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AQS与并发包中锁的通用实现

发布于 2020-03-15 | 更新于 2024-02-22
ReentrantLock
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AQS
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JUC
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导读

这篇文章我们来聊聊Java并发包中锁的实现。因为这其中涉及到了一点数据结构和线程挂起、唤醒等处理流程，我将源码中的关键逻辑绘制成图片的格式，方便大家有一个更加直观的理解。

阅读完本篇文章，你将了解到：

  1. 抽象同步器AQS的实现原理
  2. ReentrantLock实现原理
  3. 非公平锁和公平锁实现的区别
  4. 基于这些内容，您也可以自己进一步探索可中断锁的实现原理
  5. AQS的核心是state字段以及双端等待队列
  6. 如何优雅的中断一个线程

1、包结构介绍

以下内容是基于JDK 1.8进行分析的。

我们查看下java.util.concurrent.locks包下面，发现主要包含如下类：

image-20200301111726969

我们来构建他们的UML图：

image-20200301113556313

如上图，抛开内部类，抽象类，接口，主要实现了三把锁：ReentrantLock，StampedLock，ReentrantReadWriteLock。最常用的就是ReentrantLock了，关于ReentrantLock的详细说明以及使用案例：ReentrantLock介绍与使用

我们可以发现ReentrantLock和ReentrantReadWriteLock顶层都是AbstractQueueSynchronizer类。我们先来介绍下AbstractQueuedSynchronizer类。

2、AbstractQueuedSynchronizer

AbstractQueuedSynchronizer，简写为AQS，抽象队列同步器。它是一个用于构建锁和同步器的框架，许多同步器都可以通过AQS很容易并且高效的构造出来，以下都是通过ASQ构造出来的：ReentrantLock，Semaphore，CountDownLatch，ReentrantReadWriteLock，SynchronousQueue，FutureTask。

接下来，我们先来看看这个抽象同步队列的原理。

2.1、AQS原理

说到AQS，我们必须要先知道它是干嘛的，然后再去研究它。那我直接先讲重点了：AQS是通过队列来辅助实现线程同步的。线程并发争夺state资源，争夺失败的则进入等待队列(同步队列)并进入阻塞状态，在state资源被释放之后，从队列头唤醒被阻塞的线程节点，进行state资源的竞争。

这样势必会涉及很频繁的队列入队出队操作，以及线程的阻塞唤醒操作。这些操作恰恰是最难编写，最容易出错的，为此AQS把这些操作做了封装，以模板的方式提供出来，我们可以通过实现模板的相关方法，实现不一样的锁或者同步器。

AQS使用了模板方法，把同步队列都封装起来了，同时提供了以下五个未实现的方法，用于子类的重写：

方法签名 方法描述
boolean tryAcquire(int arg) 尝试以独占模式进行获取。 此方法应查询对象的状态是否允许以独占模式获取对象，如果允许则获取它。如果获取失败，则将当前线程加入到等待队列，直到其他线程唤醒。
boolean tryRelease(int arg) 尝试以独占模式释放锁。
int tryAcquireShared(int arg) 尝试以共享模式获取锁，此方法应查询对象的状态是否允许以共享模式获取对象，如果允许则获取它。如果获取失败，则将当期线程加入到等待队列，直到其他线程唤醒。
boolean tryReleaseShared(int arg) 尝试以共享模式释放锁。
boolean isHeldExclusively() 是否独占模式

AQS数据结构

AQS同步器数据结构

image-20200307215156707

如上图，AQS中：

  • state：所有线程通过通过CAS尝试给state设值，当state>0时表示被线程占用；同一个线程多次获取state，会叠加state的值，从而实现了可重入；
  • exclusiveOwnerThread：在独占模式下该属性会用到，当线程尝试以独占模式成功给state设值，该线程会把自己设置到exclusiveOwnerThread变量中，表明当前的state被当前线程独占了；
  • 等待队列(同步队列)：等待队列中存放了所有争夺state失败的线程，是一个双向链表结构。state被某一个线程占用之后，其他线程会进入等待队列；一旦state被释放(state=0)，则释放state的线程会唤醒等待队列中的线程继续尝试cas设值state；
  • head：指向等待队列的头节点，延迟初始化，除了初始化之外，只能通过setHead方法进行修改；
  • tail：指向等待队列的队尾，延迟初始化，只能通过enq方法修改tail，该方法主要是往队列后面添加等待节点。

