（转载）为什么volatile不能保证原子性而Atomic可以？
原文：https://www.cnblogs.com/Mainz/p/3556430.html
在上篇《非阻塞同步算法与CAS(Compare and Swap)无锁算法》中讲到在Java中long赋值不是原子操作，因为先写32位，再写后32位，分两步操作，而AtomicLong赋值是原子操作，为什么？为什么volatile能替代简单的锁，却不能保证原子性？这里面涉及volatile，是java中的一个我觉得这个词在Java规范中从未被解释清楚的神奇关键词，在Sun的JDK官方文档是这样形容volatile的：
The Java programming language provides a second mechanism, volatile fields, that is more convenient than locking for some purposes. A field may be declared volatile, in which case the Java Memory Model ensures that all threads see a consistent value for the variable.
意思就是说，如果一个变量加了volatile关键字，就会告诉编译器和JVM的内存模型：这个变量是对所有线程共享的、可见的，每次jvm都会读取最新写入的值并使其最新值在所有CPU可见。volatile似乎是有时候可以代替简单的锁，似乎加了volatile关键字就省掉了锁。但又说volatile不能保证原子性（java程序员很熟悉这句话：volatile仅仅用来保证该变量对所有线程的可见性，但不保证原子性）。这不是互相矛盾吗？
不要将volatile用在getAndOperate场合，仅仅set或者get的场景是适合volatile的
不要将volatile用在getAndOperate场合（这种场合不原子，需要再加锁），仅仅set或者get的场景是适合volatile的。
volatile没有原子性举例：AtomicInteger自增
例如你让一个volatile的integer自增（i++），其实要分成3步：1）读取volatile变量值到local； 2）增加变量的值；3）把local的值写回，让其它的线程可见。这3步的jvm指令为：
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1
2
3
4
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mov 0xc``(%r10),%r8d ; Load
inc %r8d ; Increment
mov %r8d,``0xc``(%r10) ; Store
lock addl $``0x0``,(%rsp) ; StoreLoad Barrier
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注意最后一步是内存屏障。
什么是内存屏障（Memory Barrier）？
内存屏障（memory barrier）是一个CPU指令。基本上，它是这样一条指令： a) 确保一些特定操作执行的顺序； b) 影响一些数据的可见性(可能是某些指令执行后的结果)。编译器和CPU可以在保证输出结果一样的情况下对指令重排序，使性能得到优化。插入一个内存屏障，相当于告诉CPU和编译器先于这个命令的必须先执行，后于这个命令的必须后执行。内存屏障另一个作用是强制更新一次不同CPU的缓存。例如，一个写屏障会把这个屏障前写入的数据刷新到缓存，这样任何试图读取该数据的线程将得到最新值，而不用考虑到底是被哪个cpu核心或者哪颗CPU执行的。
内存屏障（memory barrier）和volatile什么关系？上面的虚拟机指令里面有提到，如果你的字段是volatile，Java内存模型将在写操作后插入一个写屏障指令，在读操作前插入一个读屏障指令。这意味着如果你对一个volatile字段进行写操作，你必须知道：1、一旦你完成写入，任何访问这个字段的线程将会得到最新的值。2、在你写入前，会保证所有之前发生的事已经发生，并且任何更新过的数据值也是可见的，因为内存屏障会把之前的写入值都刷新到缓存。
volatile为什么没有原子性?
明白了内存屏障（memory barrier）这个CPU指令，回到前面的JVM指令：从Load到store到内存屏障，一共4步，其中最后一步jvm让这个最新的变量的值在所有线程可见，也就是最后一步让所有的CPU内核都获得了最新的值，但中间的几步（从Load到Store）是不安全的，中间如果其他的CPU修改了值将会丢失。下面的测试代码可以实际测试voaltile的自增没有原子性：
volatile没有原子性举例：singleton单例模式实现
这是一段线程不安全的singleton（单例模式）实现，尽管使用了volatile：
public class wrongsingleton {
private static volatile wrongsingleton _instance = null``;
private wrongsingleton() {}
public static wrongsingleton getInstance() {
if (_instance == null``) {
_instance = new wrongsingleton();
}
return _instance;
}
}
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下面的测试代码可以测试出是线程不安全的：
原因自然和上面的例子是一样的。因为volatile保证变量对线程的可见性，但不保证原子性。
附：正确线程安全的单例模式写法：
@ThreadSafe
public class SafeLazyInitialization {
private static Resource resource;
public synchronized static Resource getInstance() {
if (resource == null``)
resource = new Resource();
return resource;
}
}
另外一种写法：
@ThreadSafe
public class EagerInitialization {
private static Resource resource = new Resource();
public static Resource getResource() { return resource; }
}
延迟初始化的写法：
@ThreadSafe
public class ResourceFactory {
private static class ResourceHolder {
public static Resource resource = new Resource();
}
public static Resource getResource() {
return ResourceHolder.resource ;
}
}
二次检查锁定/Double Checked Locking的写法（反模式）
public class SingletonDemo {
private static volatile SingletonDemo instance = null``;``//注意需要volatile
private SingletonDemo() { }
public static SingletonDemo getInstance() {
if (instance == null``) { //二次检查，比直接用独占锁效率高
synchronized (SingletonDemo .``class``){
if (instance == null``) {
instance = new SingletonDemo ();
}
}
}
return instance;
}
}
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为什么AtomicXXX具有原子性和可见性？
就拿AtomicLong来说，它既解决了上述的volatile的原子性没有保证的问题，又具有可见性。它是如何做到的？当然就是上文《非阻塞同步算法与CAS(Compare and Swap)无锁算法》提到的CAS（比较并交换）指令。 其实AtomicLong的源码里也用到了volatile，但只是用来读取或写入，见源码：
public class AtomicLong extends Number implements java.io.Serializable {
private volatile long value;
/**
* Creates a new AtomicLong with the given initial value.
*
* @param initialValue the initial value
*/
public AtomicLong(``long initialValue) {
value = initialValue;
}
/**
* Creates a new AtomicLong with initial value {@code 0}.
*/
public AtomicLong() {
}
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其CAS源码核心代码为：
int compare_and_swap (``int``* reg, int oldval, int newval)
{
ATOMIC();
int old_reg_val = *reg;
if (old_reg_val == oldval)
*reg = newval;
END_ATOMIC();
return old_reg_val;
}
虚拟机指令为：
mov 0xc``(%r11),%eax ; Load
mov %eax,%r8d
inc %r8d ; Increment
lock cmpxchg %r8d,``0xc``(%r11) ; Compare and exchange
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因为CAS是基于乐观锁的，也就是说当写入的时候，如果寄存器旧值已经不等于现值，说明有其他CPU在修改，那就继续尝试。所以这就保证了操作的原子性。
