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深入JVM锁机制之二:Lock
开发 后端
前文(深入JVM锁机制-synchronized)分析了JVM中的synchronized实现,本文继续分析JVM中的另一种锁Lock的实现。与synchronized不同的是,Lock完全用Java写成,在java这个层面是无关JVM实现的。

前文(深入JVM锁机制-synchronized)分析了JVM中的synchronized实现,本文继续分析JVM中的另一种锁Lock的实现。与synchronized不同的是,Lock完全用Java写成,在java这个层面是无关JVM实现的。

在java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的实现类,常用的有ReentrantLock、ReadWriteLock(实现类ReentrantReadWriteLock),其实现都依赖java.util.concurrent.AbstractQueuedSynchronizer类,实现思路都大同小异,因此我们以ReentrantLock作为讲解切入点。

1. ReentrantLock的调用过程

经过观察ReentrantLock把所有Lock接口的操作都委派到一个Sync类上,该类继承了AbstractQueuedSynchronizer:

  1. static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer  

Sync又有两个子类:

  1. final static class NonfairSync extends Sync
  1. final static class FairSync extends Sync 

显然是为了支持公平锁和非公平锁而定义,默认情况下为非公平锁。

先理一下Reentrant.lock()方法的调用过程(默认非公平锁):

这些讨厌的Template模式导致很难直观的看到整个调用过程,其实通过上面调用过程及AbstractQueuedSynchronizer的注释可以发现,AbstractQueuedSynchronizer中抽象了绝大多数Lock的功能,而只把tryAcquire方法延迟到子类中实现。tryAcquire方法的语义在于用具体子类判断请求线程是否可以获得锁,无论成功与否AbstractQueuedSynchronizer都将处理后面的流程。

2. 锁实现(加锁)

简单说来,AbstractQueuedSynchronizer会把所有的请求线程构成一个CLH队列,当一个线程执行完毕(lock.unlock())时会激活自己的后继节点,但正在执行的线程并不在队列中,而那些等待执行的线程全部处于阻塞状态,经过调查线程的显式阻塞是通过调用LockSupport.park()完成,而LockSupport.park()则调用sun.misc.Unsafe.park()本地方法,再进一步,HotSpot在Linux中中通过调用pthread_mutex_lock函数把线程交给系统内核进行阻塞。

该队列如图:

与synchronized相同的是,这也是一个虚拟队列,不存在队列实例,仅存在节点之间的前后关系。令人疑惑的是为什么采用CLH队列呢?原生的CLH队列是用于自旋锁,但Doug Lea把其改造为阻塞锁。

当有线程竞争锁时,该线程会首先尝试获得锁,这对于那些已经在队列中排队的线程来说显得不公平,这也是非公平锁的由来,与synchronized实现类似,这样会极大提高吞吐量。

如果已经存在Running线程,则新的竞争线程会被追加到队尾,具体是采用基于CAS的Lock-Free算法,因为线程并发对Tail调用CAS可能会导致其他线程CAS失败,解决办法是循环CAS直至成功。AbstractQueuedSynchronizer的实现非常精巧,令人叹为观止,不入细节难以完全领会其精髓,下面详细说明实现过程:
 

2.1 Sync.nonfairTryAcquire

nonfairTryAcquire方法将是lock方法间接调用的***个方法,每次请求锁时都会首先调用该方法。

  1. final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {   
  2.     final Thread current = Thread.currentThread();   
  3.     int c = getState();   
  4.     if (c == 0) {   
  5.         if (compareAndSetState(0, acquires)) {   
  6.             setExclusiveOwnerThread(current);   
  7.             return true;   
  8.         }   
  9.     }   
  10.     else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {   
  11.         int nextc = c + acquires;   
  12.         if (nextc < 0// overflow   
  13.             throw new Error("Maximum lock count exceeded");   
  14.         setState(nextc);   
  15.         return true;   
  16.     }   
  17.     return false;   
  18. }   

该方法会首先判断当前状态,如果c==0说明没有线程正在竞争该锁,如果不c !=0 说明有线程正拥有了该锁。

如果发现c==0,则通过CAS设置该状态值为acquires,acquires的初始调用值为1,每次线程重入该锁都会+1,每次unlock都会-1,但为0时释放锁。如果CAS设置成功,则可以预计其他任何线程调用CAS都不会再成功,也就认为当前线程得到了该锁,也作为Running线程,很显然这个Running线程并未进入等待队列。

如果c !=0 但发现自己已经拥有锁,只是简单地++acquires,并修改status值,但因为没有竞争,所以通过setStatus修改,而非CAS,也就是说这段代码实现了偏向锁的功能,并且实现的非常漂亮。

2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter

addWaiter方法负责把当前无法获得锁的线程包装为一个Node添加到队尾:

