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與前面介紹的鎖和Volatile相比較，對final域的讀和寫更像是普通的變量訪問。對于final域，編譯器和處理器要遵守兩個重排序規則：

在構造函數內對一個final域的寫入，與隨后把這個被構造對象的引用賦值給一個引用變量，這兩個操作之間不能重排序。

初次讀一個包含final域的對象的引用，與隨后初次讀這個final域，這兩個操作之間不能重排序。

下面，我們通過一些示例性的代碼來分別說明這兩個規則：

public class FinalExample {int i; //普通變量final int j; //final變量 static FinalExample obj; public void FinalExample () { //構造函數 i = 1; //寫普通域 j = 2; //寫final域 } public static void writer () { //寫線程A執行 obj = new FinalExample (); } public static void reader () { //讀線程B執行 FinalExample object = obj; //讀對象引用 int a = object.i; //讀普通域 int b = object.j; //讀final域 } }

這里假設一個線程A執行writer ()方法，隨后另一個線程B執行reader ()方法。下面我們通過這兩個線程的交互來說明這兩個規則。

寫final域的重排序規則

寫final域的重排序規則禁止把final域的寫重排序到構造函數之外。這個規則的實現包含下面2個方面：

• JMM禁止編譯器把final域的寫重排序到構造函數之外。
• 編譯器會在final域的寫之后，構造函數return之前，插入一個StoreStore屏障。這個屏障禁止處理器把final域的寫重排序到構造函數之外。

現在讓我們分析writer ()方法。writer ()方法只包含一行代碼：finalExample = new FinalExample ()。這行代碼包含兩個步驟：

構造一個FinalExample類型的對象；

把這個對象的引用賦值給引用變量obj。

假設線程B讀對象引用與讀對象的成員域之間沒有重排序（馬上會說明為什么需要這個假設），下圖是一種可能的執行時序：

在上圖中，寫普通域的操作被編譯器重排序到了構造函數之外，讀線程B錯誤的讀取了普通變量i初始化之前的值。而寫final域的操作，被寫final域的重排序規則“限定”在了構造函數之內，讀線程B正確的讀取了final變量初始化之后的值。

寫final域的重排序規則可以確保：在對象引用為任意線程可見之前，對象的final域已經被正確初始化過了，而普通域不具有這個保障。以上圖為例，在讀線程B“看到”對象引用obj時，很可能obj對象還沒有構造完成（對普通域i的寫操作被重排序到構造函數外，此時初始值2還沒有寫入普通域i）。

讀final域的重排序規則

讀final域的重排序規則如下：

• 在一個線程中，初次讀對象引用與初次讀該對象包含的final域，JMM禁止處理器重排序這兩個操作（注意，這個規則僅僅針對處理器）。編譯器會在讀final域操作的前面插入一個LoadLoad屏障。

初次讀對象引用與初次讀該對象包含的final域，這兩個操作之間存在間接依賴關系。由于編譯器遵守間接依賴關系，因此編譯器不會重排序這兩個操作。大多數處理器也會遵守間接依賴，大多數處理器也不會重排序這兩個操作。但有少數處理器允許對存在間接依賴關系的操作做重排序（比如alpha處理器），這個規則就是專門用來針對這種處理器。

reader()方法包含三個操作：

初次讀引用變量obj;

初次讀引用變量obj指向對象的普通域j。

初次讀引用變量obj指向對象的final域i。

現在我們假設寫線程A沒有發生任何重排序，同時程序在不遵守間接依賴的處理器上執行，下面是一種可能的執行時序：

在上圖中，讀對象的普通域的操作被處理器重排序到讀對象引用之前。讀普通域時，該域還沒有被寫線程A寫入，這是一個錯誤的讀取操作。而讀final域的重排序規則會把讀對象final域的操作“限定”在讀對象引用之后，此時該final域已經被A線程初始化過了，這是一個正確的讀取操作。

讀final域的重排序規則可以確保：在讀一個對象的final域之前，一定會先讀包含這個final域的對象的引用。在這個示例程序中，如果該引用不為null，那么引用對象的final域一定已經被A線程初始化過了。

如果final域是引用類型

上面我們看到的final域是基礎數據類型，下面讓我們看看如果final域是引用類型，將會有什么效果？

請看下列示例代碼：

public class FinalReferenceExample { final int[] intArray; //final是引用類型 static FinalReferenceExample obj; public FinalReferenceExample () { //構造函數 intArray = new int[1]; //1 intArray[0] = 1; //2 } public static void writerOne () { //寫線程A執行 obj = new FinalReferenceExample (); //3 } public static void writerTwo () { //寫線程B執行 obj.intArray[0] = 2; //4 } public static void reader () { //讀線程C執行 if (obj != null) { //5 int temp1 = obj.intArray[0]; //6 } } }

