确保内存可见性。
前面我们提到过，写final域的重排序规则可以确保：在引用变量为任意线程可见之前，该引用变量指向的对象的final域已经在构造函数中被正确初始化过了。其实要得到这个效果，还需要一个保证：在构造函数内部，不能让这个被构造对象的引用为其他线程可见，也就是对象引用不能在构造函数中“逸出”。为了说明问题，让我们来看下面示例代码：
代码3
public class FinalReferenceEscapeExample { final int i; static FinalReferenceEscapeExample obj;public FinalReferenceEscapeExample () { i = 1; //1写final域 obj = this; //2 this引用在此“逸出” }
public static void writer() { new FinalReferenceEscapeExample (); }
public static void reader { if (obj != null) { //3 int temp = obj.i; //4 } } }
假设一个线程A执行writer()方法，另一个线程B执行reader()方法。这里的操作2使得对象还未完成构造前就为线程B可见。即使这里的操作2是构造函数的最后一步，且即使在程序中操作2排在操作1后面，执行read()方法的线程仍然可能无法看到final域被初始化后的值，因为这里的操作1和操作2之间可能被重排序。实际的执行时序可能如下图所示：
从上图我们可以看出：在构造函数返回前，被构造对象的引用不能为其他线程可见，因为此时的final域可能还没有被初始化。在构造函数返回后，任意线程都将保证能看到final域正确初始化之后的值。
现在我们以x86处理器为例，说明final语义在处理器中的具体实现。
上面我们提到，写final域的重排序规则会要求译编器在final域的写之后，构造函数return之前，插入一个StoreStore障屏。读final域的重排序规则要求编译器在读final域的操作前面插入一个LoadLoad屏障。
由于x86处理器不会对写-写操作做重排序，所以在x86处理器中，写final域需要的StoreStore障屏会被省略掉。同样，由于x86处理器不会对存在间接依赖关系的操作做重排序，所以在x86处理器中，读final域需要的LoadLoad屏障也会被省略掉。也就是说在x86处理器中，final域的读/写不会插入任何内存屏障！
在旧的Java内存模型中 ，最严重的一个缺陷就是线程可能看到final域的值会改变。比如，一个线程当前看到一个整形final域的值为0（还未初始化之前的默认值），过一段时间之后这个线程再去读这个final域的值时，却发现值变为了1（被某个线程初始化之后的值）。最常见的例子就是在旧的Java内存模型中，String的值可能会改变（参考文献2中有一个具体的例子，感兴趣的读者可以自行参考，这里就不赘述了）。
为了修补这个漏洞，JSR-133专家组增强了final的语义。通过为final域增加写和读重排序规则，可以为java程序员提供初始化安全保证：只要对象是正确构造的（被构造对象的引用在构造函数中没有“逸出”），那么不需要使用同步（指lock和volatile的使用），就可以保证任意线程都能看到这个final域在构造函数中被初始化之后的值。
final总结，如果成员变量是final的，那么在类的构造函数中，在final变量之后有一个屏障，保证，构造函数返回一定是在final变量之后发生。解疑：
代码1和代码3很相似，为什么代码3有问题？
对于writer线程而言，调用构造函数，由于i是final，所以，i肯定是在构造函数返回之前执行的。但是如果obj和i的执行顺序条换了，构造函数刚执行完obj=this，这是reader线程发现obj!=null,就开始读取i了，但是此时，i还没有赋值，并且构造函数还没有执行完。
注意，final和volatile不能同时修饰一个成员变量
对于volatile而言，如果修饰一个对象而不是一个基本类型时，其意义更值得深究。
如果cache不声明为volatile时，有的线程在执行cache=new OneValueCache时，可能得到的是一个不完全的对象。
new操作大概可以分为三个步骤：
1. 分配一些内存资源
2. 执行构造函数内部程序，初始化成员变量
3. 返回一个新对象
如果不是volatile的，那么可能2没有执行完，就直接执行3了。但是volatile保证了happens-before的关系，即在执行3之前，1,2，肯定都会执行完。
为什么OneValueCache的成员变量都是final的？
volatile不能同步cache内部的状态的改变，就是说，如果一个线程获得了cache的引用之后，如果另一个线程修改其内部的状态，这样就会不同步。将内部的域全部声明为final之后，如果另一个线程想修改cache的状态，必须创建新的对象。
