扒一扒ReentrantLock以及AQS实现原理

提到JAVA加锁,我们通常会想到synchronized关键字或者是Java Concurrent Util(后面简称JCU)包下面的Lock,今天就来扒一扒Lock是如何实现的,比如我们可以先提出一些问题:当我们通过实例化一个ReentrantLock并且调用它的lock或unlock的时候,这其中发生了什么?如果多个线程同时对同一个锁实例进行lock或unlcok操作,这其中又发生了什么?

什么是可重入锁?

ReentrantLock是可重入锁,什么是可重入锁呢?可重入锁就是当前持有该锁的线程能够多次获取该锁,无需等待。可重入锁是如何实现的呢?这要从ReentrantLock的一个内部类Sync的父类说起,Sync的父类是AbstractQueuedSynchronizer(后面简称AQS)。

什么是AQS?

AQS是JDK1.5提供的一个基于FIFO等待队列实现的一个用于实现同步器的基础框架,这个基础框架的重要性可以这么说,JCU包里面几乎所有的有关锁、多线程并发以及线程同步器等重要组件的实现都是基于AQS这个框架。AQS的核心思想是基于volatile int state这样的一个属性同时配合Unsafe工具对其原子性的操作来实现对当前锁的状态进行修改。当state的值为0的时候,标识改Lock不被任何线程所占有。

ReentrantLock锁的架构

ReentrantLoc的架构相对简单,主要包括一个Sync的内部抽象类以及Sync抽象类的两个实现类。上面已经说过了Sync继承自AQS,他们的结构示意图如下:

上图除了AQS之外,我把AQS的父类AbstractOwnableSynchronizer(后面简称AOS)也画了进来,可以稍微提一下,AOS主要提供一个exclusiveOwnerThread属性,用于关联当前持有该锁的线程。另外、Sync的两个实现类分别是NonfairSync和FairSync,由名字大概可以猜到,一个是用于实现公平锁、一个是用于实现非公平锁。那么Sync为什么要被设计成内部类呢?我们可以看看AQS主要提供了哪些protect的方法用于修改state的状态,我们发现Sync被设计成为安全的外部不可访问的内部类。ReentrantLock中所有涉及对AQS的访问都要经过Sync,其实,Sync被设计成为内部类主要是为了安全性考虑,这也是作者在AQS的comments上强调的一点。

AQS的等待队列

作为AQS的核心实现的一部分,举个例子来描述一下这个队列长什么样子,我们假设目前有三个线程Thread1、Thread2、Thread3同时去竞争锁,如果结果是Thread1获取了锁,Thread2和Thread3进入了等待队列,那么他们的样子如下:

AQS的等待队列基于一个双向链表实现的,HEAD节点不关联线程,后面两个节点分别关联Thread2和Thread3,他们将会按照先后顺序被串联在这个队列上。这个时候如果后面再有线程进来的话将会被当做队列的TAIL。

1)入队列

我们来看看,当这三个线程同时去竞争锁的时候发生了什么?

代码:

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

解读:

三个线程同时进来,他们会首先会通过CAS去修改state的状态,如果修改成功,那么竞争成功,因此这个时候三个线程只有一个CAS成功,其他两个线程失败,也就是tryAcquire返回false。

接下来,addWaiter会把将当前线程关联的EXCLUSIVE类型的节点入队列:

代码:

private Node addWaiter(Node mode) {
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    Node pred = tail;
    if (pred != null) {
        node.prev = pred;
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }
    enq(node);
    return node;
}

解读:

如果队尾节点不为null,则说明队列中已经有线程在等待了,那么直接入队尾。对于我们举的例子,这边的逻辑应该是走enq,也就是开始队尾是null,其实这个时候整个队列都是null的。

代码:

private Node enq(final Node node) {
    for (;;) {
        Node t = tail;
        if (t == null) { // Must initialize
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                tail = head;
        } else {
            node.prev = t;
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

解读:

如果Thread2和Thread3同时进入了enq,同时t==null,则进行CAS操作对队列进行初始化,这个时候只有一个线程能够成功,然后他们继续进入循环,第二次都进入了else代码块,这个时候又要进行CAS操作,将自己放在队尾,因此这个时候又是只有一个线程成功,我们假设是Thread2成功,哈哈,Thread2开心的返回了,Thread3失落的再进行下一次的循环,最终入队列成功,返回自己。

