1、final域的重排序规则
对于final域,编译器和处理器要遵守两个重排序规则:
- 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,这两个操作之间不能重排序。
- 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,这两个操作之间不能重排序。
举例说明:
public class FinalExample {
int i; // 普通变量
final int j; // final变量
static FinalExample obj;
public 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; // 读引用对象
int a = object.i; // 读普通域
int b = object.j; // 读final域
}
}
这里假设一个线程A执行write()方法,随后另一个线程B执行reader()方法。下面我们通过这两个线程的交互来说明这两个规则。
2、写final域的重排序规则
写final域的重排序规则禁止把final与的写重排序到构造函数之外,这个规则的实现包含下面2个方面:
1)JMM禁止编译器把final域的写重排序到构造函数之外
2)编译器会在final域的写之后,构造函数return之前,插入一个StoreStore屏障,这个屏障禁止处理器把final域的重写排序到构造函数之外。
分析write()方法,write()方法只包含一行代码:finalExample=new FinalExample()。这行代码包含两个步骤,如下:
1)构造一个FinalExample 类型的对象
2)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(等会说明),下图是一种可能的执行顺序:
在上图中,写普通域的操作被编译器重排序到了构造函数之外,读线程B错误地读取了普通变量 i 初始化之前的值。而写final域的操作,被写final域的重排序规则“限定”在了构造函数之前的值。而写final域的操作,被写final域的重排序规则“限定”在了构造函数之内,读线程B正确地读取了final变量初始化之后的值。
写final域的重排序规则可以确保:在对象引用为任意线程可见之前,对象的final域已经被正确初始化过了,而普通域不具有这个保障。以上图为例,在读线程B“看到”对象引用obj时,很可能obj对象还没有构造完成(对普通域i的写操作被重排序到构造函数外,此时初始值1还没有写入普通域 i )
3、读 final 域的重排序规则
读final域的重排序规则是,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作(仅针对处理器),编译器会在读final域操作的前面插入一个LoadLoad屏障。
初次读对象引用与初次读该对象包含的final域,这两个操作之间存在间接依赖关系。由于编译器遵守间接依赖关系,因此编译器不会重排序这两个操作。大多数处理器也会遵守间接依赖,也不会重排序这两个操作。但有少数处理器允许对存在间接依赖关系的操作做重排序,这个规则就是专门用来针对这种处理器的。
reader()方法包含3个操作:
- 初次读引用变量 obj
- 初次读引用变量obj指向对象的普遍域 j
- 初次读引用变量 obj 指向对象的 final 域 i
现在假设写线程A没有发生任何重排序,同时程序在不遵守间接依赖的处理器上执行,下图是一种可能的执行顺序:
图中读对象的普通域的操作被处理器重排序到读对象引用之前。读普通域时,该域还没有被线程A写入,这是一个错误的读取操作。而读final域的重排序规则会把读对象final域的操作“限定”在读对象引用之后,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作。
读final域的重排序规则可以确保:在读一个对象的final域之前,一定会先读包含这个final域的对象的引用。在这个示例程序中,如果该引用不为null,那么引用对象的final域一定已经被A线程初始化过了。
4、final域为引用类型
上面的final域是基本类型,如果final域是引用类型,将会有什么效果,如下代码:
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
}
}
}
本例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,假设首先线程A执行writeOne()方法,执行完之后线程B执行writeTow()方法,执行完后线程C执行reader()方法,下图是一种可能的执行时序。
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可能看得到,也可能看不到。JMM不保证线程B的写入对线程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。
5、为什么 final 引用不能从构造函数中“溢出”
我们知道,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所见,也就是对象引用不能在构造函数中“逸出”。我们用下面的代码来说明:
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write()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和操做2之间可能被重排序。实际的执行时序可能如下图所示:
从图中可以看出:在构造函数返回前,被构造对象的引用不能为其他线程所见,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。
6、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。
我们知道,写final域的重排序规则会要求编译器和final 域的写之后,构造函数 return 之前插入一个 StoreStore 屏障,读 final 域的重排序规则要求编译器在读final与的操作前插入一个 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 屏障会被省略掉。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。