从ReentrantLock到AQS的原理及应用

从ReentrantLock到AQS的原理及应用

前言

Java并发包(JUC:java.util.concurrent)中提供了很多并发工具,这其中,很多我们耳熟能详的并发工具,ReentrantLock、Semaphore,它们的实现都用到了一个共同的基类–AbstractQueuedSynchronizer,简称AQS。AQS是一个用来构建同步器的框架,使用AQS能简单且高效地构造出应用广泛的大量的同步器,比如我们提到的ReentrantLock,Semaphore,其他的诸如ReentrantReadWriteLock,SynchronousQueue,FutureTask等等皆是基于AQS的。当然,我们自己也能利用AQS非常轻松容易地构造出符合我们自己需求的同步器。

AQS负责管理同步器类中的状态,他管理了一个整数状态信息,可以通过getState、setState、compareAndSetState等类型方法来进行操作。ReentrantLock表示所有线程已经重复获取所的次数,Semaphore表示剩余许可数量。

ReentrantLock

1.1 ReentrantLock概览

ReentrantLock是一个可重入的互斥锁,又被称为“独占锁”。ReentrantLock 类实现了 Lock ,它拥有与 synchronized 相同的并发性和内存语义,但是添加了类似锁投票、定时锁等候和可中断锁等候的一些特性。此外,它还提供了在激烈争用情况下更佳的性能。(换句话说,当许多线程都想访问共享资源时,JVM 可以花更少的时候来调度线程,把更多时间用在执行线程上。)

ReentrantLock锁在同一个时间点只能被一个线程锁持有。

可重入:ReentrantLock锁,可以被单个线程多次获取。

ReentrantLock分为“公平锁”和“非公平锁”。它们的区别体现在获取锁的机制上是否公平。ReentrantLock在同一个时间点只能被一个线程获取(当某线程获取到“锁”时,其它线程就必须等待);ReentraantLock是通过一个FIFO(先进先出)的等待队列来管理获取该锁所有线程的。在“公平锁”的机制下,线程依次排队获取锁;而“非公平锁”在锁是可获取状态时,不管自己是不是在队列的开头都会尝试获取锁而不需要马上排队( 获取不到锁再排队 )。

通常我们会将ReentrantLock和synchronized做比较,两者孰优孰劣,其实在java官方对synchronized进行了诸多优化之后( 偏向锁、轻量锁、自适应自旋、锁消除、锁粗化… ),两者的性能差距并不大,只是在某些方面存在差异而已,在此用一张表格做一个简单的对比:

从ReentrantLock到AQS的原理及应用

// **************************Synchronized的使用方式**************************
// 1.用于代码块
synchronized (this) {}
// 2.用于对象
synchronized (object) {}
// 3.用于方法
public synchronized void test () {}
// 4.可重入
for (int i = 0; i < 100; i++) {
    synchronized (this) {}
}
// **************************ReentrantLock的使用方式**************************
public void test () throw Exception {
    // 1.初始化选择公平锁、非公平锁
    ReentrantLock lock = new ReentrantLock(true);
    // 2.可用于代码块
    lock.lock();
    try {
        try {
            // 3.支持多种加锁方式,比较灵活; 具有可重入特性
            if(lock.tryLock(100, TimeUnit.MILLISECONDS)){ }
        } finally {
            // 4.手动释放锁
            lock.unlock()
        }
    } finally {
        lock.unlock();
    }
}

1.2 ReentrantLock与AQS

上面我们对ReentrantLock有了一个大概的了解,接下来可以来看看ReentrantLock和AQS之间到底是什么关系呢,其实ReentrantLock的底层就是使用的AQS实现的,我们一起来看看源码

/**ReentrantLock 实现了Lock类 其中有一个字段,Sync **/
public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
    private static final long serialVersionUID = 7373984872572414699L;
    
    private final Sync sync;

    /**
     * Sync就是继承了AQS的抽象类,此锁的同步控制基础。
     * 下面将Sync细分为公平锁和非公平锁。
     * 使用AQS的state来表示锁的重入次数。
     */
    abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
        private static final long serialVersionUID = -5179523762034025860L;

