Synchronized与Lock的底层实现解析

在JDK1.5以前，咱们在编写并发程序的时候无一例外都是使用synchronized来实现线程同步的，而synchronized在JDK1.5以前同步的开销较大效率较低，所以在JDK1.5以后，推出了代码层面的Lock接口（synchronized为jvm层面）来实现与synchronized一样功能的同步锁，而且针对不一样的并发场景也加入了许多个性锁功能。

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类简称AQS，他是实现Lock接口全部锁的核心。

Synchronized与Lock的区别

类别	synchronized	Lock
存在层次	Java的关键字，在jvm层面上	是一个类
锁的释放	一、以获取锁的线程执行完同步代码，释放锁 二、线程执行发生异常，jvm会让线程释放锁	在finally中必须释放锁，否则容易形成线程死锁
锁的获取	假设A线程得到锁，B线程等待。若是A线程阻塞，B线程会一直等待	分状况而定，Lock有多个锁获取的方式，具体下面会说道，大体就是能够尝试得到锁，线程能够不用一直等待
锁状态	没法判断	能够判断
锁类型	可重入 不可中断 非公平	可重入 可中断 可公平/非公平（二者皆可）
性能	少许同步	大量同步

synchronized锁源码分析

对于synchronized来讲，其实没有什么所谓的源码去分析，synchronized是Java中的一个关键字，他的实现时基于jvm指令去实现的下面咱们写一个简单的synchronized示例

咱们点击查看SyncDemo.java的源码SyncDemo.class，能够看到以下： 

如上就是这段代码段字节码指令，没你想的那么难吧。言归正传，咱们能够清晰段看到，其实synchronized映射成字节码指令就是增长来两个指令：monitorenter和monitorexit。咱们看到上面的class文件第九、1三、19行，分别加入了monitorenter、monitorexit、monitorexit。当一条线程进行执行的遇到monitorenter指令的时候，它会去尝试得到锁，若是得到锁那么锁计数+1（为何会加一呢，由于它是一个可重入锁，因此须要用这个锁计数判断锁的状况），若是没有得到锁，那么阻塞。当它遇到monitorexit的时候，锁计数器-1，当计数器为0，那么就释放锁。

那么有的朋友看到这里就疑惑了，那图上有2个monitorexit呀？立刻回答这个问题：上面我之前写的文章也有表述过，synchronized锁释放有两种机制，一种就是执行完释放；另一种就是发送异常，虚拟机释放。图中第二个monitorexit就是发生异常时执行的流程，这就是我开头说的“会有2个流程存在“。并且，从图中咱们也能够看到在第14行，有一个goto指令，也就是说若是正常运行结束会跳转到22行执行。

Lock接口源码逐个分析

针对Lock接口中的锁，咱们来一个个来深刻分析，首先须要了解下面的名词概念

• 独占锁、共享锁
• 公平锁、非公平锁、重入锁
• 条件锁
• 读写锁

ReentrantLock 可重入锁深刻源码分析

ReentrantLock至关因而对synchronized的一个实现，他与synchronized同样是一个可重入锁而且是一个独占锁，可是synchronized是一个非公平锁，任何处于竞争队列的线程都有可能获取锁，而ReentrantLock既能够为公平锁，又能够为非公平锁。

根据上面的源码咱们可知，ReentrantLock继承于Lock接口，而且是并发编程大师Doug Lea所创做（向大师致敬）而且在源码中咱们能够发现，不少操做都是基于Sync这个类实现的，而Sync是一个内部抽象静态类，继承AQS类。而Sync又有两个子类：

非公平锁子类：

static final class NonfairSync extends Sync

公平锁子类：

static final class FairSync extends Sync

他们两个的实现大体相同，差异不大，而且ReentrantLock的默认是采用非公平锁，非公平锁相对公平锁而言在吞吐量上有较大优点，咱们分析源码也主要从非公平锁入手。

