并发编程(六)——AbstractQueuedSynchronizer …
2018-12-28 08:03:32来源:博客园 阅读 ()
我们接着上一篇文章继续,本文讲讲解ReentrantLock 公平锁和非公平锁的区别,深入分析 AbstractQueuedSynchronizer 中的 ConditionObject
公平锁和非公平锁
ReentrantLock 默认采用非公平锁,除非你在构造方法中传入参数 true 。
public ReentrantLock() { sync = new NonfairSync(); } public ReentrantLock(boolean fair) { sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync(); }
公平锁的 lock 方法:
static final class FairSync extends Sync { final void lock() { acquire(1); } // AbstractQueuedSynchronizer.acquire(int arg) public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); } protected final boolean tryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState(); if (c == 0) { // 1. 和非公平锁相比,这里多了一个判断:是否有线程在等待 if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } return false; } }
非公平锁的 lock 方法:
static final class NonfairSync extends Sync { final void lock() { // 2. 和公平锁相比,这里会直接先进行一次CAS,成功就返回了 if (compareAndSetState(0, 1)) setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else acquire(1); } // AbstractQueuedSynchronizer.acquire(int arg) public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); } protected final boolean tryAcquire(int acquires) { return nonfairTryAcquire(acquires); } } /** * Performs non-fair tryLock. tryAcquire is implemented in * subclasses, but both need nonfair try for trylock method. */ 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; }
总结:公平锁和非公平锁只有两处不同:
- 非公平锁在调用 lock 后,首先就会调用 CAS 进行一次抢锁,如果这个时候恰巧锁没有被占用,那么直接就获取到锁返回了。
- 非公平锁在 CAS 失败后,和公平锁一样都会进入到 tryAcquire 方法,在 tryAcquire 方法中,如果发现锁这个时候被释放了(state == 0),非公平锁会直接 CAS 抢锁,但是公平锁会判断等待队列是否有线程处于等待状态,如果有则不去抢锁,乖乖排到后面。
公平锁和非公平锁就这两点区别,如果这两次 CAS 都不成功,那么后面非公平锁和公平锁是一样的,都要进入到阻塞队列等待唤醒。
非公平锁让获取锁的时间变得更加不确定,可能会导致在阻塞队列中的线程长期处于饥饿状态。
Condition
JUC提供了Lock可以方便的进行锁操作,但是有时候我们也需要对线程进行条件性的阻塞和唤醒,这时我们就需要condition条件变量,它就像是在线程上加了多个开关,可以方便的对持有锁的线程进行阻塞和唤醒。
Condition主要是为了在J.U.C框架中提供和Java传统的监视器风格的wait,notify和notifyAll方法类似的功能。
condition 是依赖于 ReentrantLock 的,不管是调用 await 进入等待还是 signal 唤醒,都必须获取到锁才能进行操作。
每个 ReentrantLock 实例可以通过调用多次 newCondition 产生多个 ConditionObject 的实例:
final ConditionObject newCondition() { return new ConditionObject(); }
我们首先来看下我们关注的 Condition 的实现类 AbstractQueuedSynchronizer
类中的 ConditionObject
。
public class ConditionObject implements Condition, java.io.Serializable { private static final long serialVersionUID = 1173984872572414699L; // 条件队列的第一个节点 // 不要管这里的关键字 transient,是不参与序列化的意思 private transient Node firstWaiter; // 条件队列的最后一个节点 private transient Node lastWaiter; ......
