深入理解Java記憶體模型（六）——final

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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數訪問。對於final域，編譯器和處理器要遵守兩個重定序：

1. 在建構函式內對一個final域的寫入，與隨後把這個被構造對象的引用賦值給一個引用變數，這兩個操作之間不能重排序。
2. 初次讀一個包含final域的對象的引用，與隨後初次讀這個final域，這兩個操作之間不能重排序。

下面，我們通過一些樣本性的代碼來分別說明這兩個規則：

public class FinalExample {    int i;                            //普通變數    final int j;                      //final變數    static FinalExample obj;    public void FinalExample () {     //建構函式        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    }}

這裡假設一個線程A執行writer ()方法，隨後另一個線程B執行reader ()方法。下面我們通過這兩個線程的互動來說明這兩個規則。

 寫final域的重定序

寫final域的重定序禁止把final域的寫重排序到建構函式之外。這個規則的實現包含下面2個方面：

• JMM禁止編譯器把final域的寫重排序到建構函式之外。
• 編譯器會在final域的寫之後，建構函式return之前，插入一個StoreStore屏障。這個屏障禁止處理器把final域的寫重排序到建構函式之外。

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

1. 構造一個FinalExample類型的對象；
2. 把這個對象的引用賦值給引用變數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（馬上會說明為什麼需要這個假設），是一種可能的執行時序：

 

在中，寫普通域的操作被編譯器重排序到了建構函式之外，讀線程B錯誤的讀取了普通變數i初始化之前的值。而寫final域的操作，被寫final域的重定序“限定”在了建構函式之內，讀線程B正確的讀取了final變數初始化之後的值。

寫final域的重定序可以確保：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建構函式外，此時初始值2還沒有寫入普通域i）。

讀final域的重定序

讀final域的重定序如下：

• 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網域作業的前面插入一個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係。由於編譯器遵守間接依賴關係，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係的操作做重排序（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：

1. 初次讀引用變數obj;
2. 初次讀引用變數obj指向對象的普通域j。
3. 初次讀引用變數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，同時程式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域的重定序會把讀對象final域的操作“限定”在讀對象引用之後，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域的重定序可以確保：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。在這個樣本程式中，如果該引用不為null，那麼引用對象的final域一定已經被A線程初始化過了。

如果final域是參考型別

上面我們看到的final域是基礎資料類型，下面讓我們看看如果final域是參考型別，將會有什麼效果？

請看下列範例程式碼：

public class FinalReferenceExample {final int[] intArray;                     //final是參考型別static FinalReferenceExample obj;public FinalReferenceExample () {        //建構函式    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    }}}

這裡final域為一個參考型別，它引用一個int型的數組對象。對於參考型別，寫final域的重定序對編譯器和處理器增加了如下約束：

1. 在建構函式內對一個final引用的對象的成員域的寫入，與隨後在建構函式外把這個被構造對象的引用賦值給一個引用變數，這兩個操作之間不能重排序。

對上面的樣本程式，我們假設首先線程A執行writerOne()方法，執行完後線程B執行writerTwo()方法，執行完後線程C執行reader ()方法。下面是一種可能的線程執行時序：

在中，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數。這裡除了前面提到的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在建構函式中對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之間存在資料競爭，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）來確保記憶體可見度。

為什麼final引用不能從建構函式內“逸出”

前面我們提到過，寫final域的重定序可以確保：在引用變數為任意線程可見之前，該引用變數指向的對象的final域已經在建構函式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：在建構函式內部，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建構函式中“逸出”。為了說明問題，讓我們來看下面範例程式碼：

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。這裡的操作2使得對象還未完成構造前就為線程B可見。即使這裡的操作2是建構函式的最後一步，且即使在程式中操作2排在操作1後面，執行read()方法的線程仍然可能無法看到final域被初始化後的值，因為這裡的操作1和操作2之間可能被重排序。實際的執行時序可能如所示：

從我們可以看出：在建構函式返回前，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。在建構函式返回後，任意線程都將保證能看到final域正確初始化之後的值。

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域的重定序會要求譯編器在final域的寫之後，建構函式return之前，插入一個StoreStore障屏。讀final域的重定序要求編譯器在讀final域的操作前面插入一個LoadLoad屏障。

由於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，由於x86處理器不會對存在間接依賴關係的操作做重排序，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/寫不會插入任何記憶體屏障！

JSR-133為什麼要增強final的語義

在舊的Java記憶體模型中 ，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（還未初始化之前的預設值），過一段時間之後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後的值）。最常見的例子就是在舊的Java記憶體模型中，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，這裡就不贅述了）。

為了修補這個漏洞，JSR-133專家組增強了final的語義。通過為final域增加寫和讀重定序，可以為java程式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建構函式中沒有“逸出”），那麼不需要使用同步（指lock和volatile的使用），就可以保證任意線程都能看到這個final域在建構函式中被初始化之後的值。

深入理解Java記憶體模型（六）——final