ReentrantLock从源码解析Java多线程同步学习
作者：码下客 发布时间：2023-10-13 02:32:55
前言
如今多线程编程已成为了现代软件开发中的重要部分，而并发编程中的线程同步问题更是一道难以逾越的坎。在Java语言中，synchronized是最基本的同步机制，但它也存在着许多问题，比如可重入性不足、死锁等等。为了解决这些问题，Java提供了更加高级的同步机制——ReentrantLock。
管程
管程（Monitor）是一种用于实现多线程同步的抽象数据类型，它可以用来协调不同线程之间的互斥和同步访问共享资源。通俗地说，管程就像一个门卫，控制着进入某个共享资源区域的线程数量和时间，以避免多个线程同时访问导致的数据竞争和混乱。
管程模型
Mesa管程模型：由美国计算机科学家Dijkstra提出，是最流行的管程模型之一。在Mesa管程模型中，每个管程也有一个条件变量和等待队列，但与Hoare管程不同的是，当一个线程请求进入管程时，如果条件不满足，该线程并不会立即被阻塞，而是继续执行后续操作，直到该线程主动放弃锁资源或者其他线程唤醒它。
Hoare管程模型：由英国计算机科学家C.A.R. Hoare提出，是最早的管程模型之一。在Hoare管程模型中，每个管程都有一个条件变量和一个等待队列，当一个线程请求进入管程时，如果条件不满足，该线程就会被阻塞并加入等待队列，直到条件满足后才被唤醒。
Brinch Hansen管程模型：由丹麦计算机科学家Per Brinch Hansen提出，是一种改进的管程模型。在Brinch Hansen管程模型中，每个管程也有一个条件变量和等待队列，但与其他管程模型不同的是，它允许多个线程同时在管程中等待，并且不需要像Hoare管程那样每次只唤醒一个等待线程。
在Java中，采用的是基于Mesa管程模型实现的管程机制。具体地，Java中的synchronized关键字就是基于Mesa管程模型实现的，包括Java中的AbstractQueuedSynchronizer（AQS）可以被看作是一种基于管程模型实现的同步框架。
MESA模型
主要特点
互斥访问
MESA模型采用了互斥访问的机制，即同一时刻只能有一个线程进入管程执行代码。
条件变量
MESA模型还引入了条件变量的概念，用于实现线程间的等待和唤醒操作。条件变量提供了一种机制，使得线程可以在等待某个条件成立时挂起，并在条件成立时被唤醒。
等待队列
MESA模型使用等待队列来维护处于等待状态的线程，这些线程都在等待条件变量成立。等待队列由一个或多个条件变量组成，每个条件变量都有自己的等待队列。
原子操作
MESA模型要求管程中的所有操作都是原子操作，即一旦进入管程，就不能被中断，直到操作执行完毕。
AQS
在讲ReentrantLock之前先说一下AQS，AQS（AbstractQueuedSynchronizer）是Java中的一个同步器，它是许多同步类（如ReentrantLock、Semaphore、CountDownLatch等）的基础。AQS提供了一种实现同步操作的框架，其中包括独占模式和共享模式，以及一个等待队列来管理线程的等待和唤醒。AQS也借鉴了Mesa模型的思想。
共享变量
AQS内部维护了属性volatile int state表示资源的可用状态
state三种访问方式:
getState()
setState()
compareAndSetState()
资源访问方式
Exclusive-独占，只有一个线程能执行，如ReentrantLock
Share-共享，多个线程可以同时执行，如Semaphore/CountDownLatch
主要方法
isHeldExclusively()：该线程是否正在独占资源。只有用到condition才需要去实现它。
tryAcquire(int)：独占方式。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryRelease(int)：独占方式。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryAcquireShared(int)：共享方式。尝试获取资源。负数表示失败；0表示成功，但没有剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。
tryReleaseShared(int)：共享方式。尝试释放资源，如果释放后允许唤醒后续等待结点返回true，否则返回false
队列
同步等待队列： 主要用于维护获取锁失败时入队的线程。
条件等待队列： 调用await()的时候会释放锁，然后线程会加入到条件队列，调用signal()唤醒的时候会把条件队列中的线程节点移动到同步队列中，等待再次获得锁。
node节点等待状态
值为0，初始化状态，表示当前节点在sync队列中，等待着获取锁。
CANCELLED，值为1，表示当前的线程被取消；
SIGNAL，值为-1，表示当前节点的后继节点包含的线程需要运行，也就是unpark；
CONDITION，值为-2，表示当前节点在等待condition，也就是在condition队列中；
PROPAGATE，值为-3，表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行；
ReentrantLock源码分析
在ReentrantLock中有一个内部类Sync会继承 AQS然后将同步器所有调用都映射到Sync对应的方法。
实例化ReentrantLock
/**
* Creates an instance of {@code ReentrantLock}.
