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基于ReentrantLock的實現(xiàn)原理講解

 更新時間:2021年09月28日 15:04:51   作者:一擼向北  
這篇文章主要介紹了ReentrantLock的實現(xiàn)原理,具有很好的參考價值,希望對大家有所幫助。如有錯誤或未考慮完全的地方,望不吝賜教

java.util.concurrent包中的工具實現(xiàn)核心都是AQS,了解ReentrantLock的實現(xiàn)原理,需要先分析AQS以及AQS與ReentrantLock的關系。

這篇文章中分析了ReentrantLock#lock與ReentrantLock#unlock的實現(xiàn),對于Condition的實現(xiàn)分析,另外文章再講,基本上大同小異。

ReentrantLock實現(xiàn)核心–AQS(AbstractQueuedSynchronizer)

AQS,隊列同步器,在juc包中的工具類都是依賴于AQS來實現(xiàn)同步控制,看一張AQS的結構圖。

在這里插入圖片描述

同步控制中主要使用到的信息如上圖所示。AQS可以被當做是一個同步監(jiān)視器的實現(xiàn),并且具有排隊功能。當線程嘗試獲取AQS的鎖時,如果AQS已經(jīng)被別的線程獲取鎖,那么將會新建一個Node節(jié)點,并且加入到AQS的等待隊列中,這個隊列也由AQS本身自己維護。當鎖被釋放時,喚醒下一個節(jié)點嘗試獲取鎖。

  • 變量exclusiveOwnerThread在互斥模式下,表示當前持有鎖的線程。
  • 變量tail指向等待獲取AQS的鎖的節(jié)點隊列的最后一個
  • 變量head指向隊列中head節(jié)點,head節(jié)點信息為空,不表示任何正在等待的線程。
  • 變量state表示AQS同步器的狀態(tài),在不同情況下含義可能不太一樣,例如以下幾種
    • 在ReentrantLock中,表示AQS的鎖是否已經(jīng)被占用獲取,0:沒有,>=1:已被獲取,當大于1時表示被同一線程多次重入鎖。
    • 在CountDownLatch中,表示計數(shù)還剩的次數(shù),當?shù)竭_0時,喚醒等待線程。
    • 在Semaphore中,表示AQS還可以被獲取鎖的次數(shù),獲取一次就減1,當?shù)竭_0時,嘗試獲取的線程將會阻塞。

Node結構

Node節(jié)點是AQS管理的等待隊列的節(jié)點元素,除了head節(jié)點之外,其他一個節(jié)點就代表一個正在等待線程的隊列。Node一般的重要參數(shù)有幾個。

  • prev 前置節(jié)點
  • next后置節(jié)點
  • thread 代表的線程
  • waitStatus節(jié)點的等待狀態(tài)
    • 1表示節(jié)點已經(jīng)取消,也就是線程可能已經(jīng)中斷,不需要再等待獲取鎖了,在后續(xù)代碼中會處理跳過waitStatus等于1的節(jié)點
    • -1表示當前節(jié)點的后置節(jié)點代表的線程需要被掛起
    • -2表示當前線程正在等待的是Condition鎖

ReentrantLock實現(xiàn)分析

二者關聯(lián)

ReentrantLock實現(xiàn)核心是基于AQS,看下面一張圖,分析AQS與ReentrantLock的關系。

在這里插入圖片描述

從圖中可以看出,ReentrantLock里面有最終兩個內部類,F(xiàn)airSync和NonfairSync通過繼承AbstractQueuedSynchronizer的功能,來實現(xiàn)兩種同步互斥方案:公平鎖和非公平鎖。

在ReentrantLock中最終lock和unlock操作,都由FairSync和NonfairSync實際完成。

NonfairSync分析

下面看一個最簡單利用ReentrantLock實現(xiàn)互斥的例子。

        ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
		//嘗試獲取鎖
        lock.lock();
        //獲得鎖后執(zhí)行邏輯......
        //......
		//解鎖
        lock.unlock();

在ReentrantLock的默認無參構造方法中,創(chuàng)建的是非公平鎖

    public ReentrantLock() {
        sync = new NonfairSync();
    }

下面分析lock.lock();這句代碼是如何實現(xiàn)同步互斥的。

NonfairSync#lock

點開lock.lock();源碼,可以看到最終實際調用的是NonfairSync#lock,這是分析的入口。

NonfairSync#lock源碼如下。

final void lock() {
    if (compareAndSetState(0, 1))//【step1】
        setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());//【step2】
    else
        acquire(1);//【step3】
}

【step1】上面有提到,NonfairSync繼承自AbstractQueuedSynchronizer,NonfairSync就是一個AQS,因此在步驟【1】其實就是利用CAS(一個原子性的比較并設置操作)嘗試設置AQS的state為1。如果設置成功,表示獲取鎖成功;如果設置失敗,表示state之前已經(jīng)是>=1,已經(jīng)被別的線程占用了AQS的鎖,所示無法設置state為1,稍后會把線程加入到等待隊列。

