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量通路。對于final域，編譯器和處理器要遵守兩個重排序規則：
在構造函數内對一個final域的寫入，與随後把這個被構造對象的引用指派給一個引用變量，這兩個操作之間不能重排序。
初次讀一個包含final域的對象的引用，與随後初次讀這個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代碼來分别說明這兩個規則：
這裡假設一個線程a執行writer ()方法，随後另一個線程b執行reader ()方法。下面我們通過這兩個線程的互動來說明這兩個規則。
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。這個規則的實作包含下面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 ()方法隻包含一行代碼：finalexample = new finalexample ()。這行代碼包含兩個步驟：
構造一個finalexample類型的對象；
把這個對象的引用指派給引用變量obj。
假設線程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，讀線程b錯誤的讀取了普通變量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”在了構造函數之内，讀線程b正确的讀取了final變量初始化之後的值。
寫final域的重排序規則可以確定：在對象引用為任意線程可見之前，對象的final域已經被正确初始化過了，而普通域不具有這個保障。以上圖為
例，在讀線程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域的重排序規則如下：
在一個線程中，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系。由于編譯器遵守間接依賴關系，是以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系的操作做重排序（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：
初次讀引用變量obj;
初次讀引用變量obj指向對象的普通域j。
初次讀引用變量obj指向對象的final域i。
現在我們假設寫線程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，該域還沒有被寫線程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線程初始化過了，這是一個正确的讀取操作。
讀final域的重排序規則可以確定：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。在這個示例程式中，如果該引用不為null，那麼引用對象的final域一定已經被a線程初始化過了。
上面我們看到的final域是基礎資料類型，下面讓我們看看如果final域是引用類型，将會有什麼效果？
請看下列示例代碼：
這裡final域為一個引用類型，它引用一個int型的數組對象。對于引用類型，寫final域的重排序規則對編譯器和處理器增加了如下限制：
在構造函數内對一個final引用的對象的成員域的寫入，與随後在構造函數外把這個被構造對象的引用指派給一個引用變量，這兩個操作之間不能重排序。
對上面的示例程式，我們假設首先線程a執行writerone()方法，執行完後線程b執行writertwo()方法，執行完後線程c執行reader ()方法。下面是一種可能的線程執行時序：
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指派給某個引用變量。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可以確定讀線程c至少能看到寫線程a在構造函數中對final引用對象的成員域的寫入。即c至少能看到數組下标0的值為1。而寫線程b對數組
元素的寫入，讀線程c可能看的到，也可能看不到。jmm不保證線程b的寫入對讀線程c可見，因為寫線程b和讀線程c之間存在資料競争，此時的執行結果不可
預知。
如果想要確定讀線程c看到寫線程b對數組元素的寫入，寫線程b和讀線程c之間需要使用同步原語（lock或volatile）來確定記憶體可見性。
前面我們提到過，寫final域的重排序規則可以確定：在引用變量為任意線程可見之前，該引用變量指向的對象的final域已經在構造函數中被正确
初始化過了。其實要得到這個效果，還需要一個保證：在構造函數内部，不能讓這個被構造對象的引用為其他線程可見，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代碼：
假設一個線程a執行writer()方法，另一個線程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線程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()方法的線程仍然可能無法看到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：在構造函數傳回前，被構造對象的引用不能為其他線程可見，因為此時的final域可能還沒有被初始化。在構造函數傳回後，任意線程都将保證能看到final域正确初始化之後的值。
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作。
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。
由于x86處理器不會對寫-寫操作做重排序，是以在x86處理器中，寫final域需要的storestore障屏會被省略掉。同樣，由于x86處
理器不會對存在間接依賴關系的操作做重排序，是以在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！
在舊的java記憶體模型中
，最嚴重的一個缺陷就是線程可能看到final域的值會改變。比如，一個線程目前看到一個整形final域的值為0（還未初始化之前的預設值），過一段時
間之後這個線程再去讀這個final域的值時，卻發現值變為了1（被某個線程初始化之後的值）。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程式員提供初始化安全保
證：隻要對象是正确構造的（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），就可以保證任意線
程都能看到這個final域在構造函數中被初始化之後的值。
<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>