* This is equivalent to using {@code ReentrantLock(false)}.
*/
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
/**
* Creates an instance of {@code ReentrantLock} with the
* given fairness policy.
*
* @param fair {@code true} if this lock should use a fair ordering policy
*/
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
ReentrantLock还提供了一个传布尔值的实例化方式，这个传true用来创建一个公平锁的，默认是创建非公平锁。非公平锁的话 sync是用NonfairSync来进行实例化，公平锁sync是用FairSync来进行实例化。
加锁
现在假设有AB两个线程来竞争锁
A线程加锁成功
static final class NonfairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;
/**
* Performs lock. Try immediate barge, backing up to normal
* acquire on failure.
*/
final void lock() {
//CAS修改state状态
if (compareAndSetState(0, 1))
//修改成功设置exclusiveOwnerThread
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
//尝试获取资源
acquire(1);
}
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
}
假定A线程先CAS修改成功，他会设置exclusiveOwnerThread为A线程
B线程尝试加锁
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
我们先看tryAcquire()方法，这里体现出了他的可重入性。
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
//获取当前资源标识
int c = getState();
if (c == 0) {
//如果资源没被占有CAS尝试加锁
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
//修改成功设置exclusiveOwnerThread
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
//资源被占有要判断占有资源的线程是不是当前线程，加锁成功设置的exclusiveOwnerThread值在这里就派上了用处
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
//这下面就是将重入次数设置到资源标识里
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
根据上面源码我们可以看出B线程尝试加锁是失败的，接下来看尝试加锁失败后的方法acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg),该方法实现分为两个部分:
addWaiter(Node.EXCLUSIVE)：该方法会将当前线程加入到等待队列（即Sync中的queue）的尾部，并返回该节点。这个节点的模式是独占模式（Node.EXCLUSIVE），表示当前线程想要获取独占锁。acquireQueued(Node node, int arg)：该方法是一个循环方法，用于等待和获取锁。
我们先解析addWaiter
private Node addWaiter(Node mode) {
//构建一个当前线程的node节点 这里prev 和 next 都为null
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// 指向双向链表的尾节点的引用
Node pred = tail;
//B线程进来目前还未构建任何队列这里肯定是空的
if (pred != null) {
//如果已经构建过队列会把当前线程的node节点的上一个node节点指向tail尾节点
node.prev = pred;
//CAS操作把当前线程的node节点设置为新的tail尾节点
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
//把旧的tail尾节点的下一个node节点指向当前线程的node节点
pred.next = node;
return node;
}
}
//尾节点为空执行
enq(node);
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
//死循环当tail 尾节点不为空才会跳出
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
//用CAS构建出一个head空的node节点
if (compareAndSetHead(new Node()))
//将当前空的node节点交给尾节点（下一次循环就会走else分支）
tail = head;
} else {
//把我们addWaiter中创建的node节点的prev指向了当前线程node节点
node.prev = t;
//将tail尾节点更改为当前线程的node节点
if (compareAndSetTail(t, node)) {
//将t的下一个节点指向当前线程创建的node节点
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
执行完这里初步的一个等待队列就构建好了
解析完addWaiter我们再来解析acquireQueued,addWaiter执行完后的结果会返回一个双向列表的node节点
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
//中断标志位
boolean interrupted = false;
for (;;) {
//获取当前线程node节点的上一个节点
final Node p = node.predecessor();
//如果上一个节点就是head节点说明当前线程其实是处在队列第一位然后就会再次尝试加锁
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
//这里是重点 这个方法来判断当前线程是否应该进入等待状态
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
//调用LockSupport.park(this)阻塞了当前线程等待被唤醒
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
//获取上一个节点的等待状态
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)//表示当前节点的后继节点包含的线程需要运行
/*
* This node has already set status asking a release
* to signal it, so it can safely park.