本人主要经过ReentrantLock的加锁，到解锁的源码流程来分析。ReentrantLock的类图以下

ReentrantLock的实现依赖于Java同步器框架AbstractQueuedSynchronizer（本文简称之为AQS）。AQS使用一个整型的volatile变量（命名为state）来维护同步状态，立刻咱们会看到，这个volatile变量是全部Lock实现锁的关键。加锁、解锁的状态全都围绕这个状态位去实现。

闲话很少说，首先是ReentrantLock的非公平锁的加锁方法lock()

1.第一步，加锁lock()

公平锁的加锁方法lock()以下

咱们能够看到非公平锁与公平锁的加锁区别在于，非公平锁首先会进行一次CAS，去尝试修改AQS中的锁标记state字段，将其从0（无锁状态），修改成1（锁定状态）（注：ReentrantLock用state表示“持有锁的线程已经重复获取该锁的次数”。当state等于0时，表示当前没有线程持有锁），若是成功，就设置ExclusiveOwnerThread的值为当前线程（Exclusive是独占的意思，ReentrantLock用exclusiveOwnerThread表示“持有锁的线程”）

，若是成功，执行setExclusiveOwnerThread方法将持有锁的线程（ownerThread）设置为当前线程，不然就执行acquire方法，而公平锁线程不会尝试去获取锁，直接执行acquire方法。

2.acquire方法

根据acquire方法的注释大概能知道他的做用：

获取独占模式，忽略中断。经过调用至少一次tryAcquire方法，成功则返回。不然，线程可能排队。重复阻塞和解除阻塞，调用tryAcquire直到成功。

acquire方法的执行逻辑为，首先调用tryAcquire尝试获取锁，若是获取不到，则调用addWaiter方法将当前线程加入包装为Node对象加入队列队尾，以后调用acquireQueued方法不断的自旋获取锁。

其中tryAcquire方法、addWaiter方法、acquireQueued方法咱们接下来逐个分析。

3.tryAcquire方法

非公平锁中的tryAcquire方法直接调用Sync的nofairTryAcquire方法，源码以下：

nofairTryAcquire方法的逻辑：

• 获取当前的锁标记位state，若是state为0表名此时没有线程占用锁，直接进入if中获取锁的逻辑，与非公平锁lock方法的前半部分同样，将state标记CAS改变为1，设置获取独占锁的线程为当前线程。
• 若是state锁标记位的state不为0，说明有线程占用了该锁，此时须要判断占用锁的线程是否为当前线程（getExclusiveQwnerThread方法获取占用锁的线程），若是是当前线程，则将state锁标记位+1 表示重入，并修改status值，但由于没有竞争，获取锁的线程仍是当前线程，因此经过setStatus修改，而非CAS，也就是说这段代码实现了相似偏向锁的功能，而且实现的很是漂亮。
• 若是state锁标记位既不为0，也不是当前线程，表示其余线程来争夺锁，结果固然是失败。

咱们回到第2步的acquire方法，当tryAcquire方法返回true，说明没有线程占用锁，当前线程获取锁成功，后续的addWaiter方法与acquireQueued方法再也不执行并返回，线程执行同步块中的方法。若tryAcquire方法返回false，说明当前有其余线程占用锁，此时将会触发执行addWaiter方法与acquireQueued方法。

公平锁中的tryAcquire方法与非公平锁基本相同，只不过比非公平锁在第一次获取锁时的判断中多了hasQueuedPredecessors方法

hasQueuedPredecessors方法用于判断当前线程是否为head节点的后续节点线程（预备获取锁的线程节点）。

或者说：判断“当前线程”是否是CLH队列中的第一个线程线程（head节点的后置节点），如果的话返回false，不是返回true。

说明： 经过代码，能分析出，hasQueuedPredecessors() 是经过判断"当前线程"是否是在CLH队列的队首，来返回AQS中是否是有比“当前线程”等待更久的线程。下面对head、tail和Node进行说明。

4.addWaiter方法

addWaiter方法的主要目的是将当前线程包装为一个独占模式的Node隐式队列，在分析方法前咱们须要了解Node类的几个重要的参数：

prev：前置节点；

next：后置节点；

waitStatus：是等待链表（队列）中的状态，状态分一下几种

而在AQS中，记录了Node的头结点head，和尾节点tail

 

