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：
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。
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：
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。
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：
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。
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！
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。
<a href="http://www.cs.umd.edu/users/pugh/java/memorymodel/jsr-133-faq.html"> jsr 133 (java memory model) faq</a>
<a href="http://www.amazon.com/java-concurrency-practice-brian-goetz/dp/0321349601/ref=pd_sim_b_1"> java concurrency in practice</a>
<a href="http://gee.cs.oswego.edu/dl/jmm/cookbook.html"> the jsr-133 cookbook for compiler writers</a>
<a href="http://download.intel.com/products/processor/manual/253668.pdf">intel® 64 and ia-32 architecturesvsoftware developer’s manual volume 3a: system programming guide, part 1</a>