等待队列中的节点结构是怎样子的呢？下面我们来看看。

AQS队列节点数据结构

image-20200307220200532

  • pre：指向队列中的上一个节点；
  • waitStatus：节点的等待状态，初始化为0，表示正常同步等待：
    • CANCELLED：1 节点因超时或者被中断而取消时设置为取消状态；
    • SIGNAL：-1 指示当前节点被释放后，需要调用unpark通知后面节点，如果后面节点发生竞争导致获取锁失败，也会将当前节点设置为SIGNAL；
    • CONDITION：-2 指示该线程正在进行条件等待，条件队列中会用到；
    • PROPAGATE：-3 共享模式下释放节点时设置的状态，表示无限传播下去。
  • thread：当前节点操作的线程；
  • nextWaiter：该字段在Condition条件等待中会用到，指向条件队列的下一个节点。或者链接到SHARED常量，表示节点正在以共享模式等待；
  • next：指向队列中的下一个节点。

如果想要了解AQS的实现，您需要先知道以下这些内容，因为源码中会大量使用：

LockSupport.park(Object blocker)和LockSupport.unpark(Thread thread)

AQS中线程的阻塞和唤醒基本上都使用这两个方法实现的。其底层都是依赖Unsafe实现的。

LockSupport是用来创建锁和其他同步类的基本线程阻塞的原语。

此类与使用它的每个线程关联一个许可(permit: 0表示无许可，1 表示有许可)，如果有许可，将立刻返回对park()的调用，并且在此过程化消耗掉它。否则，park()会导致线程进入阻塞；调用 unpark() 可使许可证可用，如果尚不可用。不过与信号量不同的是，许可证不会累加，最多只有一个。

该类中常见的两个方法两个方法：

  • park(Object blocker)：实现线程的阻塞。除非有许可，否则出于线程调度目的将阻塞线程；如果有许可，则将许可消耗，然后线程往下继续执行；
  • unpark(Thread thread)：实现解除线程的阻塞。如果线程在park方法上被阻塞，则调用该方法将取消阻塞。否则，许可变为1，保证下一次调用park方法不会阻塞。

这两个方法底层是调用了Unsafe中的park和unpark的native方法。

具体底层实现，可以参考这里[1]

cas

我们知道，计算机中提供了cas相关指令，这是一种乐观的并发策略，需要硬件指令集的发展才能支持，实现了：操作+冲突检测的原子性。

IA64 和 X86 使用cmpxchg指令完成CAS功能。

cas 内存位置 旧预期值 新值

CAS存在ABA问题，可以使用版本号进行控制，保证其正确性。

JDK中的CAS，相关类：Unsafe里面的compareAndSwapInt()以及compareAndSwapLong()等几个方法包装提供。只有启动类加载器加载的class才能访问他，或者通过反射获取。

详细说明：一文带你彻底理解同步和锁的本质(干货)#2.1.5、基于硬件指令

interrupt

相关阅读：如何优雅的中断线程

为了分析AQS的实现原理，我们先挑一个方法来分析。

2.2、AQS中的一般处理流程

为了弄清楚AQS中是如何进行队列同步的，我们先从一个简单的独占加锁方法说起。

2.2.1、public final void acquire(int arg)

这个方法是使用独占模式获取锁，忽略中断。通过至少调用一次tryAcquire成功返回来实现。 否则，线程将排队，并可能反复阻塞和解除阻塞，并调用tryAcquire直到成功。