這里final域為一個引用類型，它引用一個int型的數組對象。對于引用類型，寫final域的重排序規則對編譯器和處理器增加了如下約束：

在構造函數內對一個final引用的對象的成員域的寫入，與隨后在構造函數外把這個被構造對象的引用賦值給一個引用變量，這兩個操作之間不能重排序。

對上面的示例程序，我們假設首先線程A執行writerOne()方法，執行完后線程B執行writerTwo()方法，執行完后線程C執行reader ()方法。下面是一種可能的線程執行時序：

在上圖中，1是對final域的寫入，2是對這個final域引用的對象的成員域的寫入，3是把被構造的對象的引用賦值給某個引用變量。這里除了前面提到的1不能和3重排序外，2和3也不能重排序。

JMM可以確保讀線程C至少能看到寫線程A在構造函數中對final引用對象的成員域的寫入。即C至少能看到數組下標0的值為1。而寫線程B對數組元素的寫入，讀線程C可能看的到，也可能看不到。JMM不保證線程B的寫入對讀線程C可見，因為寫線程B和讀線程C之間存在數據競爭，此時的執行結果不可預知。

如果想要確保讀線程C看到寫線程B對數組元素的寫入，寫線程B和讀線程C之間需要使用同步原語（lock或volatile）來確保內存可見性。

為什么final引用不能從構造函數內“逸出”

前面我們提到過，寫final域的重排序規則可以確保：在引用變量為任意線程可見之前，該引用變量指向的對象的final域已經在構造函數中被正確初始化過了。其實要得到這個效果，還需要一個保證：在構造函數內部，不能讓這個被構造對象的引用為其他線程可見，也就是對象引用不能在構造函數中“逸出”。為了說明問題，讓我們來看下面示例代碼：

public class FinalReferenceEscapeExample { final int i; static FinalReferenceEscapeExample obj; public FinalReferenceEscapeExample () { i = 1; //1寫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 } } }

假設一個線程A執行writer()方法，另一個線程B執行reader()方法。這里的操作2使得對象還未完成構造前就為線程B可見。即使這里的操作2是構造函數的最后一步，且即使在程序中操作2排在操作1后面，執行read()方法的線程仍然可能無法看到final域被初始化后的值，因為這里的操作1和操作2之間可能被重排序。實際的執行時序可能如下圖所示：

從上圖我們可以看出：在構造函數返回前，被構造對象的引用不能為其他線程可見，因為此時的final域可能還沒有被初始化。在構造函數返回后，任意線程都將保證能看到final域正確初始化之后的值。

final語義在處理器中的實現

現在我們以x86處理器為例，說明final語義在處理器中的具體實現。

上面我們提到，寫final域的重排序規則會要求譯編器在final域的寫之后，構造函數return之前，插入一個StoreStore障屏。讀final域的重排序規則要求編譯器在讀final域的操作前面插入一個LoadLoad屏障。

由于x86處理器不會對寫-寫操作做重排序，所以在x86處理器中，寫final域需要的StoreStore障屏會被省略掉。同樣，由于x86處理器不會對存在間接依賴關系的操作做重排序，所以在x86處理器中，讀final域需要的LoadLoad屏障也會被省略掉。也就是說在x86處理器中，final域的讀/寫不會插入任何內存屏障！

JSR-133為什么要增強final的語義

在舊的Java內存模型中 ，最嚴重的一個缺陷就是線程可能看到final域的值會改變。比如，一個線程當前看到一個整形final域的值為0（還未初始化之前的默認值），過一段時間之后這個線程再去讀這個final域的值時，卻發現值變為了1（被某個線程初始化之后的值）。最常見的例子就是在舊的Java內存模型中，String的值可能會改變（參考文獻2中有一個具體的例子，感興趣的讀者可以自行參考，這里就不贅述了）。

為了修補這個漏洞，JSR-133專家組增強了final的語義。通過為final域增加寫和讀重排序規則，可以為java程序員提供初始化安全保證：只要對象是正確構造的（被構造對象的引用在構造函數中沒有“逸出”），那么不需要使用同步（指lock和volatile的使用），就可以保證任意線程都能看到這個final域在構造函數中被初始化之后的值。

轉載于:https://www.cnblogs.com/davidwang456/p/6123140.html

總結

以上是生活随笔為你收集整理的Java内存模型深度解析：final--转的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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