**非公平鎖與公平鎖:**對于NonfairSync非公平鎖來說,線程只要執(zhí)行l(wèi)ock請求,就會立馬嘗試獲取鎖,不會管AQS當前管理的等待隊列中有沒有正在等待的線程,這種操作是不公平的,沒有先來后到;而稍后介紹的FairSync公平鎖,則會在lock請求進行時,先判斷AQS管理的等待隊列中是否已經(jīng)有正在等待的線程,有的話就是不嘗試獲取鎖,直接進入等待隊列,保證了公平性。

這一步需要熟悉的是CAS操作,分析一下compareAndSetState源碼,如下。這一步利用unsafe包的cas操作,unsafe包類似一種java留給開發(fā)者的后門,可以用來直接操作內存數(shù)據(jù),并且保證這個操作的原子性。在下面的代碼中,stateOffset表示state比變量的內存偏移地址,用來尋找state變量內存位置。整個cas操作就是找到內存中當前的state變量值,并且與expect期待值比較,如果跟期待值相同,那么表示這個值是可以修改的,此時就會對state值進行更新;如果與期待值不一樣,那么將不能進行更新操作。unsafe保證了比較與設置值的過程是原子性的,在這一步不會出現(xiàn)線程安全問題。

protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
    // See below for intrinsics setup to support this
    return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}

【step2】操作是在設置state成功之后,表示當前線程獲取AQS鎖成功,需要設置AQS中的變量exclusiveOwnerThread為當前持有鎖的線程,做保存記錄。

【step3】當嘗試獲取鎖失敗的時候,就需要進行步驟3,執(zhí)行acquire,進行再次嘗試或者線程進入等待隊列。

AbstractQueuedSynchronizer#acquire

當?shù)谝淮螄L試獲取鎖失敗之后,執(zhí)行【step3】acquire方法,這個方法可以講一個嘗試獲取鎖失敗的線程放入AQS管理的等待隊列進行等待,并且將線程掛起。實現(xiàn)邏輯在AbstractQueuedSynchronizer實現(xiàn),NonfairSync通過繼承AbstractQueuedSynchronizer獲得等待隊列管理的功能。

下面看源碼。

public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) &&
        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

NonfairSync#tryAcquire–鎖重入實現(xiàn)

首先,執(zhí)行tryAcquire再次嘗試一次獲取lock,tryAcquire是由子類實現(xiàn),也就是這里調用NonfairSync#tryAcquire方法,跟蹤調用,最終執(zhí)行代碼如下。

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    if (c == 0) {
        //如果此時state已經(jīng)變?yōu)?,再次嘗試一次獲取鎖
        if (compareAndSetState(0, acquires)) {
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    }
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        //否則判斷當前持有AQS的鎖的線程是不是當前請求獲取鎖的線程,是的話就進行鎖重入。
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0) // overflow
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        setState(nextc);
        return true;
    }
    return false;
}

對于NonfairSync#tryAcquire的實現(xiàn),首先是重新嘗試一次獲取鎖,如果還是獲取不到,就嘗試判斷當前的是不是屬于重入鎖的情形。

對于重入鎖的情形,就需要對state進行累加1,意思就是重入一次就對state加1。這樣子,在解鎖的時候,每次unlock就對state減一,等到state的值為0的時候,才能喚醒下一個等待線程。

如果獲取成功,返回true;否則返回false,繼續(xù)執(zhí)行下一步acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)),添加一個Node節(jié)點進入AQS管理的等待隊列。

AbstractQueuedSynchronizer#addWaiter–添加Node到等待隊列

這個方法屬于隊列管理,也是由AbstractQueuedSynchronizer默認實現(xiàn),NonfairSync繼承獲得。

查看addWaiter源碼實現(xiàn)。

private Node addWaiter(Node mode) {
    //新建一個Node節(jié)點,mode傳入表示當前線程之間競爭是互斥模式
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
    //嘗試添加當前新建Node到鏈表隊列末尾
    Node pred = tail;
    if (pred != null) {
        node.prev = pred;
        //利用cas設置尾指針指向的節(jié)點為當前線新建節(jié)點
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }
    //當前是空的沒有任何正在等待的線程Node的時候,執(zhí)行enq(node),初始化等待隊列
    enq(node);
    return node;
}
private Node enq(final Node node) {
    for (;;) {
        Node t = tail;
        if (t == null) { // Must initialize
            //新建一個空的頭節(jié)點
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                tail = head;
        } else {
            //跟之前一樣,利用cas這只當前新建節(jié)點為尾節(jié)點
            node.prev = t;
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

以上操作,完成將一個節(jié)點加入隊列操作。加入完成之后,返回這個新加入的節(jié)點Node給acquireQueued方法繼續(xù)執(zhí)行。

acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))–鎖競爭優(yōu)化

上面既然都完成了等待節(jié)點如隊列的操作,為什么不直接掛起線程進入等待呢?因此這里的設計者做了一個優(yōu)化操作。acquireQueued方法其實就是為了減少線程掛起、喚醒次數(shù)而作的優(yōu)化操作。

