​JMM中的final關鍵字解析

  • 2019 年 10 月 7 日
  • 筆記

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訪問。對於final域，編譯器和處理器要遵守兩個重排序規則：

  1. 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數，這兩個操作之間不能重排序。
  2. 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程式碼來分別說明這兩個規則：

public class FinalExample {  int i;                            //普通變數  final int j;                      //final變數  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 () {    //寫執行緒A執行  obj = new FinalExample ();  }public static void reader () {       //讀執行緒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。下面我們通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 ()方法只包含一行程式碼：finalExample = new FinalExample ()。這行程式碼包含兩個步驟：

  1. 構造一個FinalExample類型的對象；
  2. 把這個對象的引用賦值給引用變數obj。

假設執行緒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，讀執行緒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，讀執行緒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：在對象引用為任意執行緒可見之前，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，在讀執行緒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：

  • 在一個執行緒中，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係。由於編譯器遵守間接依賴關係，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係的操作做重排序（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：

  1. 初次讀引用變數obj;
  2. 初次讀引用變數obj指向對象的普通域j。
  3. 初次讀引用變數obj指向對象的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，該域還沒有被寫執行緒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。在這個示常式序中，如果該引用不為null，那麼引用對象的final域一定已經被A執行緒初始化過了。

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？

請看下列示例程式碼：

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 () {          //寫執行緒A執行  obj = new FinalReferenceExample ();  //3  }public static void writerTwo () {          //寫執行緒B執行  obj.intArray[0] = 2;                 //4  }public static void reader () {              //讀執行緒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：

  1. 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數，這兩個操作之間不能重排序。

對上面的示常式序，我們假設首先執行緒A執行writerOne()方法，執行完後執行緒B執行writerTwo()方法，執行完後執行緒C執行reader ()方法。下面是一種可能的執行緒執行時序：

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數。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可以確保讀執行緒C至少能看到寫執行緒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。而寫執行緒B對數組元素的寫入，讀執行緒C可能看的到，也可能看不到。JMM不保證執行緒B的寫入對讀執行緒C可見，因為寫執行緒B和讀執行緒C之間存在數據競爭，此時的執行結果不可預知。

如果想要確保讀執行緒C看到寫執行緒B對數組元素的寫入，寫執行緒B和讀執行緒C之間需要使用同步原語（lock或volatile）來確保記憶體可見性。

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：在引用變數為任意執行緒可見之前，該引用變數指向的對象的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執行緒可見，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程式碼：

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  }  }  }

假設一個執行緒A執行writer()方法，另一個執行緒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執行緒B可見。即使這裡的操作2是構造函數的最後一步，且即使在程式中操作2排在操作1後面，執行read()方法的執行緒仍然可能無法看到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執行緒可見，因為此時的final域可能還沒有被初始化。在構造函數返回後，任意執行緒都將保證能看到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係的操作做重排序，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/寫不會插入任何記憶體屏障！

JSR-133為什麼要增強final的語義

在舊的Java記憶體模型中 ，最嚴重的一個缺陷就是執行緒可能看到final域的值會改變。比如，一個執行緒當前看到一個整形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執行緒再去讀這個final域的值時，卻發現值變為了1（被某個執行緒初始化之後的值）。最常見的例子就是在舊的Java記憶體模型中，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程式設計師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），就可以保證任意執行緒都能看到這個final域在構造函數中被初始化之後的值。

參考文獻

  1. Java Concurrency in Practice
  2. JSR 133 (Java Memory Model) FAQ
  3. Java Concurrency in Practice
  4. The JSR-133 Cookbook for Compiler Writers

Intel® 64 and IA-32 ArchitecturesvSoftware Developer』s Manual Volume 3A: System Programming Guide, Part 1

轉載自並發編程網 – ifeve.com

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