首先将当前线程保障成一个独占模式的Node节点对象，而后判断当前队尾（tail节点）是否有节点，若是有，则经过CAS将队尾节点设置为当前节点，并将当前节点的前置节点设置为上一个尾节点。

若是tail尾节点为null，说明当前节点为第一个入队节点，或者CAS设置当前节点为尾节点失败，将调用enq方法。

enq方法也是一个CAS方法，当第一次循环tail尾节点为null时，说明当前节点为第一个入队节点，此时将新建一个空Node节点为傀儡节点，并将其设置为队首，而后再次循环时，将当前节点设置为tail尾节点，失败将循环设定直至成功。如果addWaiter方法中设置tail尾节点失败的话，进入enq方法后直接将进入else模块将当前节点设置为tail尾节点，循环设定直至成功。

接了方便理解addWaiter方法的做用，以及后续acquireQueued的理解，咱们经过3个线程来画图演示从第1步到第4步AQS中Node队列的状况：

     1.假设当前有一个线程 thread-1执行lock方法，因为此时没有其余线程占用锁，thread-1获得了锁

     2.此时thread-2执行lock方法，因为此时thread-1占用锁，所以thread-2执行acquire方法，而且thread-1不释放锁，tryAcquire方法失败，执行addWaiter方法

    

            因为thread-2第一个进入队列，此时AQS中head以及tail为null，所以进入执行enq方法，根据上面描述的enq方法逻辑，执行以后等待队列为

      3.接下来thread-3执行lock方法，thread-1依然没有释放锁，此时对接就变成这样

addWaiter方法的的做用就是将一个个没有获取锁的线程，包装成为一个等待队列。

5.acquireQueued方法

acquireQueued方法的做用就是CAS循环获取锁的方法，而且若是当前节点为head节点的后续节点，则尝试获取锁，若是获取成功则将当前节点置为head节点，并返回，若是获取失败或者当前节点并非head节点的后续节点，则调用shouldParkAfterFailedAcquire方法以及parkAndCheckInterrupt方法，将当前节点的前置节点状态位置为SIGNAL(-1) ，并阻塞当前节点。

6.shouldParkAfterFailedAcquire方法

shouldParkAfterFailedAcquire方法根据源码分许咱们能够得知，该方法就是用来设置前置节点的状态位为SIGNAL(-1)，而SIGNAL(-1)表示节点的后置节点处于阻塞状态。首次进入该方法时，前置节点的waitStatus为0，所以进入else代码块中，经过CAS将waitStatus设置为-1，当外围方法acquireQueued再次循环时，将直接返回true。这时将知足判断条件执行parkAndCheckInterrupt方法。

而中间这块判断逻辑则是前置节点状态为CANCELLED(1)，则继续查找前置节点的前驱节点，由于当head节点唤醒时，会跳过CANCELLED(1)节点（CANCELLED(1)：由于超时或中断或异常，该线程已经被取消）。

摘取网上大神的shouldParkAfterFailedAcquire方法的逻辑总结：

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

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（parkAndCheckInterrupt）

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，与第2点相同

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。

7.parkAndCheckInterrupt方法

很简单，就是讲将前线程中断，返回中断状态。

那么此时咱们来经过画图，总结下步骤5~步骤7：

在thread-2与thread-3执行完步骤4后

此时thread-2执行步骤5，因为他的前置节点为Head节点所以它有了一次tryAcquire获取锁的机会，若是成功则设置thread-2的Node节点为head节点而后返回，因为当前节点没有被中断，所以返回的中断标记位为false。

若是tryAcquire获取锁依然失败，则调用shouldParkAfterFailedAcquire方法以及parkAndCheckInterrupt方法对线程进行阻塞，直到持有锁的线程释放锁时被唤醒（具体后续说明，如今只须要知道前置节点获取释放锁后，会唤醒他的后置节点的线程），此时执行了shouldParkAfterFailedAcquire方法后将会变成这样

