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。以上圖為例，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系。由於編譯器遵守 間接依賴關系，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系的操作做重排序（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
}
}
}
這裡final域為一個引用類型，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：
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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。
為什麼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：在引用變量為任意線程可見之前，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 被構造對象的引用為其他線程可見，也就是對象引用不能在構造函數中“逸出”。為了說明問題，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為其他線程可見，因為此時的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系的操作做重排序，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為什麼要增強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 為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域增加寫和讀重排序規則，可以為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。
