深入理解 Java 内存模型(六)——final

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作者:程晓明

出处:https://www.infoq.cn/article/java-memory-model-6


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:

  1. 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。
  2. 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:

public class FinalExample {
    int i;                            // 普通变量
    final int j;                      //final 变量
    static FinalExample obj;

    public void 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;       // 读对象引用
        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 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:

  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(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:

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:

  1. 初次读引用变量 obj;
  2. 初次读引用变量 obj 指向对象的普通域 j。
  3. 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:

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:

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
    }
}
}

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:

  1. 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:

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:

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 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:

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。

参考文献

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

关于作者

程晓明,Java 软件工程师,国家认证的系统分析师、信息项目管理师。专注于并发编程,就职于富士通南大。个人邮箱:asst2003@163.com

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