我们先看一下这个方法的入口代码：

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public final void acquire(int arg) {
  if (!tryAcquire(arg) &&  // 尝试获取锁，这里是一个在AQS中未实现的方法，具体由子类实现
      acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))  // 获取不到锁，则 1.添加到等待队列 2.不断循环等待重试
    selfInterrupt();
}

tryAcquire

一开始，会尝试调用AQS中未实现的方法tryAcquire()尝试获取锁，获取成功则表示获取锁了，该方法的实现一般通过CAS进行设置state尝试获取锁：

image-20200311103257880

不同的锁可以有不同的tryAcquire()实现，所以，你可以看到ReentrantLock锁里面会有非公平锁和公平锁的实现方式。

ReentrantLock公平锁的实现代码在获取锁之前多了一个判断：!hasQueuedPredecessors()，这个是判断如果当前线程节点之前没有其他节点了，那么我们才可以尝试获取锁，这就是公平锁的体现。

addWaiter

获取锁失败之后，则会进入这一步，这里会尝试把线程节点追加到等待队列后面，是通过CAS进行追加的，追加失败的情况下，会循环重试，直至追加成功为止。如果追加的时候，发现head节点还不存在，则先初始化一个head节点，然后追加上去：

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private Node addWaiter(Node mode) {
  // 将当期线程构造成Node节点
  Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
  // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
  Node pred = tail;
  if (pred != null) {
    // 将原来尾节点设置为新节点的上一个节点
    node.prev = pred;
    // 尝试用新节点取代原来的尾节点
    if (compareAndSetTail(pred, node)) {
      // 取代成功，则将原来尾指针的下一个节点指向新节点
      pred.next = node;
      return node;
    }
  }
  // 如果当前尾指针为空，则调用enq方法
  enq(node);
  return node;
}

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acquireQueued

加入等待队列之后，会执行该方法，不断循环地判断当前线程节点是否在head后面一位，如果是则调用tryAcquire()获取锁，如果获取成功，则把线程节点作为Node head，并把原Node head的next设置为空，断开原来的Node head。注意这个Node head只是占位作用，每次处理的都是Node head的下一个节点：

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final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
  boolean failed = true;
  try {
    boolean interrupted = false;
    for (;;) {
      // 获取该节点的上一个节点，判断是否头节点，如果是则尝试获取锁
      final Node p = node.predecessor();
      if (p == head && tryAcquire(arg)) {
        // 获取锁成功，把当前节点变为头节点
        setHead(node);
        p.next = null; // help GC
        failed = false;
        return interrupted;
      }
      // 判断是否需要阻塞线程，该方法中会把取消状态的节点移除掉，并且把当前节点的前一个节点设置为SIGNAL
      if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
          parkAndCheckInterrupt())
        interrupted = true;
    }
  } finally {
    if (failed)
      cancelAcquire(node);
  }
}

如果当前节点的pre不是head，或者争抢失败，则会将前面节点的状态设置为SIGNAL。

如果前面的节点状态大于0，表示节点被取消，这个时候会把该节点从队列中移除掉。

下图为尝试CAS争抢锁，但失败了，然后把head节点状态设置为SIGNAL：

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然后再会循环一次尝试获取锁，如果获取失败了，就调用LockSupport.park(this)挂起线程。

那么时候才会触发唤起线程呢？这个时候我们得先看看释放锁是怎么做的了。

大家看AQS的源码的时候，可以发现这里的线程阻塞与唤醒基本上是用一个循环+LockSupport.park+LockSupport.unpark实现的，大家知道为什么要这样做？

相关阅读：如何优雅的挂起线程

2.2.2、public final boolean release(int arg)

