深刻理解Java内存模型（六）——final

时间 2019-11-29

标签深刻理解 java 内存模型 final 栏目 Java 繁體版

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与前面介绍的锁和volatile相比较，对final域的读和写更像是普通的变量访问。对于final域，编译器和处理器要遵照两个重排序规则：html

在构造函数内对一个final域的写入，与随后把这个被构造对象的引用赋值给一个引用变量，这两个操做之间不能重排序。
初次读一个包含final域的对象的引用，与随后初次读这个final域，这两个操做之间不能重排序。

下面，咱们经过一些示例性的代码来分别说明这两个规则：java

public class FinalExample {
    int i;                            //普通变量
    final int j;                      //final变量
    static FinalExample obj;

    public void FinalExample () {     //构造函数
        i = 1;                        //写普通域
        j = 2;                        //写final域
    }

    public static void writer () {    //写线程A执行
        obj = new FinalExample ();
    }

    public static void reader () {       //读线程B执行
        FinalExample object = obj;       //读对象引用
        int a = object.i;                //读普通域
        int b = object.j;                //读final域
    }
}
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这里假设一个线程A执行writer ()方法，随后另外一个线程B执行reader ()方法。下面咱们经过这两个线程的交互来讲明这两个规则。程序员

写final域的重排序规则

写final域的重排序规则禁止把final域的写重排序到构造函数以外。这个规则的实现包含下面2个方面：数组

JMM禁止编译器把final域的写重排序到构造函数以外。
编译器会在final域的写以后，构造函数return以前，插入一个StoreStore屏障。这个屏障禁止处理器把final域的写重排序到构造函数以外。

如今让咱们分析writer ()方法。writer ()方法只包含一行代码：finalExample = new FinalExample ()。这行代码包含两个步骤：安全

构造一个FinalExample类型的对象；
把这个对象的引用赋值给引用变量obj。

假设线程B读对象引用与读对象的成员域之间没有重排序（立刻会说明为何须要这个假设），下图是一种可能的执行时序：性能优化

在上图中，写普通域的操做被编译器重排序到了构造函数以外，读线程B错误的读取了普通变量i初始化以前的值。而写final域的操做，被写final域的重排序规则“限定”在了构造函数以内，读线程B正确的读取了final变量初始化以后的值。bash

写final域的重排序规则能够确保：在对象引用为任意线程可见以前，对象的final域已经被正确初始化过了，而普通域不具备这个保障。以上图为例，在读线程B“看到”对象引用obj时，极可能obj对象尚未构造完成（对普通域i的写操做被重排序到构造函数外，此时初始值2尚未写入普通域i）。微信

读final域的重排序规则

读final域的重排序规则以下：架构

在一个线程中，初次读对象引用与初次读该对象包含的final域，JMM禁止处理器重排序这两个操做（注意，这个规则仅仅针对处理器）。编译器会在读final域操做的前面插入一个LoadLoad屏障。

初次读对象引用与初次读该对象包含的final域，这两个操做之间存在间接依赖关系。因为编译器遵照间接依赖关系，所以编译器不会重排序这两个操做。大多数处理器也会遵照间接依赖，大多数处理器也不会重排序这两个操做。但有少数处理器容许对存在间接依赖关系的操做作重排序（好比alpha处理器），这个规则就是专门用来针对这种处理器。并发

reader()方法包含三个操做：

初次读引用变量obj;
初次读引用变量obj指向对象的普通域j。
初次读引用变量obj指向对象的final域i。

如今咱们假设写线程A没有发生任何重排序，同时程序在不遵照间接依赖的处理器上执行，下面是一种可能的执行时序：

在上图中，读对象的普通域的操做被处理器重排序到读对象引用以前。读普通域时，该域尚未被写线程A写入，这是一个错误的读取操做。而读final域的重排序规则会把读对象final域的操做“限定”在读对象引用以后，此时该final域已经被A线程初始化过了，这是一个正确的读取操做。

读final域的重排序规则能够确保：在读一个对象的final域以前，必定会先读包含这个final域的对象的引用。在这个示例程序中，若是该引用不为null，那么引用对象的final域必定已经被A线程初始化过了。