在上一篇介绍 AQS 的时候,我们有一个阻塞队列,用于保存等待获取锁的线程的队列。这里我们引入另一个概念,叫条件队列(condition queue)
1、大体实现流程
AQS等待队列与Condition队列是两个相互独立的队列
await()就是在当前线程持有锁的基础上释放锁资源,并新建Condition节点加入到Condition的队列尾部,阻塞当前线程
signal()就是将Condition的头节点移动到AQS等待节点尾部,让其等待再次获取锁
以下是AQS队列和Condition队列的出入结点的示意图,可以通过这几张图看出线程结点在两个队列中的出入关系和条件。
I.初始化状态:AQS等待队列有3个Node,Condition队列有1个Node(也有可能1个都没有)
II.节点1执行Condition.await()
1.将head后移
2.释放节点1的锁并从AQS等待队列中移除
3.将节点1加入到Condition的等待队列中
4.更新lastWaiter为节点1
III.节点2执行signal()操作
5.将firstWaiter后移
6.将节点4移出Condition队列
7.将节点4加入到AQS的等待队列中去
8.更新AQS的等待队列的tail
基本上,把这几张图看懂,你也就知道 condition 的处理流程了。
1.我们知道一个 ReentrantLock 实例可以通过多次调用 newCondition() 来产生多个 Condition 实例,这里对应 condition1 和 condition2。注意,ConditionObject 只有两个属性 firstWaiter 和 lastWaiter;
2.每个 condition 有一个关联的条件队列,如线程 1 调用 condition1.await() 方法即可将当前线程 1 包装成 Node 后加入到条件队列中,然后阻塞在这里,不继续往下执行,条件队列是一个单向链表;
3.调用 condition1.signal() 会将condition1 对应的条件队列的 firstWaiter 移到阻塞队列的队尾,等待获取锁,获取锁后 await 方法返回,继续往下执行。
这里,我们简单回顾下 Node 的属性:
volatile int waitStatus; // 可取值 0、CANCELLED(1)、SIGNAL(-1)、CONDITION(-2)、PROPAGATE(-3) volatile Node prev; volatile Node next; volatile Thread thread; Node nextWaiter;
prev 和 next 用于实现阻塞队列的双向链表,nextWaiter 用于实现条件队列的单向链表
2.await方法
ReentrantLock是独占锁,一个线程拿到锁后如果不释放,那么另外一个线程肯定是拿不到锁,所以在lock.lock()和lock.unlock()之间可能有一次释放锁的操作(同样也必然还有一次获取锁的操作)。在进入lock.lock()后唯一可能释放锁的操作就是await()了。也就是说await()操作实际上就是释放锁,然后挂起线程,一旦条件满足就被唤醒,再次获取锁!
public final void await() throws InterruptedException { if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); Node node = addConditionWaiter(); //构造一个新的等待队列Node加入到队尾 int savedState = fullyRelease(node); //释放当前线程的独占锁,不管重入几次,都把state释放为0 int interruptMode = 0; //如果当前节点没有在同步队列上,即还没有被signal,则将当前线程阻塞 while (!isOnSyncQueue(node)) { // 线程挂起 LockSupport.park(this); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) //被中断则直接退出自旋 break; } //退出了上面自旋说明当前节点已经在同步队列上,但是当前节点不一定在同步队列队首。acquireQueued将阻塞直到当前节点成为队首,即当前线程获得了锁。然后await()方法就可以退出了,让线程继续执行await()后的代码。 if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != 0) reportInterruptAfterWait(interruptMode); }
3. 将节点加入到条件队列
// 将当前线程对应的节点入队,插入队尾 private Node addConditionWaiter() { Node t = lastWaiter; // 如果条件队列的最后一个节点取消了,将其清除出去 if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) { // 这个方法会遍历整个条件队列,然后会将已取消的所有节点清除出队列 unlinkCancelledWaiters(); t = lastWaiter; } Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION); // 如果队列为空 if (t == null) firstWaiter = node; else t.nextWaiter = node; lastWaiter = node; return node; }
在addWaiter 方法中,有一个 unlinkCancelledWaiters() 方法,该方法用于清除队列中已经取消等待的节点。
// 等待队列是一个单向链表,遍历链表将已经取消等待的节点清除出去 // 纯属链表操作,很好理解,看不懂多看几遍就可以了 private void unlinkCancelledWaiters() { Node t = firstWaiter; Node trail = null; while (t != null) { Node next = t.nextWaiter; // 如果节点的状态不是 Node.CONDITION 的话,这个节点就是被取消的 if (t.waitStatus != Node.CONDITION) { t.nextWaiter = null; if (trail == null) firstWaiter = next; else trail.nextWaiter = next; if (next == null) lastWaiter = trail; } else trail = t; t = next; } }
