ReentrantLock主要利用CAS+AQS队列来实现。它支持公平锁和非公平锁,两者的实现类似。
CAS:Compare and Swap,比较并交换。CAS有3个操作数:内存值V、预期值A、要修改的新值B。当且仅当预期值A和内存值V相同时,将内存值V修改为B,否则什么都不做。该操作是一个原子操作,被广泛的应用在Java的底层实现中。在Java中,CAS主要是由sun.misc.Unsafe这个类通过JNI调用CPU底层指令实现
ReentrantLock主要利用CAS+AQS队列来实现。它支持公平锁和非公平锁,两者的实现类似。
CAS:Compare and Swap,比较并交换。CAS有3个操作数:内存值V、预期值A、要修改的新值B。当且仅当预期值A和内存值V相同时,将内存值V修改为B,否则什么都不做。该操作是一个原子操作,被广泛的应用在Java的底层实现中。在Java中,CAS主要是由sun.misc.Unsafe这个类通过JNI调用CPU底层指令实现
AbstractQueuedSynchronizer简称AQS
【ReentrantLock使用示例】
private Lock lock = new ReentrantLock();
public void test(){
lock.lock();
try{
doSomeThing();
}catch (Exception e){
// ignored
}finally {
lock.unlock();
}
}
【AQS】
是一个用于构建锁和同步容器的框架。事实上concurrent包内许多类都是基于AQS构建,例如ReentrantLock,Semaphore,CountDownLatch,ReentrantReadWriteLock,FutureTask等。AQS解决了在实现同步容器时设计的大量细节问题。
AQS使用一个FIFO的队列表示排队等待锁的线程,队列头节点称作“哨兵节点”或者“哑节点”,它不与任何线程关联。其他的节点与等待线程关联,每个节点维护一个等待状态waitStatus
ReentrantLock的基本实现可以概括为:先通过CAS尝试获取锁。如果此时已经有线程占据了锁,那就加入AQS队列并且被挂起。当锁被释放之后,排在CLH队列队首的线程会被唤醒,然后CAS再次尝试获取锁。在这个时候,如果:
非公平锁:如果同时还有另一个线程进来尝试获取,那么有可能会让这个线程抢先获取;
公平锁:如果同时还有另一个线程进来尝试获取,当它发现自己不是在队首的话,就会排到队尾,由队首的线程获取到锁。
【lock()与unlock()实现原理】
可重入锁。可重入锁是指同一个线程可以多次获取同一把锁。ReentrantLock和synchronized都是可重入锁。
可中断锁。可中断锁是指线程尝试获取锁的过程中,是否可以响应中断。synchronized是不可中断锁,而ReentrantLock则提供了中断功能。
公平锁与非公平锁。公平锁是指多个线程同时尝试获取同一把锁时,获取锁的顺序按照线程达到的顺序,而非公平锁则允许线程“插队”。synchronized是非公平锁,而ReentrantLock的默认实现是非公平锁,但是也可以设置为公平锁。
CAS操作(CompareAndSwap)。CAS操作简单的说就是比较并交换。CAS 操作包含三个操作数 —— 内存位置(V)、预期原值(A)和新值(B)。如果内存位置的值与预期原值相匹配,那么处理器会自动将该位置值更新为新值。否则,处理器不做任何操作。无论哪种情况,它都会在 CAS 指令之前返回该位置的值。CAS 有效地说明了“我认为位置 V 应该包含值 A;如果包含该值,则将 B 放到这个位置;否则,不要更改该位置,只告诉我这个位置现在的值即可。” Java并发包(java.util.concurrent)中大量使用了CAS操作,涉及到并发的地方都调用了sun.misc.Unsafe类方法进行CAS操作。
ReentrantLock提供了两个构造器,分别是
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
默认构造器初始化为NonfairSync对象,即非公平锁,而带参数的构造器可以指定使用公平锁和非公平锁。由lock()和unlock的源码可以看到,它们只是分别调用了sync对象的lock()和release(1)方法。
NonfairSync
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
首先用一个CAS操作,判断state是否是0(表示当前锁未被占用),如果是0则把它置为1,并且设置当前线程为该锁的独占线程,表示获取锁成功。当多个线程同时尝试占用同一个锁时,CAS操作只能保证一个线程操作成功,剩下的只能乖乖的去排队啦。
“非公平”即体现在这里,如果占用锁的线程刚释放锁,state置为0,而排队等待锁的线程还未唤醒时,新来的线程就直接抢占了该锁,那么就“插队”了。
若当前有三个线程去竞争锁,假设线程A的CAS操作成功了,拿到了锁开开心心的返回了,那么线程B和C则设置state失败,走到了else里面。我们往下看acquire。
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
1. 第一步。尝试去获取锁。如果尝试获取锁成功,方法直接返回。
tryAcquire(arg)
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
//获取当前线程
final Thread current = Thread.currentThread();
//获取state变量值
int c = getState();