        /**
         * 抽象的lock方法,分别给公平锁和非公平锁具体实现。
         */
        abstract void lock();
        ...
    }

    /**
     * 非公平锁
     */
    static final class NonfairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;
        ...
    }

    /**
     * 公平锁
     */
    static final class FairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;
        
        final void lock() {
            acquire(1);
        }
        ...
    }

    /**
     * ReentrantLock的默认构造方法,默认创建非公平锁
     */
    public ReentrantLock() {
        sync = new NonfairSync();
    }

    /**
     * 通过传入boolean参数来决定创建公平锁还是非公平锁。
     */
    public ReentrantLock(boolean fair) {
        sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
    }

ReentrantLock中的公平锁和非公平锁实现方式差别不大,差别在于公平锁判断是否直接进入队列,先看看非公平锁的加锁流程源码:

static final class NonfairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;
        /**加锁方法**/
        final void lock() {
            //若通过CAS设置变量State(同步状态)成功,也就是获取锁成功,则将当前线程设置为独占线程。
            if (compareAndSetState(0, 1))
                setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
            else
            //若通过CAS设置变量State(同步状态)失败,也就是获取锁失败,则进入Acquire方法进行后续处理。
                acquire(1);
        }

        protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
            return nonfairTryAcquire(acquires);
        }
    }

再看下公平锁源码中获锁的方式:

static final class FairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;

        final void lock() {
            acquire(1);
        }
        ...
    }

通过查看公平锁和非公平锁获取锁的源码得知,都会通过lock()方法区上锁,但是lock()方法到底是怎么上锁的呢?带着这样的疑问,我们继续跟踪一下会发现,这个方法属于FairSync和NonfairSync的父类 AQS (AbstractQueuedSynchronizer)的核心方法。

在了解AQS之前,我们带着几个疑问:

  • 上面提到的通过CAS尝试改变state的状态来表示获取锁成功或者失败,如果获取失败了,调用 acquire() 方法,是怎么实现的呢?
  • 获取不到锁,这个线程是在干嘛呢?不断尝试锁?还是挂起等待唤醒?

下面我们会对AQS以及ReentrantLock和AQS的关联做详细介绍。

AQS

了解AQS之前,先看看AQS的整体框架:

从ReentrantLock到AQS的原理及应用

  • 上图中有颜色的为Method,无颜色的为Attribution。
  • AQS框架共分为五层,自上而下由浅入深,从AQS对外暴露的API到底层基础数据
  • 当有自定义同步器接入时,只需重写第一层所需要的部分方法即可,不需要关注底层具体的实现流程。当自定义同步器进行加锁或者解锁操作时,先经过第一层的API进入AQS内部方法,然后经过第二层进行锁的获取,接着对于获取锁失败的流程,进入第三层和第四层的等待队列处理,而这些处理方式均依赖于第五层的基础数据提供层。

AQS概述

AQS维护一个用 Volatile的int类型state的共享资源 ,通过内置的FIFO来完成获取资源线程的排队工作。( 这个内置的同步队列称为"CLH"队列 )。该队列由一个一个的Node结点组成,每个Node结点维护一个prev引用和next引用,分别指向自己的前驱和后继结点。AQS维护两个指针,分别指向队列头部head和尾部tail。

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其实就是个变体 双端双向链表

当线程获取资源失败(比如tryAcquire时试图设置state状态失败),会被构造成一个结点加入CLH队列中,同时当前线程会被阻塞在队列中(通过LockSupport.park实现,其实是等待态)。当持有同步状态的线程释放同步状态时,会唤醒后继结点,然后此结点线程继续加入到对同步状态的争夺中。

Node节点

static final class Node {
        /** waitStatus值,表示线程已被取消(等待超时或者被中断)*/
        static final int CANCELLED =  1;
        /** waitStatus值,表示后继线程需要被唤醒(unpaking)*/
        static final int SIGNAL    = -1;
        /**waitStatus值,表示结点线程等待在condition上,当被signal后,会从等待队列转移到同步到队列中 */
        static final int CONDITION = -2;
       /** waitStatus值,表示下一次共享式同步状态会被无条件地传播下去
        static final int PROPAGATE = -3;
        /** 等待状态,初始为0 */
        volatile int waitStatus;
        /**当前结点的前一个结点 */
        volatile Node prev;
        /** 当前结点的后一个结点 */
        volatile Node next;
        /** 与当前结点关联的排队中的线程 */
        volatile Thread thread;
        /** ...... */
    }

