那么，我们如何保证 Causality 呢？同样的，我们同样不必劳烦 volatile 这么重的操作，采用 release/acquire 模式即可。release/acquire 可以保证 Coherence + Causality。release/acquire 必须成对出现（一个 acquire 对应一个 release），可以将 release 视为前面提到的发射点，acquire 视为前面提到的接收点，那么我们就可以像下图这样实现代码：
然后，继续在刚刚的 aarch64 的机器上面执行，结果是：
可以看出，Causuality 由于使用了 Release/Acquire 保证了 Causality。注意，对于发射点和接收点的选取一定要选好，例如这里我们如果换个位置，那么就不对了：
示例一：发射点只会打包之前的所有更新，对于 x = 1 的更新在发射点之后，相当于没有打包进去，所以还是会出现 1,0 的结果。
示例二：在接收点会解包，从而让后面的读取看到包里面的结果，对于 x 的读取在接收点之前，相当于没有看到包里面的更新，所以还是会出现 1,0 的结果。
由此，我们类比下 Doug Lea 的 Java 内存屏障设计，来看看这里究竟用了哪些 Java 中设计的内存屏障。在 Doug Lea 的很早也是很经典的一篇文章中，介绍了 Java 内存模型以及其中的内存屏障设计，提出了四种屏障：
1.LoadLoad
如果有两个完全不相干的互不依赖（即可以乱序执行的）的读取（Load），可以通过 LoadLoad 屏障避免它们的乱序执行（即在 Load(x) 执行之前不会执行 Load(y)）：
2.LoadStore
如果有一个读取（Load）以及一个完全不相干的（即可以乱序执行的）的写入（Store），可以通过 LoadStore 屏障避免它们的乱序执行（即在 Load(x) 执行之前不会执行 Store(y)）：
3.StoreStore
如果有两个完全不相干的互不依赖（即可以乱序执行的）的写入（Store），可以通过 StoreStore 屏障避免它们的乱序执行（即在 Store(x) 执行之前不会执行 Store(y)）：
4.StoreLoad
如果有一个写入（Store）以及一个完全不相干的（即可以乱序执行的）的读取（Load），可以通过 LoadStore 屏障避免它们的乱序执行（即在 Store(x) 执行之前不会执行 Load(y)）：
那么如何通过这些内存屏障实现的 Release/Acquire 呢？我们可以通过前面我们的抽象推出来，首先是发射点。发射点首先是一个 Store，并且保证打包前面的所有，那么不论是 Load 还是 Store 都要打包，都不能跑到后面去，所以需要在 Release 的前面加上 LoadStore，StoreStore 两种内存屏障来实现。同理，接收点是一个 Load，并且保证后面的都能看到包里面的值，那么无论 Load 还是 Store 都不能跑到前面去，所以需要在 Acquire 的后面加上 LoadLoad，LoadStore 两种内存屏障来实现。
但是呢我们可以在下一章中看到，其实目前来看这四个内存屏障的设计有些过时了（由于 CPU 的发展以及 C++ 语言的发展） ，JVM 内部用的更多的是 acquire，release，fence 这三个。这里的 acquire 以及 release 其实就是我们这里提到的 Release/Acquire。这三个与传统的四屏障的设计的关系是：
我们这里知道了 Release/Acquire 的内存屏障，x86 为何没有设置这个内存屏障就没有这种乱序呢？参考前面的 CPU 乱序图：
通过这里我们知道，x86 对于 Store 与 Store，Load 与 Load，Load 与 Store 都不会乱序，所以天然就能保证 Casuality
7.3. Consensus（共识性）与 Volatile
最后终于来到我们所熟悉的 Volatile 了，Volatile 其实就是在 Release/Acquire 的基础上，进一步保证了 Consensus；Consensus 即所有线程看到的内存更新顺序是一致的，即所有线程看到的内存顺序全局一致，举个例子：假设某个对象字段 int x 初始为 0，int y 也初始为 0，这两个字段不在同一个缓存行中（后面的 jcstress 框架会自动帮我们进行缓存行填充），一个线程执行：
另一个执行：
在 Java 内存模型下，同样可能有4种结果：
r1 = 1, r2 = 1r1 = 0, r2 = 1r1 = 1, r2 = 0r1 = 0, r2 = 0
第四个结果比较有意思，他是不符合 Consensus 的，因为两个线程看到的更新顺序不一样（第一个线程看到 0 代表他认为 x 的更新是在 y 的更新之前执行的，第二个线程看到 0 代表他认为 y 的更新是在 x 的更新之前执行的）。如果没有乱序，那么肯定不会看到 x, y 都是 0，因为线程 1 和线程 2 都是先更新后读取的。但是也正如前面所有的讲述一样，各种乱序造成了我们可以看大第三个这样的结果。那么 Release/Acquire 能否保证不会出现这样的结果呢？我们来简单分析下，如果对于 x，y 的访问都是 Release/Acquire 模式的，那么线程 1 实际执行的就是：
这里我们就可以看出来，x = 1 与 int r1 = y 之间没有任何内存屏障，所以实际可能执行的是：
同理，线程 2 可能执行的是：
或者：
这样，就会造成我们可能看到第四种结果。我们通过代码测试下：
测试结果是：
如果要保证 Consensus，我们只要保证线程 1 的代码与线程 2 的代码不乱序即可，即在原本的内存屏障的基础上，添加 StoreLoad 内存屏障，即线程 1 执行：
线程 2 执行：
这样就能保证不会乱序，这其实就是 volatile 访问了。Volatile 访问即在 Release/Acquire 的基础上增加 StoreLoad 屏障，我们来测试下：
结果是：
