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[讨论交流] 深入理解Java内存模型(六)——final

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  与前面介绍的锁和volatile相比较,对final域的读和写更像是普通的变量访问。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。

  下面,我们通过一些示例性的代码来分别说明这两个规则:
  1. public class FinalExample {
  2.     int i;                            //普通变量
  3.     final int j;                      //final变量
  4.     static FinalExample obj;

  5.     public void FinalExample () {     //构造函数
  6.         i = 1;                        //写普通域
  7.         j = 2;                        //写final域
  8.     }

  9.     public static void writer () {    //写线程A执行
  10.         obj = new FinalExample ();
  11.     }

  12.     public static void reader () {       //读线程B执行
  13.         FinalExample object = obj;       //读对象引用
  14.         int a = object.i;                //读普通域
  15.         int b = object.j;                //读final域
  16.     }
  17. }
复制代码

  这里假设一个线程A执行writer ()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。

  写final域的重排序规则

  写final域的重排序规则禁止把final域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:

  • JMM禁止编译器把final域的写重排序到构造函数之外。
  • 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域的写重排序到构造函数之外。

  现在让我们分析writer ()方法。writer ()方法只包含一行代码:finalExample = new FinalExample ()。这行代码包含两个步骤:

  • 构造一个FinalExample类型的对象;
  • 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(马上会说明为什么需要这个假设),下图是一种可能的执行时序:
1.jpg

  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错误的读取了普通变量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”在了构造函数之内,读线程B正确的读取了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2还没有写入普通域i)。

  读final域的重排序规则

  读final域的重排序规则如下:

  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(注意,这个规则仅仅针对处理器)。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,大多数处理器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(比如alpha处理器),这个规则就是专门用来针对这种处理器。

  reader()方法包含三个操作:

  • 初次读引用变量obj;
  • 初次读引用变量obj指向对象的普通域j。
  • 初次读引用变量obj指向对象的final域i。

  现在我们假设写线程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,下面是一种可能的执行时序:
2.png

  在上图中,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,该域还没有被写线程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。

  如果final域是引用类型

  上面我们看到的final域是基础数据类型,下面让我们看看如果final域是引用类型,将会有什么效果?

  请看下列示例代码:
  1. public class FinalReferenceExample {
  2. final int[] intArray;                     //final是引用类型
  3. static FinalReferenceExample obj;

  4. public FinalReferenceExample () {        //构造函数
  5.     intArray = new int[1];              //1
  6.     intArray[0] = 1;                   //2
  7. }

  8. public static void writerOne () {          //写线程A执行
  9.     obj = new FinalReferenceExample ();  //3
  10. }

  11. public static void writerTwo () {          //写线程B执行
  12.     obj.intArray[0] = 2;                 //4
  13. }

  14. public static void reader () {              //读线程C执行
  15.     if (obj != null) {                    //5
  16.         int temp1 = obj.intArray[0];       //6
  17.     }
  18. }
  19. }
复制代码

  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:
2.png

  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:
  1. public class FinalReferenceEscapeExample {
  2. final int i;
  3. static FinalReferenceEscapeExample obj;

  4. public FinalReferenceEscapeExample () {
  5.     i = 1;                              //1写final域
  6.     obj = this;                          //2 this引用在此“逸出”
  7. }

  8. public static void writer() {
  9.     new FinalReferenceEscapeExample ();
  10. }

  11. public static void reader {
  12.     if (obj != null) {                     //3
  13.         int temp = obj.i;                 //4
  14.     }
  15. }
  16. }
复制代码

  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:
2.png

  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。

  扩展阅读:

  深入理解Java内存模型(汇总)

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发表于 2016-9-7 10:55:48 | 显示全部楼层
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