if (c == 0) { //没有线程占用锁
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
//占用锁成功,设置独占线程为当前线程
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
} else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { //当前线程已经占用该锁
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
// 更新state值为新的重入次数
setState(nextc);
return true;
}
//获取锁失败
return false;
}
非公平锁tryAcquire的流程是:检查state字段,若为0,表示锁未被占用,那么尝试占用,若不为0,检查当前锁是否被自己占用,若被自己占用,则更新state字段,表示重入锁的次数。如果以上两点都没有成功,则获取锁失败,返回false。
2. 第二步,入队。由于上文中提到线程A已经占用了锁,所以B和C执行tryAcquire失败,并且入等待队列。如果线程A拿着锁死死不放,那么B和C就会被挂起。
先看下入队的过程。先看addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
/**
* 将新节点和当前线程关联并且入队列
* @param mode 独占/共享
* @return 新节点
*/
private Node addWaiter(Node mode) {
//初始化节点,设置关联线程和模式(独占 or 共享)
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// 获取尾节点引用
Node pred = tail;
// 尾节点不为空,说明队列已经初始化过
if (pred != null) {
node.prev = pred;
// 设置新节点为尾节点
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
// 尾节点为空,说明队列还未初始化,需要初始化head节点并入队新节点
enq(node);
return node;
}
B、C线程同时尝试入队列,由于队列尚未初始化,tail==null,故至少会有一个线程会走到enq(node)。我们假设同时走到了enq(node)里。
/**
* 初始化队列并且入队新节点
*/
private Node enq(final Node node) {
//开始自旋
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
// 如果tail为空,则新建一个head节点,并且tail指向head
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
// tail不为空,将新节点入队
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
这里体现了经典的自旋+CAS组合来实现非阻塞的原子操作。由于compareAndSetHead的实现使用了unsafe类提供的CAS操作,所以只有一个线程会创建head节点成功。假设线程B成功,之后B、C开始第二轮循环,此时tail已经不为空,两个线程都走到else里面。假设B线程compareAndSetTail成功,那么B就可以返回了,C由于入队失败还需要第三轮循环。最终所有线程都可以成功入队。
当B、C入等待队列后,此时AQS队列如下:
3. 第三步,挂起。B和C相继执行acquireQueued(final Node node, int arg)。这个方法让已经入队的线程尝试获取锁,若失败则会被挂起。
/**
* 已经入队的线程尝试获取锁
*/
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true; //标记是否成功获取锁
try {
boolean interrupted = false; //标记线程是否被中断过
for (;;) {
final Node p = node.predecessor(); //获取前驱节点
//如果前驱是head,即该结点已成老二,那么便有资格去尝试获取锁
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node); // 获取成功,将当前节点设置为head节点
p.next = null; // 原head节点出队,在某个时间点被GC回收
failed = false; //获取成功
return interrupted; //返回是否被中断过
}
// 判断获取失败后是否可以挂起,若可以则挂起
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
// 线程若被中断,设置interrupted为true
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
code里的注释已经很清晰的说明了acquireQueued的执行流程。假设B和C在竞争锁的过程中A一直持有锁,那么它们的tryAcquire操作都会失败,因此会走到第2个if语句中。我们再看下shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt都做了哪些事吧。
/**
* 判断当前线程获取锁失败之后是否需要挂起.
