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java內存模型-final,java模型-final

編輯:JAVA綜合教程

java內存模型-final,java模型-final


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:

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:

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:

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:

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。

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