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Java 語言的每個關鍵字都設計的很巧妙，金雕玉琢，只有深度鑽研其中，才知其中懊悔，本文帶領大家一起深入理解 Java 內存模型之 final。
與鎖和 volatile 相比較，對 final 域的讀和寫更像是普通的變量訪問。對於 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，與隨後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
}
}
這裏假設一個線程 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 域的寫之後，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（馬上會說明爲什麼需要這個假設），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 變量初始化之後的值。
寫 final 域的重排序規則可以確保：在對象引用爲任意線程可見之前，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。以上圖爲例，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：
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，如果該引用不爲 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，將會有什麼效果？
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
}
}
}
這裏 final 域爲一個引用類型，它引用一個 int 型的數組對象。對於引用類型，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，與隨後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。這裏除了前面提到的 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 的值爲 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，因爲寫線程 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。
爲什麼 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：在引用變量爲任意線程可見之前，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爲其他線程可見，也就是對象引用不能在構造函數中“逸出”。爲了說明問題，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。這裏的操作 2 使得對象還未完成構造前就爲線程 B 可見。即使這裏的操作 2 是構造函數的最後一步，且即使在程序中操作 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，因爲這裏的操作 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爲其他線程可見，因爲此時的 final 域可能還沒有被初始化。在構造函數返回後，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 處理器爲例，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 域的寫之後，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 / 寫不會插入任何內存屏障！
JSR-133 爲什麼要增強 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 域的值爲 0（還未初始化之前的默認值），過一段時間之後這個線程再去讀這個 final 域的值時，卻發現值變爲了 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 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，這裏就不贅述了）。
爲了修補這個漏洞，JSR-133 專家組增強了 final 的語義。通過爲 final 域增加寫和讀重排序規則，可以爲 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 域在構造函數中被初始化之後的值。
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