4. 完全释放独占锁
// 首先,我们要先观察到返回值 savedState 代表 release 之前的 state 值 // 对于最简单的操作:先 lock.lock(),然后 condition1.await()。 // 那么 state 经过这个方法由 1 变为 0,锁释放,此方法返回 1 // 相应的,如果 lock 重入了 n 次,savedState == n // 如果这个方法失败,会将节点设置为"取消"状态,并抛出异常 IllegalMonitorStateException final int fullyRelease(Node node) { boolean failed = true; try { int savedState = getState(); // 这里使用了当前的 state 作为 release 的参数,也就是完全释放掉锁,将 state 置为 0 if (release(savedState)) { failed = false; return savedState; } else { throw new IllegalMonitorStateException(); } } finally { if (failed) node.waitStatus = Node.CANCELLED; } }
5. 等待进入阻塞队列
int interruptMode = 0; while (!isOnSyncQueue(node)) { // 线程挂起 LockSupport.park(this); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) break; }
isOnSyncQueue(Node node) 用于判断节点是否已经转移到阻塞队列了:
final boolean isOnSyncQueue(Node node) { //如果当前节点状态是CONDITION或node.prev是null,则证明当前节点在等待队列上而不是同步队列上。之所以可以用node.prev来判断,是因为一个节点如果要加入同步队列,在加入前就会设置好prev字段。 if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null) return false; //如果node.next不为null,则一定在同步队列上,因为node.next是在节点加入同步队列后设置的 if (node.next != null) // If has successor, it must be on queue return true; return findNodeFromTail(node); //前面的两个判断没有返回的话,就从同步队列队尾遍历一个一个看是不是当前节点。 } // 从同步队列的队尾往前遍历,如果找到,返回 true private boolean findNodeFromTail(Node node) { Node t = tail; for (;;) { if (t == node) return true; if (t == null) return false; t = t.prev; } }
回到前面的循环,isOnSyncQueue(node) 返回 false 的话,那么进到 LockSupport.park(this);
这里线程挂起。
6. signal 唤醒线程,转移到阻塞队列
为了大家理解,这里我们先看唤醒操作,因为刚刚到 LockSupport.park(this); 把线程挂起了,等待唤醒。
唤醒操作通常由另一个线程来操作,就像生产者-消费者模式中,如果线程因为等待消费而挂起,那么当生产者生产了一个东西后,会调用 signal 唤醒正在等待的线程来消费。
// 唤醒等待了最久的线程 // 其实就是,将这个线程对应的 node 从条件队列转移到阻塞队列 public final void signal() { // 调用 signal 方法的线程必须持有当前的独占锁 if (!isHeldExclusively()) throw new IllegalMonitorStateException(); Node first = firstWaiter; if (first != null) doSignal(first); } // 从条件队列队头往后遍历,找出第一个需要转移的 node // 因为前面我们说过,有些线程会取消排队,但是还在队列中 private void doSignal(Node first) { do { // 将 firstWaiter 指向 first 节点后面的第一个 // 如果将队头移除后,后面没有节点在等待了,那么需要将 lastWaiter 置为 null if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null) lastWaiter = null; // 因为 first 马上要被移到阻塞队列了,和条件队列的链接关系在这里断掉 first.nextWaiter = null; } while (!transferForSignal(first) && (first = firstWaiter) != null); // 这里 while 循环,如果 first 转移不成功,那么选择 first 后面的第一个节点进行转移,依此类推 } // 将节点从条件队列转移到阻塞队列 // true 代表成功转移 // false 代表在 signal 之前,节点已经取消了 final boolean transferForSignal(Node node) { // CAS 如果失败,说明此 node 的 waitStatus 已不是 Node.CONDITION,说明节点已经取消, // 既然已经取消,也就不需要转移了,方法返回,转移后面一个节点 // 否则,将 waitStatus 置为 0 if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0)) return false; // enq(node): 自旋进入阻塞队列的队尾 // 注意,这里的返回值 p 是 node 在阻塞队列的前驱节点 Node p = enq(node); int ws = p.waitStatus; // ws > 0 说明 node 在阻塞队列中的前驱节点取消了等待锁,直接唤醒 node 对应的线程。