入口代码如下：

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public final boolean release(int arg) {
  if (tryRelease(arg)) { // 尝试释放锁
    Node h = head;
    if (h != null && h.waitStatus != 0)  // 如果头节点waitStatus不为0，则唤醒后续线程节点继续处理
      unparkSuccessor(h);
    return true;
  }
  return false;
}

tryRelease()具体由子类实现。一般处理流程是让state减1。

如果释放锁成功，并且头节点waitStatus!=0，那么会调用unparkSuccessor()通知唤醒后续的线程节点进行处理。

注意：在遍历队列查找唤醒下一个节点的过程中，如果发现下一个节点状态是CANCELLED那么就会忽略这个节点，然后从队列尾部向前遍历，找到与头结点最近的没有被取消的节点进行唤醒操作。

image-20200311103813051

唤醒之后，节点对应的线程2又从acquireQueued()方法的阻塞处醒来继续参与争抢锁。并且争抢成功了，那么会把head节点的下一个节点设置为null，让自己所处的节点变为head节点：

image-20200311104443722

这样一个AQS独占式、非中断的抢占锁的流程就结束了。

2.2.3、完整流程

最后我们再以另一个维度的流程来演示下这个过程。

首先有4个线程争抢锁，线程1，成功了，其他三个失败了，分别依次入等待队列：

image-20200311105159906

线程2、线程3依次入队列：

image-20200311110811069

现在突然发生了点事情，假设线程3用的是带有超时时间的tryLock，超过了等待时间，线程3状态变为取消状态了，这个时候，线程4追加到等待队列中后，发现前一个节点的状态是1取消状态，那么会执行操作把线程3节点从队列中移除掉：

image-20200311110905140

最后，线程1释放了锁，然后把head节点ws设置为0，并且找到了离head最靠近的一个waitStatus<=0的线程并唤醒，然后参与竞争获取锁：

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最终，线程2获取到了锁，然后把自己变为了Head节点，并取代了原来的Head节点：

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接着就一直这样循环，我就不再画图了，聪明的你应该对此了如指掌了。

3、使用AQS实现的锁

好了，有了这个AQS，我们就可以很快速的构造属于自己的锁了。

我们来分别构造一个独占不可中断公平锁和非公平锁吧？不必了，其实ReentrantLock正是这样一个锁：

发现里面分别有一个公平锁和非公平锁的实现。相信经过本文介绍，你可以很快看懂他们的源码，并知道实现原理了。

除此之外，ReentrantLock同时提供了以下几个常用的API：

  • lock(): 调用该方法会使锁计数器加1，如果共享资源最初是空闲的，则将锁定并授予线程；
  • unlock(): 调用该方法使锁计数器减1，当计数达到0的时候，将释放资源；
  • tryLock(): 如果资源没有被任何其他线程占用，那么该方法返回true，并且锁计数器加1。如果资源不是空闲的，则该方法返回false。这个时候线程不会阻塞，而是直接退出返回结果；
  • lockInterruptible(): 该方法使得资源空闲时允许该线程在获取资源时被其他线程中断。也就是说：如果当前线程正在等待锁，但其他线程请求该锁，则当前线程将被中断并立即返回，不会继续等待获取锁；

感兴趣可以看我的这篇文章进一步了解：https://www.itzhai.com/cpj/introduction-and-use-of-reentrantlock.html

3.1、组合大于继承原则

我们可以看到，ReentrantLock是通过委托AQS的子类FairSync和NonfairSync来调用AQS的方法，而不是直接扩展AQS，这样做可以避免ASQ中的方法污染了锁的API，破坏锁接口的简洁性。

结语

好了，我们今天就讲到这里了，最后，我留下两个课堂作业给大家思考下：

1、ReentrantLock的公平锁是怎么实现的？如何做到公平的？

2、ReentrantLock的非公平锁是怎么实现的？为什么说它是非公平的？

3、ReentrantLock的可中断锁是如何实现的？interrupt()函数执行原理是什么？

4、ReentrantLock的可超时的锁是如何实现的？

相信聪明的你很快可以找到答案。

本文为arthinking基于相关技术资料和官方文档撰写而成，确保内容的准确性，如果你发现了有何错漏之处，烦请高抬贵手帮忙指正，万分感激。

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References

  1. 浅谈Java并发编程系列（八）—— LockSupport原理剖析 ↩︎

ReentrantReadWriteLock介绍与使用...
一文带你彻底理解同步和锁的本质(干货)

本文作者： 帅旋

本文链接： https://www.itzhai.com/columns/cpj/aqs.html

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