  1. private Node addWaiter(Node mode) {   
  2.     Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);   
  3.     // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure   
  4.     Node pred = tail;   
  5.     if (pred != null) {   
  6.         node.prev = pred;   
  7.         if (compareAndSetTail(pred, node)) {   
  8.             pred.next = node;   
  9.             return node;   
  10.         }   
  11.     }   
  12.     enq(node);   
  13.     return node;   
  14. }   
其中参数mode是独占锁还是共享锁,默认为null,独占锁。追加到队尾的动作分两步:
  1. 如果当前队尾已经存在(tail!=null),则使用CAS把当前线程更新为Tail。
  2. 如果当前Tail为null或则线程调用CAS设置队尾失败,则通过enq方法继续设置Tail。
下面是enq方法:
  1. private Node enq(final Node node) {   
  2.     for (;;) {   
  3.         Node t = tail;   
  4.         if (t == null) { // Must initialize   
  5.             Node h = new Node(); // Dummy header   
  6.             h.next = node;   
  7.             node.prev = h;   
  8.             if (compareAndSetHead(h)) {   
  9.                 tail = node;   
  10.                 return h;   
  11.             }   
  12.         }   
  13.         else {   
  14.             node.prev = t;   
  15.             if (compareAndSetTail(t, node)) {   
  16.                 t.next = node;   
  17.                 return t;   
  18.             }   
  19.         }   
  20.     }   
  21. }   

该方法就是循环调用CAS,即使有高并发的场景,无限循环将会最终成功把当前线程追加到队尾(或设置队头)。总而言之,addWaiter的目的就是通过CAS把当前现在追加到队尾,并返回包装后的Node实例。

把线程要包装为Node对象的主要原因,除了用Node构造供虚拟队列外,还用Node包装了各种线程状态,这些状态被精心设计为一些数字值:

◆ SIGNAL(-1) :线程的后继线程正/已被阻塞,当该线程release或cancel时要重新这个后继线程(unpark)。

◆ CANCELLED(1):因为超时或中断,该线程已经被取消。

◆ CONDITION(-2):表明该线程被处于条件队列,就是因为调用了Condition.await而被阻塞。

◆ PROPAGATE(-3):传播共享锁。

◆ 0:0代表无状态。

2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued

acquireQueued的主要作用是把已经追加到队列的线程节点(addWaiter方法返回值)进行阻塞,但阻塞前又通过tryAccquire重试是否能获得锁,如果重试成功能则无需阻塞,直接返回

  1. final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {   
  2.     try {   
  3.         boolean interrupted = false;   
  4.         for (;;) {   
  5.             final Node p = node.predecessor();   
  6.             if (p == head && tryAcquire(arg)) {   
  7.                 setHead(node);   
  8.                 p.next = null// help GC   
  9.                 return interrupted;   
  10.             }   
  11.             if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&   
  12.                 parkAndCheckInterrupt())   
  13.                 interrupted = true;   
  14.         }   
  15.     } catch (RuntimeException ex) {   
  16.         cancelAcquire(node);   
  17.         throw ex;   
  18.     }   
  19. }   

仔细看看这个方法是个无限循环,感觉如果p == head && tryAcquire(arg)条件不满足循环将永远无法结束,当然不会出现死循环,奥秘在于第12行的parkAndCheckInterrupt会把当前线程挂起,从而阻塞住线程的调用栈。

  1. private final boolean parkAndCheckInterrupt() { 
  2.     LockSupport.park(this); 
  3.     return Thread.interrupted(); 

如前面所述,LockSupport.park最终把线程交给系统(Linux)内核进行阻塞。当然也不是马上把请求不到锁的线程进行阻塞,还要检查该线程的状态,比如如果该线程处于Cancel状态则没有必要,具体的检查在shouldParkAfterFailedAcquire中:

  1.   private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {   
  2.       int ws = pred.waitStatus;   
  3.       if (ws == Node.SIGNAL)   
  4.           /*  
  5.            * This node has already set status asking a release  
  6.            * to signal it, so it can safely park  
  7.            */   
  8.           return true;   
  9.       if (ws > 0) {   
  10.           /*  
  11.            * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and  
  12.            * indicate retry.  
  13.            */   
  14.    do {   
  15. node.prev = pred = pred.prev;   
  16.    } while (pred.waitStatus > 0);   
  17.    pred.next = node;   
  18.       } else {   
  19.           /*  
  20.            * waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we  
  21.            * need a signal, but don't park yet. Caller will need to  
  22.            * retry to make sure it cannot acquire before parking.   
  23.            */   
  24.           compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);   
  25.       }    
  26.       return false;   
  27.   }   

检查原则在于:

◆ 规则1:如果前继的节点状态为SIGNAL,表明当前节点需要unpark,则返回成功,此时acquireQueued方法的第12行(parkAndCheckInterrupt)将导致线程阻塞。

◆ 规则2:如果前继节点状态为CANCELLED(ws>0),说明前置节点已经被放弃,则回溯到一个非取消的前继节点,返回false,acquireQueued方法的无限循环将递归调用该方法,直至规则1返回true,导致线程阻塞。