2)并发问题

基于上面两段代码,他们是如何实现不进行加锁,当有多个线程,或者说很多很多的线程同时执行的时候,怎么能保证最终他们都能够乖乖的入队列而不会出现并发问题的呢?这也是这部分代码的经典之处,多线程竞争,热点、单点在队列尾部,多个线程都通过【CAS+死循环】这个free-lock黄金搭档来对队列进行修改,每次能够保证只有一个成功,如果失败下次重试,如果是N个线程,那么每个线程最多loop N次,最终都能够成功。

3)挂起等待线程

上面只是addWaiter的实现部分,那么节点入队列之后会继续发生什么呢?那就要看看acquireQueued是怎么实现的了,为保证文章整洁,代码我就不贴了,同志们自行查阅,我们还是以上面的例子来看看,Thread2和Thread3已经被放入队列了,进入acquireQueued之后:

  1. 对于Thread2来说,它的prev指向HEAD,因此会首先再尝试获取锁一次,如果失败,则会将HEAD的waitStatus值为SIGNAL,下次循环的时候再去尝试获取锁,如果还是失败,且这个时候prev节点的waitStatus已经是SIGNAL,则这个时候线程会被通过LockSupport挂起。
  2. 对于Thread3来说,它的prev指向Thread2,因此直接看看Thread2对应的节点的waitStatus是否为SIGNAL,如果不是则将它设置为SIGNAL,再给自己一次去看看自己有没有资格获取锁,如果Thread2还是挡在前面,且它的waitStatus是SIGNAL,则将自己挂起。

如果Thread1死死的握住锁不放,那么Thread2和Thread3现在的状态就是挂起状态啦,而且HEAD,以及Thread的waitStatus都是SIGNAL,尽管他们在整个过程中曾经数次去尝试获取锁,但是都失败了,失败了不能死循环呀,所以就被挂起了。当前状态如下:

锁释放-等待线程唤起

我们来看看当Thread1这个时候终于做完了事情,调用了unlock准备释放锁,这个时候发生了什么。

代码:

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

解读:

首先,Thread1会修改AQS的state状态,加入之前是1,则变为0,注意这个时候对于非公平锁来说是个很好的插入机会,举个例子,如果锁是公平锁,这个时候来了Thread4,那么这个锁将会被Thread4抢去。。。

我们继续走常规路线来分析,当Thread1修改完状态了,判断队列是否为null,以及队头的waitStatus是否为0,如果waitStatus为0,说明队列无等待线程,按照我们的例子来说,队头的waitStatus为SIGNAL=-1,因此这个时候要通知队列的等待线程,可以来拿锁啦,这也是unparkSuccessor做的事情,unparkSuccessor主要做三件事情:

  1. 将队头的waitStatus设置为0.
  2. 通过从队列尾部向队列头部移动,找到最后一个waitStatus<=0的那个节点,也就是离队头最近的没有被cancelled的那个节点,队头这个时候指向这个节点。
  3. 将这个节点唤醒,其实这个时候Thread1已经出队列了。

还记得线程在哪里挂起的么,上面说过了,在acquireQueued里面,我没有贴代码,自己去看哦。这里我们也大概能理解AQS的这个队列为什么叫FIFO队列了,因此每次唤醒仅仅唤醒队头等待线程,让队头等待线程先出。

羊群效应

这里说一下羊群效应,当有多个线程去竞争同一个锁的时候,假设锁被某个线程占用,那么如果有成千上万个线程在等待锁,有一种做法是同时唤醒这成千上万个线程去去竞争锁,这个时候就发生了羊群效应,海量的竞争必然造成资源的剧增和浪费,因此终究只能有一个线程竞争成功,其他线程还是要老老实实的回去等待。AQS的FIFO的等待队列给解决在锁竞争方面的羊群效应问题提供了一个思路:保持一个FIFO队列,队列每个节点只关心其前一个节点的状态,线程唤醒也只唤醒队头等待线程。其实这个思路已经被应用到了分布式锁的实践中,见:Zookeeper分布式锁的改进实现方案。

总结

这篇文章粗略的介绍一下ReentrantLock以及锁实现基础框架AQS的实现原理,大致上通过举了个三个线程竞争锁的例子,从lock、unlock过程发生了什么这个问题,深入了解AQS基于状态的标识以及FIFO等待队列方面的工作原理,最后扩展介绍了一下羊群效应问题,博主才疏学浅,还请多多指教。



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2 条评论

  1. 甲子百科 说道:

    当我们通实例化一个
    通过,少了一个字

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