同步状态State

/**
     * The synchronization state.
     */
    private volatile int state;
    
    protected final int getState() {
        return state;
    }

    
    protected final void setState(int newState) {
        state = newState;
    }

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

通过AQS中state的源码可以看出,关于state的方法都是final修饰的,说明子类中无法重写它们。我们可以通过修改State字段表示的同步状态来实现多线程的 独占模式和共享模式(加锁过程)

一般来说,自定义同步器要么是独占方式,要么是共享方式,它们也只需实现tryAcquire-tryRelease、tryAcquireShared-tryReleaseShared中的一种即可。AQS也支持自定义同步器同时实现独占和共享两种方式,如ReentrantReadWriteLock。ReentrantLock是独占锁,所以实现了tryAcquire-tryRelease。

独占模式(通过ReentrantLock理解AQS)

获取同步状态–acquire()

public final void acquire(int arg) {
        if (!tryAcquire(arg) &&
            acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
            selfInterrupt();
    }
  • tryAcquire :首先,调用tryAcquire方法,若返回true,意味着获取同步状态成功,后面的逻辑不再执行;若返回false,也就是获取同步状态失败,进入acquireQueued步骤;
  • acquireQueued :此时,获取同步状态失败,构造独占式同步结点,通过 addWatiter 将此结点添加到同步队列的尾部(此时可能会有多个线程结点试图加入同步队列尾部,需要以线程安全的方式添加);
  • selfInterrupt :该结点以在队列中尝试获取同步状态,若获取不到,则阻塞结点线程,直到被前驱结点唤醒或者被中断。

以非公平锁为例,可以看到获取锁的大体流程:

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
            //获取当前线程
            final Thread current = Thread.currentThread();
            //获取state的值
            int c = getState();
            //如果state为0,说明当前没有其他线程占用共享资源,可以尝试获取锁
            if (c == 0) {
                //用CAS修改state的值
                if (compareAndSetState(0, acquires)) {
                    //修改成功,获取锁成功,处理当前线程
                    setExclusiveOwnerThread(current);
                    //返回获取锁成功
                    return true;
                }
            }
            //如果state不为0,判断占用锁的线程是否是当前线程
            else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
                //如果是当前线程,对state做增量递增
                int nextc = c + acquires;
                if (nextc < 0) // overflow
                    throw new Error("Maximum lock count exceeded");
                    //设置state
                setState(nextc);
                //返回获取锁成功(可重入的原理)
                return true;
            }
            return false;
        }
  • 获取当前线程;
  • 获取state的值;
  • 如果state为0,说明当前没有其他线程占用共享资源,可以尝试获取锁;
  • 用CAS修改state的值;修改成功,获取锁成功,处理当前线程;
  • 返回获取锁成功;
  • 如果state不为0,判断占用锁的线程是否是当前线程;
  • 如果是当前线程,对state做增量递增;
  • 返回获取锁成功(可重入的原理)。

从ReentrantLock到AQS的原理及应用

值的注意得地方是,公平锁中多了一部判断,再来看看公平锁获取锁的大概流程:

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
            //获取当前线程;
            final Thread current = Thread.currentThread();
            //获取state的值;
            int c = getState();
            //如果state为0,说明当前没有其他线程占用共享资源,可以尝试获取锁
            if (c == 0) {
                //判断当前等待队列中是否存在有效节点的方法,
                //如果返回False,说明当前线程可以争取共享资源;
                //如果返回True,说明队列中存在有效节点,当前线程必须加入到等待队列中。
                //用CAS修改state的值;修改成功,获取锁成功,处理当前线程;
                if (!hasQueuedPredecessors() &&
                    compareAndSetState(0, acquires)) {
                    setExclusiveOwnerThread(current);
                    return true;
                }
            }
            //如果state不为0,判断占用锁的线程是否是当前线程;
            else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
                //如果是当前线程,对state做增量递增;
                int nextc = c + acquires;
                if (nextc < 0)
                    throw new Error("Maximum lock count exceeded");
                    //返回获取锁成功(可重入的原理)。
                setState(nextc);
                return true;
            }
            return false;
        }
/**判断当前等待队列中是否存在有效节点的方法**/
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
        // The correctness of this depends on head being initialized 其正确性取决于是否初始化头结点
        // before tail and on head.next being accurate if the current 如果当前节点在头结点和尾结点之间
        // thread is first in queue.  线程在队列中第一个
        // 获取当前尾结点
        Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
        // 获取当前尾结点
        Node h = head;
        Node s;
        return h != t &&
            ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
    }
双向链表中,第一个节点为虚节点,其实并不存储任何信息,只是占位。
真正的第一个有数据的节点,是在第二个节点开始的。
当h != t时: 
    1. 如果(s = h.next)==null,等待队列正在有线程进行初始化,但只是进行到了Tail指向Head,没有将Head指向Tail,
       此时队列中有元素,需要返回True(这块具体见下边addWaiter()已经enq()代码分析)。
    2. 如果(s = h.next) != null,说明此时队列中至少有一个有效节点,
    3. 如果此时s.thread ==Thread.currentThread(),说明等待队列的第一个有效节点中的线程与当前线程相同,
       那么当前线程是可以获取资源的;
    4. 如果s.thread != Thread.currentThread(),说明等待队列的第一个有效节点线程与当前线程不同,当前线程必须加入进等待队列。

进入队列 addWaiter()

当尝试获取锁成功,则直接结束并返回;

当尝试获取锁失败,则进入下一步:线程加入等待队列 addWaiter()

private Node addWaiter(Node mode) {
        //用当前线程和传入的锁模式新建一个Node
        Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
        //先获取到当前的尾结点,将尾结点指向到Node pred
        Node pred = tail;
        //如果获取到的尾结点不为空
        if (pred != null) {
            //将新建节点的前置节点设置为上面获取到的tail(tail节点的后直接点此时为null)
            node.prev = pred;
            //利用CAS修改尾结点的值(将新建的node节点设置为tail尾结点)
            if (compareAndSetTail(pred, node)) {
                //如果设置成功了,将之前获取到的pred(修改之前的尾结点)的后置节点修改为当前新建的node节点
                pred.next = node;
                //返回修改成功的新的节点(此时此新建的这个node节点为新的tail节点)
                return node;
            }
        }
        //如果获取到的tail节点为null,(说明等待队列中没有元素),
        //或者当前Pred指针和Tail指向的位置不同(说明被别的线程已经修改),
        //enq()中处理了以上两种情况
        enq(node);
        return node;
    }

如果没有被初始化,需要进行初始化一个头结点出来。但请注意, 初始化的头结点并不是当前线程节点,而是调用了无参构造函数的节点 。如果经历了初始化或者并发导致队列中有元素,则与之前的方法相同。其实,addWaiter就是一个在双端链表添加尾节点的操作,需要注意的是,双端链表的头结点是一个无参构造函数的头结点。

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private Node enq(final Node node) {
        for (;;) {
            //获取当前的尾结点指向到t
            Node t = tail;
            //如果此时尾结点为空
            if (t == null) { // Must initialize  必须要初始化一个头结点
                //利用CAS初始化一个头部(调用无参构造,头肩点内部都为null)
                if (compareAndSetHead(new Node()))
                    //将尾结点设置为头节点(此时就一个节点头结点和尾结点是一个)
                    tail = head;
            } else {
                //如果尾结点不为null,将新建的节点node的前置节点设置为t
                node.prev = t;
                //通过CAS修改尾结点,将尾结点指向为新的node,
                //这个方法主要是对tailOffset和Expect进行比较,如果tailOffset的Node和Expect的Node地址是相同的,
                //那么设置Tail的值为Update的值。
                if (compareAndSetTail(t, node)) {
                    //修改成功,将之前的尾结点(现在的倒数第二个节点)的后置节点设置为新的尾结点(node)
                    //返回倒数第二个节点
                    t.next = node;
                    return t;
                }
            }
        }
    }