下面看看acquireQueued的代碼實現(xiàn)。

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    boolean failed = true;
    try {
        boolean interrupted = false;
        for (;;) {
            //獲取當前競爭鎖的線程Node的前置節(jié)點
            final Node p = node.predecessor();
            //【step1】
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                setHead(node);
                p.next = null; // help GC
                failed = false;
                return interrupted;
            }
            //【step2】
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

【step1】假如前置節(jié)點是head,那么表示當前線程是等待隊列中最大優(yōu)先級的等待線程,可以繼續(xù)最后的嘗試獲取鎖,因為很有可能會獲取到鎖,從而避免線程掛起、喚醒,耗費資源,這里也算是最終一次嘗試獲取。

【step2】shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)是檢查當前是否有必要掛起,前面我們說過,只有當前置節(jié)點的waitStatus是-1的時候才會掛起當前節(jié)點代表的線程。當shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回true的時候,就可以執(zhí)行parkAndCheckInterrupt()來掛起線程。

shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)源碼如下。

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
    int ws = pred.waitStatus;
    if (ws == Node.SIGNAL)
        //前置節(jié)點是-1,返回true表示線程可掛起
        return true;
    if (ws > 0) {
        //前置節(jié)點大于0表示前置節(jié)點已經(jīng)取消,那么進行跳過前置節(jié)點的操作,做鏈表的基本刪除節(jié)點操作
        do {
            node.prev = pred = pred.prev;
        } while (pred.waitStatus > 0);
        pred.next = node;
    } else {
        //如果前置節(jié)點還是0,表示前置節(jié)點Node的waitStatus是初始值,需要設置為-1,然后外層循環(huán)重新執(zhí)行shouldParkAfterFailedAcquire方法,即可掛起當前線程。
        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    }
    return false;
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    //阻塞掛起線程,等待喚醒
    LockSupport.park(this);
    //喚醒后,重置中斷標記,線程中斷標記位為不中斷
    return Thread.interrupted();
}

FairSync分析

之前提到

**非公平鎖與公平鎖:**對于NonfairSync非公平鎖來說,線程只要執(zhí)行l(wèi)ock請求,就會立馬嘗試獲取鎖,不會管AQS當前管理的等待隊列中有沒有正在等待的線程,這種操作是不公平的,沒有先來后到;而稍后介紹的FairSync公平鎖,則會在lock請求進行時,先判斷AQS管理的等待隊列中是否已經(jīng)有正在等待的線程,有的話就是不嘗試獲取鎖,直接進入等待隊列,保證了公平性。

所以兩者的實現(xiàn)區(qū)別在于第一次嘗試lock的動作不一樣。

FairSync#lock

final void lock() {
    acquire(1);
}
public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) &&
        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

最終差異體現(xiàn)在FairSync#tryAcquire的實現(xiàn)(第一次嘗試獲取lock)

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    if (c == 0) {
        //hasQueuedPredecessors判斷隊列是否還有別的線程在等待鎖,沒有的話就嘗試獲取lock
        //如果有別的線程在等待鎖,就不會嘗試獲取lock;下面如果也不是重入的情況的話就直接進入等待隊列
        if (!hasQueuedPredecessors() &&
            compareAndSetState(0, acquires)) {
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    }
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0)
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        setState(nextc);
        return true;
    }
    return false;
}

AbstractQueuedSynchronizer#release --AQS解鎖操作

AQS中定義了解鎖操作的模板方法,tryRelease(arg)是不同AQS子類實現(xiàn),對state的多樣化操作。例如ReentrantLock中的tryRelease(arg)操作比較明顯的就是對state減一。

tryRelease(arg)返回結果表示本次操作后是否需要喚醒下一個等待節(jié)點。對于ReentrantLock就是state減一之后是否變?yōu)?了。如果需要喚醒下一個節(jié)點的線程,那么判斷一下Head有沒有下一個要喚醒的節(jié)點線程,有的話就進行喚醒操作unparkSuccessor(h);

public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

ReentrantLock.Sync#tryRelease–解鎖實現(xiàn)

看一下ReentrantLock.Sync的tryRelease實現(xiàn).是如何為state減一 的。。

protected final boolean tryRelease(int releases) {
    //獲取state減掉realease,對于ReentrantLock就是默認減一
    int c = getState() - releases;
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    boolean free = false;
    if (c == 0) {
        //如果減到0了,那么久釋放鎖
        free = true;
        //設置持有線程為null
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    //設置state為新的
    setState(c);
    return free;
}

至于這里設置state為啥不同cas操作,因為

    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();

所以永遠只有持有鎖的線程會做解鎖減一的操作,state設置是線程安全的。

注意一下

其實這里還沒分析Condition的實現(xiàn)原理,篇幅太長,下次另開文章分析。以上為個人經(jīng)驗,希望能給大家一個參考,也希望大家多多支持腳本之家。

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