*/
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
//前驱节点的状态
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
// 前驱节点状态为signal,返回true
return true;
// 前驱节点状态为CANCELLED
if (ws > 0) {
// 从队尾向前寻找第一个状态不为CANCELLED的节点
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
// 将前驱节点的状态设置为SIGNAL
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
/**
* 挂起当前线程,返回线程中断状态并重置
*/
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
线程入队后能够挂起的前提是,它的前驱节点的状态为SIGNAL,它的含义是“Hi,前面的兄弟,如果你获取锁并且出队后,记得把我唤醒!”。所以shouldParkAfterFailedAcquire会先判断当前节点的前驱是否状态符合要求,若符合则返回true,然后调用parkAndCheckInterrupt,将自己挂起。如果不符合,再看前驱节点是否>0(CANCELLED),若是那么向前遍历直到找到第一个符合要求的前驱,若不是则将前驱节点的状态设置为SIGNAL。
整个流程中,如果前驱结点的状态不是SIGNAL,那么自己就不能安心挂起,需要去找个安心的挂起点,同时可以再尝试下看有没有机会去尝试竞争锁。
最终队列可能会如下图所示
unlock()
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
如果理解了加锁的过程,那么解锁看起来就容易多了。流程大致为先尝试释放锁,若释放成功,那么查看头结点的状态是否为SIGNAL,如果是则唤醒头结点的下个节点关联的线程,如果释放失败那么返回false表示解锁失败。这里我们也发现了,每次都只唤起头结点的下一个节点关联的线程。
最后我们再看下tryRelease的执行过程
/**
* 释放当前线程占用的锁
* @param releases
* @return 是否释放成功
*/
protected final boolean tryRelease(int releases) {
// 计算释放后state值
int c = getState() - releases;
// 如果不是当前线程占用锁,那么抛出异常
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) {
// 锁被重入次数为0,表示释放成功
free = true;
// 清空独占线程
setExclusiveOwnerThread(null);
}
// 更新state值
setState(c);
return free;
}
这里入参为1。tryRelease的过程为:当前释放锁的线程若不持有锁,则抛出异常。若持有锁,计算释放后的state值是否为0,若为0表示锁已经被成功释放,并且则清空独占线程,最后更新state值,返回free。
用一张流程图总结一下非公平锁的获取锁的过程。
FairSync
公平锁和非公平锁不同之处在于,公平锁在获取锁的时候,不会先去检查state状态,而是直接执行aqcuire(1
超时机制
在ReetrantLock的tryLock(long timeout, TimeUnit unit) 提供了超时获取锁的功能。它的语义是在指定的时间内如果获取到锁就返回true,获取不到则返回false。这种机制避免了线程无限期的等待锁释放。那么超时的功能是怎么实现的呢?我们还是用非公平锁为例来一探究竟。
public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit)
throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}
还是调用了内部类里面的方法。我们继续向前探究
public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquire(arg) ||
doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}
这里的语义是:如果线程被中断了,那么直接抛出InterruptedException。如果未中断,先尝试获取锁,获取成功就直接返回,获取失败则进入doAcquireNanos。tryAcquire我们已经看过,这里重点看一下doAcquireNanos做了什么。
/**
* 在有限的时间内去竞争锁
* @return 是否获取成功
*/
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
// 起始时间
long lastTime = System.nanoTime();
// 线程入队
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean failed = true;
try {
// 又是自旋!
for (;;) {
// 获取前驱节点
final Node p = node.predecessor();
// 如果前驱是头节点并且占用锁成功,则将当前节点变成头结点
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return true;
}
// 如果已经超时,返回false
if (nanosTimeout <= 0)
return false;
// 超时时间未到,且需要挂起
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
// 阻塞当前线程直到超时时间到期
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
long now = System.nanoTime();
// 更新nanosTimeout
nanosTimeout -= now - lastTime;
lastTime = now;
if (Thread.interrupted())
//相应中断
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
doAcquireNanos的流程简述为:线程先入等待队列,然后开始自旋,尝试获取锁,获取成功就返回,失败则在队列里找一个安全点把自己挂起直到超时时间过期。这里为什么还需要循环呢?因为当前线程节点的前驱状态可能不是SIGNAL,那么在当前这一轮循环中线程不会被挂起,然后更新超时时间,开始新一轮的尝试