java AQS的实现原理(大部分同步类都依赖AQS实现)

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谈到并发,不得不谈 ReentrantLock ;而谈到 ReentrantLock ,不得不谈 AbstractQueuedSynchronized(AQS)! ,类如其名,抽象的队列式的同步器, AQS定义了一套多线程访问共享资源的同步器框架,许多同步类实现都依赖于它,如常用的ReentrantLock/Semaphore/CountDownLatch…。 我们以ReentrantLock作为讲解切入点。

1. ReentrantLock的调用过程

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:

static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer

Sync又有两个子类:

final static class NonfairSync extends Sync  
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):

0_13119022769n5R.gif

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.

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:

0_1311847049xnXb.gif

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, 这是非公平锁的由来之一 ,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方法间接调用的第一个方法,每次请求锁时都会 首先调用该方法。

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {  
    final Thread current = Thread.currentThread();  
    int c = getState();  
    if (c == 0) {  
        if (compareAndSetState(0, acquires)) {  
            setExclusiveOwnerThread(current);  
            return true;  
        }  
    }  
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {  
        int nextc = c + acquires;  
        if (nextc < 0) // overflow  
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");  
        setState(nextc);  
        return true;  
    }  
    return false;  
}

1.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。

2. 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。

3. 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:

private Node addWaiter(Node mode) {  
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);  
    // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure  
    Node pred = tail;  
    if (pred != null) {  
        node.prev = pred;  
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {  
            pred.next = node;  
            return node;  
        }  
    }  
    enq(node);  
    return node;  
}

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:

private Node enq(final Node node) {  
    for (;;) {  
        Node t = tail;  
        if (t == null) { // Must initialize  
            Node h = new Node(); // Dummy header  
            h.next = node;  
            node.prev = h;  
            if (compareAndSetHead(h)) {  
                tail = node;  
                return h;  
            }  
        }  
        else {  
            node.prev = t;  
            if (compareAndSetTail(t, node)) {  
                t.next = node;  
                return t;  
            }  
        }  
    }  
}

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这里是非公平锁的由来之二

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {  
    try {  
        boolean interrupted = false;  
        for (;;) {  
            final Node p = node.predecessor();  
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {  
                setHead(node);  
                p.next = null; // help GC  
                return interrupted;  
            }  
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&  
                parkAndCheckInterrupt())  
                interrupted = true;  
        }  
    } catch (RuntimeException ex) {  
        cancelAcquire(node);  
        throw ex;  
    }  
}

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。

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {  
    LockSupport.park(this);  
    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:

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {  
      int ws = pred.waitStatus;  
      if (ws == Node.SIGNAL)  
          /* 
           * This node has already set status asking a release 
           * to signal it, so it can safely park 
           */  
          return true;  
      if (ws > 0) {  
          /* 
           * 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);  
      }   
      return false;  
  }

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,第一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

public final boolean release(int arg) {  
    if (tryRelease(arg)) {  
        Node h = head;  
        if (h != null && h.waitStatus != 0)  
            unparkSuccessor(h);  
        return true;  
    }  
    return false;  
}

class Sync

protected final boolean tryRelease(int releases) {  
    int c = getState() - releases;  
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())  
        throw new IllegalMonitorStateException();  
    boolean free = false;  
    if (c == 0) {  
        free = true;  
        setExclusiveOwnerThread(null);  
    }  
    setState(c);  
    return free;  
}

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,则唤醒队列第一个线程(Head) ,具体唤醒代码如下:

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. 
     */  
    int ws = node.waitStatus;  
    if (ws  0) {  
        s = null;  
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)  
            if (t.waitStatus <= 0)  
                s = t;  
    }  
    if (s != null)  
        LockSupport.unpark(s.thread);  
}

这段代码的意思在于找出第一个可以unpark的线程,一般说来head.next == head,Head就是第一个线程,但Head.next可能被取消或被置为null,因此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。

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