唤醒之后会怎么样,后面再解释 // 如果 ws <= 0, 那么 compareAndSetWaitStatus 将会被调用,上篇介绍的时候说过,节点入队后,需要把前驱节点的状态设为 Node.SIGNAL(-1) if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL)) // 如果前驱节点取消或者 CAS 失败,会进到这里唤醒线程,之后的操作看下一节 LockSupport.unpark(node.thread); return true; }
正常情况下,ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL)
这句中,ws <= 0,而且 compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL) 会返回 true,所以一般也不会进去 if 语句块中唤醒 node 对应的线程。然后这个方法返回 true,也就意味着 signal 方法结束了,节点进入了阻塞队列,此时await()还是挂起状态,并没有被唤醒。 我们可以看到,signal方法只是将Node修改了状态,并没有唤醒线程。要将修改状态后的Node唤醒,唤起线程是在unlock()中。这个方法会对阻塞队列里面的线程从头到尾对状态为-1的节点做唤醒操作,具体可以看我上一篇文章,并发编程(五)——AbstractQueuedSynchronizer 之 ReentrantLock源码分析
unlock()将此线程唤醒后,await()中可以继续执行,此线程被唤醒的时候它的前驱节点肯定是首节点了,因为unlock()方法是从头到尾进行唤醒
假设发生了阻塞队列中的前驱节点取消等待,或者 CAS 失败,只要唤醒线程,让其进到下一步即可。
7. 获取独占锁
线程被唤醒后,此时节点已经在缓存队列的第一个等待节点了,while (!isOnSyncQueue(node)) 将会退出循环。
1 if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) 2 interruptMode = REINTERRUPT; 3 4 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { 5 boolean failed = true; 6 try { 7 boolean interrupted = false; 8 for (;;) { 9 final Node p = node.predecessor(); 10 if (p == head && tryAcquire(arg)) { 11 setHead(node); 12 p.next = null; // help GC 13 failed = false; 14 return interrupted; 15 } 16 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && 17 parkAndCheckInterrupt()) 18 interrupted = true; 19 } 20 } finally { 21 if (failed) 22 cancelAcquire(node); 23 } 24 }
重新获取锁就在acquireQueued方法中,上一篇文章中已经详细分析了此方法,上面已经说过,unlock()解锁时,此线程已经在阻塞队里的第一个节点,所以第10行代码处就能尝试获取锁,并将state设置为之前的状态。此时就可以接着await()后面的业务代码继续执行了。
我们想想,上面 if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL)) 处,ws <= 0,而且 compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL) 会返回 true时,不执行LockSupport.unpark(node.thread); 呢?
其实笔者认为这里不加这个判断条件应该也是可以的。只是对于CAS修改前驱节点状态为SIGNAL成功这种情况来说,如果不加这个判断条件,提前唤醒了线程,等进入acquireQueued方法了节点发现自己的前驱不是首节点,还要再阻塞,等到其前驱节点成为首节点并释放锁时再唤醒一次;而如果加了这个条件,线程被唤醒的时候它的前驱节点肯定是首节点了,线程就有机会直接获取同步状态从而避免二次阻塞,节省了硬件资源。
7. 总结
总的来说,Condition的本质就是等待队列和同步队列的交互:
当一个持有锁的线程调用Condition.await()时,它会执行以下步骤:
- 构造一个新的等待队列节点加入到等待队列队尾
- 释放锁,也就是将它的同步队列节点从同步队列队首移除
- 自旋,直到它在等待队列上的节点移动到了同步队列(通过其他线程调用signal())或被中断
- 阻塞当前节点,直到它获取到了锁,也就是它在同步队列上的节点排队排到了队首。
当一个持有锁的线程调用Condition.signal()时,它会执行以下操作:
从等待队列的队首开始,尝试对队首节点执行唤醒操作;如果节点CANCELLED,就尝试唤醒下一个节点;如果再CANCELLED则继续迭代。
对每个节点执行唤醒操作时,首先将节点加入同步队列,此时await()操作的步骤3的解锁条件就已经开启了。然后分两种情况讨论:
- 如果先驱节点的状态为CANCELLED(>0) 或设置先驱节点的状态为SIGNAL失败,那么就立即唤醒当前节点对应的线程,此时await()方法就会完成步骤3,进入步骤4.
- 如果成功把先驱节点的状态设置为了SIGNAL,那么就不立即唤醒了。等到先驱节点成为同步队列首节点并释放了同步状态后,会自动唤醒当前节点对应线程的,这时候await()的步骤3才执行完成,而且有很大概率快速完成步骤4.
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