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存取。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域的物件的引用，與隨後初次讀取這個final域，這兩個操作之間不能重新排序。
下面，我們透過一些示例性的程式碼來分別說明這兩個規則：
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
}
}這裡假設一個執行緒A執行writer ()方法，隨後另一個執行緒B執行reader ()方法。下面我們透過這兩個執行緒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域的寫重排序到建構子之外。這個規則的實作包含下面2個面向：
JMM禁止編譯器把final域的寫重新排序到建構子之外。
編譯器會在final域的寫入之後，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子之外。
現在讓我們分析writer ()方法。 writer ()方法只包含一行程式碼：finalExample = new FinalExample ()。這行程式碼包含兩個步驟：
建構一個FinalExample型別的物件；
把這個物件的引用賦值給引用變數obj。
假設線程B讀取物件引用與讀取物件的成員域之間沒有重新排序（馬上會說明為什麼需要這個假設），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數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變數初始化之後的值。
寫final域的重排序規則可以確保：在物件引用為任意執行緒可見之前，物件的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，在讀取線程B「看到」物件引用obj時，很可能obj物件還沒有建構完成（對普通域i的寫入操作被重新排序到建構子外，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：
在一個執行緒中，初次讀取物件引用與初次讀取該物件包含的final域，JMM禁止處理器重新排序這兩個操作（注意，這個規則只是針對處理器）。編譯器會在讀取final域操作的前面插入一個LoadLoad屏障。
初次讀取物件引用與初次讀取該物件所包含的final域，這兩個運算之間存在間接依賴關係。由於編譯器遵守間接依賴關係，因此編譯器不會重新排序這兩個操作。大多數處理器也會遵守間接依賴，大多數處理器也不會重新排序這兩個操作。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（例如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：
初次讀取引用變數obj;
初次讀取參考變數obj指向物件的普通域j。
初次讀取引用變數obj指向物件的final域i。
現在我們假設寫執行緒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：
在上圖中，讀物件的普通域的操作被處理器重排序到讀取對象引用之前。讀取普通域時，該域還沒有被寫入線程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取物件final域的操作「限定」在讀取物件參考之後，此時該final域已經被A執行緒初始化過了，這是一個正確的讀取操作。
讀final域的重排序規則可以確保：在讀一個物件的final域之前，一定會先讀包含這個final域的物件的引用。在這個範例程式中，如果該引用不為null，那麼引用物件的final域一定已經被A執行緒初始化過了。
如果final域是引用型別
上面我們看到的final域是基礎資料型，下面讓我們看看如果final域是參考型，會有什麼效果？
請看下列範例程式碼：
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
}
}
}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加了如下约束：
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，这两个操作之间不能重排序。
对上面的示例程序，我们假设首先线程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可以确保读线程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，因为写线程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。
如果想要确保读线程C看到写线程B对数组元素的写入，写线程B和读线程C之间需要使用同步原语（lock或volatile）来确保内存可见性。
为什么final引用不能从构造函数内“逸出”
前面我们提到过，写final域的重排序规则可以确保：在引用变量为任意线程可见之前，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。其实要得到这个效果，还需要一个保证：在构造函数内部，不能让这个被构造对象的引用为其他线程可见，也就是对象引用不能在构造函数中“逸出”。为了说明问题，让我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
}
}
}假设一个线程A执行writer()方法，另一个线程B执行reader()方法。这里的操作2使得对象还未完成构造前就为线程B可见。即使这里的操作2是构造函数的最后一步，且即使在程序中操作2排在操作1后面，执行read()方法的线程仍然可能无法看到final域被初始化后的值，因为这里的操作1和操作2之间可能被重排序。实际的执行时序可能如下图所示：
从上图我们可以看出：在构造函数返回前，被构造对象的引用不能为其他线程可见，因为此时的final域可能还没有被初始化。在构造函数返回后，任意线程都将保证能看到final域正确初始化之后的值。
final语义在处理器中的实现
现在我们以x86处理器为例，说明final语义在处理器中的具体实现。
上面我们提到，写final域的重排序规则会要求译编器在final域的写之后，构造函数return之前，插入一个StoreStore障屏。读final域的重排序规则要求编译器在读final域的操作前面插入一个LoadLoad屏障。
由于x86处理器不会对写-写操作做重排序，所以在x86处理器中，写final域需要的StoreStore障屏会被省略掉。同样，由于x86处理器不会对存在间接依赖关系的操作做重排序，所以在x86处理器中，读final域需要的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为什么要增强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。比如，一个线程当前看到一个整形final域的值为0（还未初始化之前的默认值），过一段时间之后这个线程再去读这个final域的值时，却发现值变为了1（被某个线程初始化之后的值）。最常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，感兴趣的读者可以自行参考，这里就不赘述了）。
为了修补这个漏洞，JSR-133专家组增强了final的语义。通过为final域增加写和读重排序规则，可以为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”），那么不需要使用同步（指lock和volatile的使用），就可以保证任意线程都能看到这个final域在构造函数中被初始化之后的值。
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