若是final域是引用类型

上面咱们看到的final域是基础数据类型，下面让咱们看看若是final域是引用类型，将会有什么效果？

请看下列示例代码：

public class FinalReferenceExample {
final int[] intArray;                     //final是引用类型
static FinalReferenceExample obj;

public FinalReferenceExample () {        //构造函数
    intArray = new int[1];              //1
    intArray[0] = 1;                   //2
}

public static void writerOne () {          //写线程A执行
    obj = new FinalReferenceExample ();  //3
}

public static void writerTwo () {          //写线程B执行
    obj.intArray[0] = 2;                 //4
}

public static void reader () {              //读线程C执行
    if (obj != null) {                    //5
        int temp1 = obj.intArray[0];       //6
    }
}
}
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这里final域为一个引用类型，它引用一个int型的数组对象。对于引用类型，写final域的重排序规则对编译器和处理器增长了以下约束：

在构造函数内对一个final引用的对象的成员域的写入，与随后在构造函数外把这个被构造对象的引用赋值给一个引用变量，这两个操做之间不能重排序。

对上面的示例程序，咱们假设首先线程A执行writerOne()方法，执行完后线程B执行writerTwo()方法，执行完后线程C执行reader ()方法。下面是一种可能的线程执行时序：

在上图中，1是对final域的写入，2是对这个final域引用的对象的成员域的写入，3是把被构造的对象的引用赋值给某个引用变量。这里除了前面提到的1不能和3重排序外，2和3也不能重排序。

JMM能够确保读线程C至少能看到写线程A在构造函数中对final引用对象的成员域的写入。即C至少能看到数组下标0的值为1。而写线程B对数组元素的写入，读线程C可能看的到，也可能看不到。JMM不保证线程B的写入对读线程C可见，由于写线程B和读线程C之间存在数据竞争，此时的执行结果不可预知。

若是想要确保读线程C看到写线程B对数组元素的写入，写线程B和读线程C之间须要使用同步原语（lock或volatile）来确保内存可见性。

为何final引用不能从构造函数内“逸出”

前面咱们提到过，写final域的重排序规则能够确保：在引用变量为任意线程可见以前，该引用变量指向的对象的final域已经在构造函数中被正确初始化过了。其实要获得这个效果，还须要一个保证：在构造函数内部，不能让这个被构造对象的引用为其余线程可见，也就是对象引用不能在构造函数中“逸出”。为了说明问题，让咱们来看下面示例代码：

public class FinalReferenceEscapeExample {
final int i;
static FinalReferenceEscapeExample obj;

public FinalReferenceEscapeExample () {
    i = 1;                              //1写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
    }
}
}
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假设一个线程A执行writer()方法，另外一个线程B执行reader()方法。这里的操做2使得对象还未完成构造前就为线程B可见。即便这里的操做2是构造函数的最后一步，且即便在程序中操做2排在操做1后面，执行read()方法的线程仍然可能没法看到final域被初始化后的值，由于这里的操做1和操做2之间可能被重排序。实际的执行时序可能以下图所示：

从上图咱们能够看出：在构造函数返回前，被构造对象的引用不能为其余线程可见，由于此时的final域可能尚未被初始化。在构造函数返回后，任意线程都将保证能看到final域正确初始化以后的值。

final语义在处理器中的实现

如今咱们以x86处理器为例，说明final语义在处理器中的具体实现。

上面咱们提到，写final域的重排序规则会要求译编器在final域的写以后，构造函数return以前，插入一个StoreStore障屏。读final域的重排序规则要求编译器在读final域的操做前面插入一个LoadLoad屏障。

因为x86处理器不会对写-写操做作重排序，因此在x86处理器中，写final域须要的StoreStore障屏会被省略掉。一样，因为x86处理器不会对存在间接依赖关系的操做作重排序，因此在x86处理器中，读final域须要的LoadLoad屏障也会被省略掉。也就是说在x86处理器中，final域的读/写不会插入任何内存屏障！

JSR-133为何要加强final的语义

在旧的Java内存模型中，最严重的一个缺陷就是线程可能看到final域的值会改变。好比，一个线程当前看到一个整形final域的值为0（还未初始化以前的默认值），过一段时间以后这个线程再去读这个final域的值时，却发现值变为了1（被某个线程初始化以后的值）。最多见的例子就是在旧的Java内存模型中，String的值可能会改变（参考文献2中有一个具体的例子，感兴趣的读者能够自行参考，这里就不赘述了）。

为了修补这个漏洞，JSR-133专家组加强了final的语义。经过为final域增长写和读重排序规则，能够为java程序员提供初始化安全保证：只要对象是正确构造的（被构造对象的引用在构造函数中没有“逸出”），那么不须要使用同步（指lock和volatile的使用），就能够保证任意线程都能看到这个final域在构造函数中被初始化以后的值。

参考文献

Intel® 64 and IA-32 ArchitecturesvSoftware Developer’s Manual Volume 3A: System Programming Guide, Part 1

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