当锁被释放thread-2被唤醒后再次执行tryAcquire获取锁，此时因为锁已释放获取将会成功，但因为当前节点被中断过interrupted为true，所以返回的中断标记位为true。

回到上面步骤2中，此时将会执行selfInterrupt方法将当前线程从阻塞状态唤醒。

而thread-3则和thread-2经历差很少，区别在于thread-3的前置节点不是head节点，所以进入acquireQueued方法后thread-3直接被阻塞，直到thread-2获取锁后变为head节点而且释放锁以后，thread-3才会被唤醒。thread-3进入acquireQueued方法后变为

（为了不你们理解不了，此处再次说明，前置节点的waitStatus为-1时表示当前节点处于阻塞态）

下面来讲说步骤5中acquireQueued方法的finally代码块

cancelAcquire方法：若是出现异常或者出现中断，就会执行finally的取消线程的请求操做，核心代码是node.waitStatus = Node.CANCELLED;将线程的状态改成CANCELLED。

private void cancelAcquire(Node node) {
    // Ignore if node doesn't exist
    if (node == null)
        return;

    node.thread = null;

    // 获取前置节点并判断状态，若是前置节点已被取消，则将其丢弃从新指向前置节点，直到指向一个距离当前节点最近的有效节点，这种处理很是巧妙让人佩服
    Node pred = node.prev;
    while (pred.waitStatus > 0)
        node.prev = pred = pred.prev;

    //获取新的前置节点的后置节点（此时新的前置节点的next尚未指向当前节点）
    Node predNext = pred.next;

    //将当前节点设置为取消状态
    node.waitStatus = Node.CANCELLED;

    // 若是当前节点为尾部节点，直接丢弃
    if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
        compareAndSetNext(pred, predNext, null);
    } else {
        //若是前置节点不是head，则后置节点须要一个状态，来对标记当前节点的状态，此处是设置新的前置节点的waitStatus为SIGNAL(-1)，而且将新的前置节点的next指向当前节点，当前节点不会再此处被丢弃，而是在shouldParkAfterFailedAcquire方法中丢弃
        int ws;
        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 {
            //若是前置节点为head，则直接唤醒距离当前节点最近的有效后置节点
            unparkSuccessor(node);
        }

        node.next = node; // help GC
    }
}

unparkSuccessor方法源码以下：

首先，将当前节点waitStatus设置为0，而后获取距离当前节点最近的有效后置节点，最后unpark唤醒后置节点的线程，此时后置节点线程就有机会获取锁了

至此，全部的lock逻辑所有走完了，下面来讲说解锁。

ReentrantLock的unlock方法

实际上是调用的AQS的release方法

release方法的逻辑为，首先调用tryRelease方法，若是返回true，就执行unparkSuccessor方法唤醒后置节点线程。接下来咱们看看tryRelease方法，在ReentrantLock中实现。

咱们看到在tryRelease方法中首先会获取state锁标记，将其进行-1操做，而且返回结果根据state锁标记位是否为0，若是为0则返回true，不然返回false。

咱们知道ReentrantLock是一个可重入锁，前面分析了同一个线程，每次获取锁，重入锁，都会为state锁标记+1，state记录了线程获取了多少次锁。那么同一个线程获取了多少次锁，就要进行多少次解锁，直到所有解锁，state锁标记为0时，表示解锁成功，tryRelease方法返回true，后续唤醒后置节点线程。

至此ReentrantLock源码分析完毕，其余锁待续。。。

参考：

https://blog.csdn.net/wangxiaotongfan/article/details/51800981

https://www.cnblogs.com/sheeva/p/6472949.html

http://www.cnblogs.com/lcchuguo/p/5036172.html

https://www.jianshu.com/p/e4301229f59e

https://blog.csdn.net/mayongzhan_csdn/article/details/79374996

https://blog.csdn.net/Luxia_24/article/details/52403033

https://blog.csdn.net/u012403290/article/details/64910926?locationNum=11&fps=1