*/
return true;
if (ws > 0) {//当前线程被取消
/*
* Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
* indicate retry.
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
/*
* waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we
* need a signal, but don't park yet. Caller will need to
* retry to make sure it cannot acquire before parking.
*/
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);//设置等待状态为-1
}
return false;
}
运行到parkAndCheckInterrupt()B线程就会被阻塞了，后续的逻辑我们在解锁操作unlock之后再继续说
释放锁
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
//尝试释放锁
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//head节点不为空并且等待状态不是0就去进行unpark操作
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
private void unparkSuccessor(Node node) {
/*
* If status is negative (i.e., possibly needing signal) try
* to clear in anticipation of signalling. It is OK if this
* fails or if status is changed by waiting thread.
*/
//head节点等待状态
int ws = node.waitStatus;
//
if (ws < 0)
//将头节点的等待状态修改为0
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
/*
* Thread to unpark is held in successor, which is normally
* just the next node. But if cancelled or apparently null,
* traverse backwards from tail to find the actual
* non-cancelled successor.
*/
//获取头节点的下一个节点(也就是B节点)
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {//节点为空或者线程处于取消状态
s = null;
//从尾节点往上找符合条件的节点
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
//对该线程进行unpark唤醒(B节点)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
唤醒之后我们的B线程就能继续往下走了，我们继续看刚刚的acquireQueued()方法
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
//这里尝试获取锁由于A线程释放了锁这里是肯定获取成功的
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
//把head设置为当前节点（也就是往前移一位,并且把上一个节点指向指为null）
setHead(node);
//把刚刚的上一个节点也指向为null (这里他就没引用了会被GC回收掉)
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
//刚刚在这里阻塞现在被唤醒
parkAndCheckInterrupt())
//设置标志中断位为true 然后开始下一次循环
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
总结
锁的实现方式：ReentrantLock内部通过维护一个state变量来表示锁的状态，其中高16位表示持有锁的线程ID，低16位表示重入次数。使用CAS操作来获取锁，如果当前锁未被持有，则将state的高16位设置为当前线程ID，并将低16位设置为1，表示重入次数为1；如果当前锁已经被持有，则判断持有锁的线程是否为当前线程，如果是，则将state的低16位加1表示重入，如果不是，则进入等待队列。
等待队列：ReentrantLock中的等待队列采用了CLH队列的实现方式，每个等待线程会被封装成一个Node节点，节点中维护了前继节点、后继节点和等待状态等信息。当一个线程需要等待锁时，会将自己封装成一个Node节点插入到等待队列的尾部，并在自旋等待时自动阻塞。
公平锁与非公平锁：ReentrantLock可以通过构造函数中的fair参数来指定锁的公平性，当fair为true时表示该锁是公平锁，即等待队列中的线程会按照先进先出的顺序获取锁；当fair为false时表示该锁是非公平锁，即等待队列中的线程会按照随机顺序获取锁。
锁的释放：ReentrantLock中的锁释放采用了state变量的递减来实现，当一个线程释放锁时，会将state的低16位减1，如果减1后低16位变为0，则表示当前线程已经完全释放了锁，此时会将高16位清零，表示锁变为了可获取状态，等待队列中的线程可以继续竞争锁。
来源：https://juejin.cn/post/7216246232762843195
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