大家好，我是Java不惑（WX公众号同名）。这是专栏的第二篇文章，我将给大家简单介绍一下volatile和cas的原理。
为什么说简单介绍，因为不同的处理器有不同的实现方式，并且处理器过于复杂，我们只需要简单了解就可以了。
在这篇文章中，我将向大家介绍缓存一致性协议，并介绍缓存一致性协议是怎样实现可见性和有序性。
lock指令前缀
对volatile修饰的变量,编译后的指令增加了lock指令的前缀：
lock add1 $0x0,(%esp)
CAS编译后，也会自动增加lock前缀。
lock cmpxchg
正是加了lock前缀，才让volatile修饰符具有可见性和有序性，也让cas可以原子的替换变量。
那么lock指令究竟让处理器做了什么操作呢？
在上一篇文章中，我们知道了内核之间是可以通信的，那么内核之间是怎么通信的呢？
带着疑问，我们继续向下看。
Lock指令在处理器中有两种处理实现方式：总线锁和缓存一致性协议。
总线锁
总线锁顾名思义，就是锁住总线。CPU总线负责CPU和外部（高速缓存、内存等）通信，使用总线锁会选择一个核心独占总线，其他内核不能和内存通信。
此时其它内核无法通信，该内核独享共享内存，也就解决了原子性问题。
但是内核无法通信时，开销比较大，在最初的处理器中提供这种方式，现在又提出了缓存一致性协议。
缓存一致性机制
现在处理器有专门的协议来解决多核缓存中数据一致性问题，比较经典的有MESI协议，下面我们主要介绍MESI协议。
上一篇文章中我们介绍过缓存行，在MESI的实现中，每个缓存行包含三部分：vaild、tag和block，三部分介绍如下：
- vaild 用于标识该数据的有效性
- tag 用于指示数据对应的内存地址
- block 用于存储数据（64byte）
vaild是校验字段，我们能通过这个字段去判断缓存行是否是可用的。对于vaild字段有两种处理方式：
- 一种方式是当一个内核修改了数据，其他内核如果有这份数据，就把valid标识为无效，这种方式叫做写失效；
- 一种方式是当一个内核修改了数据，其他内核如果有这份数据，就更新为新值，标记valid有效，这种方式叫做写更新；
MESI协议使用的是写失效的思路。在MESI协议中，缓存行valid有四种状态：
1、 M（Modified，被修改）：缓存行中的数据只缓存在该内核的缓存中，并被修改过。当前缓存行中的数据和主存中的数据不一致，需要在某个时间写回到主存中。
2、 E（Exclusive，独享）：该缓存行只被缓存在该内核的缓存中，并且是未被修改的，与主存中的数据一致。当其他内核读取该缓存行时变为共享状态。
3、 S（Shared，共享）：该缓存行可能被多个内核缓存，并且各缓存行中的数据和主数据一致，当有一个CPU修改数据时，其他内核中该缓存行中的数据被设置为无效状态。
4、 I（Invalid，无效）：该缓存行无效
内核通信
MESI协议要求缓存没有命中时，允许缓存在其他缓存中复制数据，所以减少了读取主存。
首先我们看一下内核修改数据后，会怎么处理，缓存行中的数据会怎么变化。
- 内核0修改data的数据为0，会先向所有内核广播，告诉其他内核要修改的数据
- 内核1接收内核0的广播消息之后，会检查缓存中的包含该数据的缓存行
- 内核1将查找到的缓存行删掉或者设置为无效状态（vaild设为I状态）
- 内核0收到内核1的反馈后，会将数据保存到缓存行中，并修改valid为E或者M
- 内核0保存数据到内存中。
为了保证各个内核读取的data共享变量是最新的，core0 需要等到core1返回消息后才能继续执行。
但是内核0不可能等待接收到内核1的消息之后才进行后续操作。
所以新增了一个存储缓存的组件。
存储缓冲（Store Buffer）
core0广播消息时，先将消息保存到StoreBuffer中，这样core0就不必知道其他内核是否已经接收到消息。
内核中引入Store Buffer解决了内核之间等待的问题，但是又引入了Store Buffer和Cache之间数据同步的问题。
为此，针对Store Buffer，CPU在后续变量新值写入之前，把Store Buffer的所有值按顺序刷新到内存中。
这就称为内存屏障中的写屏障（Store Barrier）
无效队列（Invalidate Queue）
core0广播数据修改之后，core1不可能马上处理，而是在内核中新增一个无效队列的组件，用于存放接收广播中的无效数据。
- 当其他内核收到无效指令时，不需要确认缓存行是否真正失效，而是先放到Invalidate Queue中，并返回无效指令确认；等待内核空闲时再处理Invalidate Queue中的无效指令。
- Invalidate Queue的引入解决了内核不能及时回复消息的问题，但也带来了一些问题，比如未及时将缓存行设置为无效状态并使用了该缓存行。
- 为此，针对Invalidate Queue，执行后需要等待Invalidate Queue完全应用到内存后，后续读操作才继续执行，保证执行前后的读操作对其他内核是顺序的，这也称为内存屏障中的读屏障（Load Barrier）。
volatile和缓存一致性协议
上面我们介绍了总线锁和缓存一致性，使用lock前缀的指令，内核会使用缓存一致性协议来处理共享数据。
内存屏障有读屏障、写屏障和全屏障（full barrier）等几种。
读屏障：获取其他内核修改，让当前内核中的数据为最新的值，也就是将Invalidate Queue中的数据应用到内核；
写屏障：将内核的修改让其他内核可见，将storeBuffer的数据写入缓存/内存中；
全屏障：是几种内存屏障里面开销最大的，包含了其他几种屏障；
因为有缓存一致性和总线锁，所以volatile实现了可见性。
同时lock具有full barrier的效果，所以volatile保证了有序性。
总结
在这篇文章中，我介绍了缓存一致性和volatile的关系，以及volatile是怎样实现可见性和有序性的。希望你看完有所收获，受限于个人水平，文章若有错漏，还望读者不吝赐教。
在下一篇文章中，我将向大家介绍Synchronized和Reentrantlock背后的设计思想，也就是大学教材《计算机操作系统》中的信号量和管程。
最后，如果我的文章对你有帮助，请帮我点赞转发！
如果你对volatile和cas不熟悉，可以看我的第一篇文章《【刨根问底】带你深入理解JUC并发工具类 — volatile和cas》
或者直接访问该专栏的导航文章：《【刨根问底】带你深入理解JUC并发工具类 — 开篇》