◆ 规则3:如果前继节点状态为非SIGNAL、非CANCELLED,则设置前继的状态为SIGNAL,返回false后进入acquireQueued的无限循环,与规则2同。

总体看来,shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前继节点判断当前线程是否应该被阻塞,如果前继节点处于CANCELLED状态,则顺便删除这些节点重新构造队列。

至此,锁住线程的逻辑已经完成,下面讨论解锁的过程。

3. 解 锁

请求锁不成功的线程会被挂起在acquireQueued方法的第12行,12行以后的代码必须等线程被解锁锁才能执行,假如被阻塞的线程得到解锁,则执行第13行,即设置interrupted = true,之后又进入无限循环。

从无限循环的代码可以看出,并不是得到解锁的线程一定能获得锁,必须在第6行中调用tryAccquire重新竞争,因为锁是非公平的,有可能被新加入的线程获得,从而导致刚被唤醒的线程再次被阻塞,这个细节充分体现了“非公平”的精髓。通过之后将要介绍的解锁机制会看到,***个被解锁的线程就是Head,因此p == head的判断基本都会成功。

至此可以看到,把tryAcquire方法延迟到子类中实现的做法非常精妙并具有极强的可扩展性,令人叹为观止!当然精妙的不是这个Templae设计模式,而是Doug Lea对锁结构的精心布局。

解锁代码相对简单,主要体现在AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中:

class AbstractQueuedSynchronizer

  1. public final boolean release(int arg) {   
  2.     if (tryRelease(arg)) {   
  3.         Node h = head;   
  4.         if (h != null && h.waitStatus != 0)   
  5.             unparkSuccessor(h);   
  6.         return true;   
  7.     }   
  8.     return false;   
  9. }   

class Sync

  1. protected final boolean tryRelease(int releases) {   
  2.     int c = getState() - releases;   
  3.     if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())   
  4.         throw new IllegalMonitorStateException();   
  5.     boolean free = false;   
  6.     if (c == 0) {   
  7.         free = true;   
  8.         setExclusiveOwnerThread(null);   
  9.     }   
  10.     setState(c);   
  11.     return free;   
  12. }   

tryRelease与tryAcquire语义相同,把如何释放的逻辑延迟到子类中。tryRelease语义很明确:如果线程多次锁定,则进行多次释放,直至status==0则真正释放锁,所谓释放锁即设置status为0,因为无竞争所以没有使用CAS。

release的语义在于:如果可以释放锁,则唤醒队列***个线程(Head),具体唤醒代码如下:

  1. private void unparkSuccessor(Node node) {   
  2.     /*  
  3.      * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try  
  4.      * to clear in anticipation of signalling. It is OK if this  
  5.      * fails or if status is changed by waiting thread.  
  6.      */   
  7.     int ws = node.waitStatus;   
  8.     if (ws < 0)   
  9.         compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);    
  10.    
  11.     /*  
  12.      * Thread to unpark is held in successor, which is normally  
  13.      * just the next node.  But if cancelled or apparently null,  
  14.      * traverse backwards from tail to find the actual  
  15.      * non-cancelled successor.  
  16.      */   
  17.     Node s = node.next;   
  18.     if (s == null || s.waitStatus > 0) {   
  19.         s = null;   
  20.         for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)   
  21.             if (t.waitStatus <= 0)   
  22.                 s = t;   
  23.     }   
  24.     if (s != null)   
  25.         LockSupport.unpark(s.thread);   
  26. }   

这段代码的意思在于找出***个可以unpark的线程,一般说来head.next == head,Head就是***个线程,但Head.next可能被取消或被置为null,因此比较稳妥的办法是从后往前找***个可用线程。貌似回溯会导致性能降低,其实这个发生的几率很小,所以不会有性能影响。之后便是通知系统内核继续该线程,在Linux下是通过pthread_mutex_unlock完成。之后,被解锁的线程进入上面所说的重新竞争状态。

4. Lock VS Synchronized

AbstractQueuedSynchronizer通过构造一个基于阻塞的CLH队列容纳所有的阻塞线程,而对该队列的操作均通过Lock-Free(CAS)操作,但对已经获得锁的线程而言,ReentrantLock实现了偏向锁的功能。

synchronized的底层也是一个基于CAS操作的等待队列,但JVM实现的更精细,把等待队列分为ContentionList和EntryList,目的是为了降低线程的出列速度;当然也实现了偏向锁,从数据结构来说二者设计没有本质区别。但synchronized还实现了自旋锁,并针对不同的系统和硬件体系进行了优化,而Lock则完全依靠系统阻塞挂起等待线程。

当然Lock比synchronized更适合在应用层扩展,可以继承AbstractQueuedSynchronizer定义各种实现,比如实现读写锁(ReadWriteLock),公平或不公平锁;同时,Lock对应的Condition也比wait/notify要方便的多、灵活的多。

原文链接:http://blog.csdn.net/chen77716/article/details/6641477

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责任编辑:林师授 来源: chen77716的博客
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