final 域的内存语义
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。
