JMM中的final关键字解析
本篇内容介绍了“JMM中的final关键字解析”的有关知识,在实际案例的操作过程中,不少人都会遇到这样的困境,接下来就让小编带领大家学习一下如何处理这些情况吧!希望大家仔细阅读,能够学有所成!
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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:
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:
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:
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:
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:
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!
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