何时出列 acquireQueued()

通过上面的addWaiter()方法我们可以知道,通过将一个新建的Node节点放入到队列里等候获取锁的资格,那么进入队列之后,怎么才能获取到锁呢?接下来我们来看看线程怎么获取锁。

总的来说,一个线程获取锁失败了,被放入等待队列,acquireQueued会把放入队列中的线程不断去获取锁,直到获取成功或者不再需要获取(中断)。

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
        // 标记是否成功拿到资源
        boolean failed = true;
        try {
            //标记是否被中断过
            boolean interrupted = false;
            //开始自旋
            for (;;) {
                //获取当前节点的前置节点
                final Node p = node.predecessor();
                //如果前置节点是头节点,说明当前节点是第一个有效节点(头节点是虚节点),开始尝试获取锁
                if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                    //获取到锁,头指针移动到当前node
                    //setHead方法是把当前节点置为虚节点,但并没有修改waitStatus,因为它是一直需要用的数据。
                    setHead(node);
                    p.next = null; // help GC
                    failed = false;
                    return interrupted;
                }
                
                // 说明是p不为头结点 或者 p为头节点且当前没有获取到锁(可能是非公平锁被抢占了),
                //这个时候就要判断当前node是否要被阻塞(被阻塞条件:前驱节点的waitStatus为-1),防止无限循环浪费资源。
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                    interrupted = true;
            }
        } finally {
            if (failed)
                cancelAcquire(node);
        }
    }
/**判断当前node是否要被阻塞**/
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
        //获取前置节点的阻塞状态
        int ws = pred.waitStatus;
        //如果 Node.SIGNAL -1 状态,说明前置节点的状态为唤醒状态
        if (ws == Node.SIGNAL)
            //可以直接park(直接阻塞)
            return true;
           //waitStatus>0是取消状态 如果前置节点是取消状态
        if (ws > 0) {
            // 循环向前查找取消节点,把取消节点从队列中剔除
            do {
                node.prev = pred = pred.prev;
            } while (pred.waitStatus > 0);
            pred.next = node;
        } else {
             // 设置前置节点等待状态为SIGNAL
            compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
        }
        return false;
    }

CANCELLED状态节点生成 cancelAcquire()

private void cancelAcquire(Node node) {
  // 将无效节点过滤
    if (node == null)
        return;
  // 设置该节点不关联任何线程,也就是虚节点
    node.thread = null;
    Node pred = node.prev;
  // 通过前驱节点,跳过取消状态的node
    while (pred.waitStatus > 0)
        node.prev = pred = pred.prev;
  // 获取过滤后的前驱节点的后继节点
    Node predNext = pred.next;
  // 把当前node的状态设置为CANCELLED
    node.waitStatus = Node.CANCELLED;
  // 如果当前节点是尾节点,将从后往前的第一个非取消状态的节点设置为尾节点
  // 更新失败的话,则进入else,如果更新成功,将tail的后继节点设置为null
    if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
        compareAndSetNext(pred, predNext, null);
    } else {
        int ws;
    // 如果当前节点不是head的后继节点,1:判断当前节点前驱节点的是否为SIGNAL,2:如果不是,则把前驱节点设置为SINGAL看是否成功
    // 如果1和2中有一个为true,再判断当前节点的线程是否为null
    // 如果上述条件都满足,把当前节点的前驱节点的后继指针指向当前节点的后继节点
        if (pred != head && ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && pred.thread != null) {
            Node next = node.next;
            if (next != null && next.waitStatus <= 0)
                compareAndSetNext(pred, predNext, next);
        } else {
      // 如果当前节点是head的后继节点,或者上述条件不满足,那就唤醒当前节点的后继节点
            unparkSuccessor(node);
        }
        node.next = node; // help GC
    }
}

以上从ReentrantLock的获取锁,上锁来对AQS的获取锁过程做了介绍,后续会继续将AQS释放锁的原理做介绍,未完待续…

参考

  • 从ReentrantLock的实现看AQS的原理及应用
  • Java并发包基石-AQS详解

原文 

https://segmentfault.com/a/1190000023230471

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