先总结：
内存屏障
CPU乱序执行在单线程环境下是一种很好的优化手段，但是在多线程环境下，就会出现数据不一致的问题，因此就可以通过内存屏障这个机制来处理这个问题。
1.写内存屏障(Store Memory Barrier)：在指令后插入Store Barrier，能让写入缓存中最新数据更新写入主内存中，让其他线程可见。强制写入主内存，这种显示调用，不会让CPU去进行指令重排序
2.读内存屏障(Load Memory Barrier)：在指令后插入Load Barrier，可以让高速缓存中的数据失效，强制重新从主内存中加载数据。也是不会让CPU去进行指令重排。
一、计算机CPU以及多级缓存
现代CPU现在比现代的内存系统快得多。为了弥合这一鸿沟，CPU使用复杂的缓存系统，这些系统可以有效地快速生成硬件哈希表，而无需链接。
下面是一张从美团的技术博客————《高性能队列——Disruptor》 讲解伪共享 时的配图：
- L1、L2、L3分别表示一级缓存、二级缓存、三级缓存，越靠近CPU的缓存，速度越快，容量也越小。
- L1 缓存很小但很快，并且紧靠着在使用它的CPU内核；
- L2 大一些，也慢一些，并且仍然只能被一个单独的CPU核使用；
- L3 更大、更慢，并且被单个插槽上的所有CPU核共享；
- 最后是主存（内存），被全部插槽上的所有CPU核共享。
另外，线程之间共享一份数据的时候，需要一个线程把数据写回主存，而另一个线程访问主存中相应的数据。
二、Memory Barrier
接着就是 《Disruptor Paper》 中 Memory Barriers 一节中的论述：
这些缓存通过消息传递协议与其他处理器缓存系统保持一致。
此外，处理器具有“存储缓冲区”来卸载对这些缓存的写入，以及“使队列失效”，以便缓存一致性协议能够在即将发生写入时快速确认失效消息，从而提高效率。
读内存屏障通过在无效队列中标记一个点来指示 CPU 上的加载指令来执行它，以便更改进入其缓存。 这使它对在读取屏障之前排序的写入操作具有一致的视图。
写屏障通过在存储缓冲区中标记一个点来命令 CPU 上的存储指令执行它，从而通过其缓存刷新写出。 这个屏障提供了一个有序的视图，了解在写入屏障之前发生了什么存储操作。
在Java内存模型中，volatile字段的读写分别实现读写屏障。
三、缓存一致性协议————MESI
MESI 协议是 Cache line 四种状态的首字母的缩写，分别是修改（Modified）态、独占（Exclusive）态、共享（Shared）态和失效（Invalid）态。 Cache 中缓存的每个 Cache Line 都必须是这四种状态中的一种。
3.1 Cache 的状态：
| Cache块状态 | 详细解释 | 简要说明 |
|---|---|---|
| 修改态（Modified） | 如果该 Cache Line 在多个 Cache 中都有备份，那么只有一个备份能处于这种状态，并且“dirty”标志位被置上。拥有修改态 Cache Line 的 Cache 需要在某个合适的时候把该 Cache Line 写回到内存中。但是在写回之前，任何处理器对该 Cache Line在内存中相对应的内存块都不能进行读操作。 Cache Line 被写回到内存中之后，其状态就由修改态变为共享态。 | 当前CPU cache拥有最新数据（最新的cache line），其他CPU拥有失效数据（cache line的状态是invalid），虽然当前CPU中的数据和主存是不一致的，但是以当前CPU的数据为准； |
| 独占态（Exclusive） | 和修改状态一样，如果该 Cache Line 在多个 Cache 中都有备份，那么只有一个备份能处于这种状态，但是“dirty”标志位没有置上，因为它是和主内存内容保持一致的一份拷贝。如果产生一个读请求，它就可以在任何时候变成共享态。相应地，如果产生了一个写请求，它就可以在任何时候变成修改态。 | 只有当前CPU中有数据，其他CPU中没有改数据，当前CPU的数据和主存中的数据是一致的； |
| 共享态（Shared） | 意味着该 Cache Line 可能在多个 Cache 中都有备份，并且是相同的状态，它是和内存内容保持一致的一份拷贝，而且可以在任何时候都变成其他三种状态。 | 当前CPU和其他CPU中都有共同数据，并且和主存中的数据一致； |
| 失效态（Invalid） | 该 Cache Line 要么已经不在 Cache 中，要么它的内容已经过时。一旦某个Cache Line 被标记为失效，那它就被当作从来没被加载到 Cache 中； | 当前CPU中的数据失效，数据应该从主存中获取，其他CPU中可能有数据也可能无数据，当前CPU中的数据和主存被认为是不一致的； |
3.2 Cache 的操作：
MESI协议中，每个cache的控制器不仅知道自己的操作（local read和local