深刻JVM锁机制2-Lock

前文（深刻JVM锁机制-synchronized）分析了JVM中的synchronized实现，本文继续分析JVM中的另外一种锁Lock的实现。与synchronized不一样的是，Lock彻底用Java写成，在java这个层面是无关JVM实现的。

在java.util.concurrent.locks包中有不少Lock的实现类，经常使用的有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，所以咱们以ReentrantLock做为讲解切入点。

1. ReentrantLock的调用过程

通过观察ReentrantLock把全部Lock接口的操做都委派到一个Sync类上，该类继承了AbstractQueuedSynchronizer：

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1. static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer  

Sync又有两个子类：

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1. final static class NonfairSync extends Sync  

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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，默认状况下为非公平锁。

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模式致使很难直观的看到整个调用过程，其实经过上面调用过程及AbstractQueuedSynchronizer的注释能够发现，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能够得到锁，不管成功与否AbstractQueuedSynchronizer都将处理后面的流程。

2. 锁实现（加锁）

简单说来，AbstractQueuedSynchronizer会把全部的请求线程构成一个CLH队列，当一个线程执行完毕（lock.unlock()）时会激活本身的后继节点，但正在执行的线程并不在队列中，而那些等待执行的线程所有处于阻塞状态，通过调查线程的显式阻塞是经过调用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中中经过调用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，仅存在节点之间的先后关系。使人疑惑的是为何采用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，该线程会首先尝试得到锁，这对于那些已经在队列中排队的线程来讲显得不公平，这也是非公平锁的由来，与synchronized实现相似，这样会极大提升吞吐量。

若是已经存在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，由于线程并发对Tail调用CAS可能会致使其余线程CAS失败，解决办法是循环CAS直至成功。AbstractQueuedSynchronizer的实现很是精巧，使人叹为观止，不入细节难以彻底领会其精髓，下面详细说明实现过程：

2.1 Sync.nonfairTryAcquire

nonfairTryAcquire方法将是lock方法间接调用的第一个方法，每次请求锁时都会首先调用该方法。

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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，若是c==0说明没有线程正在竞争该锁，若是不c !=0 说明有线程正拥有了该锁。

若是发现c==0，则经过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。若是CAS设置成功，则能够预计其余任何线程调用CAS都不会再成功，也就认为当前线程获得了该锁，也做为Running线程，很显然这个Running线程并未进入等待队列。

若是c !=0 但发现本身已经拥有锁，只是简单地++acquires，并修改status值，但由于没有竞争，因此经过setStatus修改，而非CAS，也就是说这段代码实现了偏向锁的功能，而且实现的很是漂亮。

2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter

addWaiter方法负责把当前没法得到锁的线程包装为一个Node添加到队尾：

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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是独占锁仍是共享锁，默认为null，独占锁。追加到队尾的动做分两步：

1. 若是当前队尾已经存在(tail!=null)，则使用CAS把当前线程更新为Tail
2. 若是当前Tail为null或则线程调用CAS设置队尾失败，则经过enq方法继续设置Tail

下面是enq方法：

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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，即便有高并发的场景，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的目的就是经过CAS把当前如今追加到队尾，并返回包装后的Node实例。

把线程要包装为Node对象的主要缘由，除了用Node构造供虚拟队列外，还用Node包装了各类线程状态，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时要从新这个后继线程(unpark)
• CANCELLED(1)：由于超时或中断，该线程已经被取消
• CONDITION(-2)：代表该线程被处于条件队列，就是由于调用了Condition.await而被阻塞
• PROPAGATE(-3)：传播共享锁
• 0：0表明无状态

2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued

acquireQueued的主要做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，但阻塞前又经过tryAccquire重试是否能得到锁，若是重试成功能则无需阻塞，直接返回

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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，感受若是p == head && tryAcquire(arg)条件不知足循环将永远没法结束，固然不会出现死循环，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。

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1. private final boolean parkAndCheckInterrupt() {  
2.     LockSupport.park(this);  
3.     return Thread.interrupted();  
4. }  

如前面所述，LockSupport.park最终把线程交给系统（Linux）内核进行阻塞。固然也不是立刻把请求不到锁的线程进行阻塞，还要检查该线程的状态，好比若是该线程处于Cancel状态则没有必要，具体的检查在shouldParkAfterFailedAcquire中：

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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：若是前继的节点状态为SIGNAL，代表当前节点须要unpark，则返回成功，此时acquireQueued方法的第12行（parkAndCheckInterrupt）将致使线程阻塞
• 规则2：若是前继节点状态为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，致使线程阻塞
• 规则3：若是前继节点状态为非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

整体看来，shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前继节点判断当前线程是否应该被阻塞，若是前继节点处于CANCELLED状态，则顺便删除这些节点从新构造队列。

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行之后的代码必须等线程被解锁锁才能执行，假如被阻塞的线程获得解锁，则执行第13行，即设置interrupted = true，以后又进入无限循环。

从无限循环的代码能够看出，并非获得解锁的线程必定能得到锁，必须在第6行中调用tryAccquire从新竞争，由于锁是非公平的，有可能被新加入的线程得到，从而致使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。经过以后将要介绍的解锁机制会看到，第一个被解锁的线程就是Head，所以p == head的判断基本都会成功。

至此能够看到，把tryAcquire方法延迟到子类中实现的作法很是精妙并具备极强的可扩展性，使人叹为观止！固然精妙的不是这个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，主要体如今AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中：

class AbstractQueuedSynchronizer

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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

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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：若是线程屡次锁定，则进行屡次释放，直至status==0则真正释放锁，所谓释放锁即设置status为0，由于无竞争因此没有使用CAS。

release的语义在于：若是能够释放锁，则唤醒队列第一个线程（Head），具体唤醒代码以下：

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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第一个能够unpark的线程，通常说来head.next == head，Head就是第一个线程，但Head.next可能被取消或被置为null，所以比较稳妥的办法是从后往前找第一个可用线程。貌似回溯会致使性能下降，其实这个发生的概率很小，因此不会有性能影响。以后即是通知系统内核继续该线程，在Linux下是经过pthread_mutex_unlock完成。以后，被解锁的线程进入上面所说的从新竞争状态。

4. Lock VS Synchronized

AbstractQueuedSynchronizer经过构造一个基于阻塞的CLH队列容纳全部的阻塞线程，而对该队列的操做均经过Lock-Free（CAS）操做，但对已经得到锁的线程而言，ReentrantLock实现了偏向锁的功能。

synchronized的底层也是一个基于CAS操做的等待队列，但JVM实现的更精细，把等待队列分为ContentionList和EntryList，目的是为了下降线程的出列速度；固然也实现了偏向锁，从数据结构来讲两者设计没有本质区别。但synchronized还实现了自旋锁，并针对不一样的系统和硬件体系进行了优化，而Lock则彻底依靠系统阻塞挂起等待线程。

固然Lock比synchronized更适合在应用层扩展，能够继承AbstractQueuedSynchronizer定义各类实现，好比实现读写锁（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。