ReentrantLock原理

ReentrantLock主要利用CAS+AQS队列来实现。它支持公平锁和非公平锁，两者的实现类似。

CAS：Compare and Swap，比较并交换。CAS有3个操作数：内存值V、预期值A、要修改的新值B。当且仅当预期值A和内存值V相同时，将内存值V修改为B，否则什么都不做。该操作是一个原子操作，被广泛的应用在Java的底层实现中。在Java中，CAS主要是由sun.misc.Unsafe这个类通过JNI调用CPU底层指令实现

ReentrantLock主要利用CAS+AQS队列来实现。它支持公平锁和非公平锁，两者的实现类似。

CAS：Compare and Swap，比较并交换。CAS有3个操作数：内存值V、预期值A、要修改的新值B。当且仅当预期值A和内存值V相同时，将内存值V修改为B，否则什么都不做。该操作是一个原子操作，被广泛的应用在Java的底层实现中。在Java中，CAS主要是由sun.misc.Unsafe这个类通过JNI调用CPU底层指令实现

AbstractQueuedSynchronizer简称AQS

【ReentrantLock使用示例】

private Lock lock = new ReentrantLock();public void test(){lock.lock();try{doSomeThing();}catch (Exception e){// ignored}finally {lock.unlock();}
}

【AQS】

是一个用于构建锁和同步容器的框架。事实上concurrent包内许多类都是基于AQS构建，例如ReentrantLock，Semaphore，CountDownLatch，ReentrantReadWriteLock，FutureTask等。AQS解决了在实现同步容器时设计的大量细节问题。

AQS使用一个FIFO的队列表示排队等待锁的线程，队列头节点称作“哨兵节点”或者“哑节点”，它不与任何线程关联。其他的节点与等待线程关联，每个节点维护一个等待状态waitStatus

ReentrantLock的基本实现可以概括为：先通过CAS尝试获取锁。如果此时已经有线程占据了锁，那就加入AQS队列并且被挂起。当锁被释放之后，排在CLH队列队首的线程会被唤醒，然后CAS再次尝试获取锁。在这个时候，如果：

非公平锁：如果同时还有另一个线程进来尝试获取，那么有可能会让这个线程抢先获取；

公平锁：如果同时还有另一个线程进来尝试获取，当它发现自己不是在队首的话，就会排到队尾，由队首的线程获取到锁。

【lock()与unlock()实现原理】

可重入锁。可重入锁是指同一个线程可以多次获取同一把锁。ReentrantLock和synchronized都是可重入锁。

可中断锁。可中断锁是指线程尝试获取锁的过程中，是否可以响应中断。synchronized是不可中断锁，而ReentrantLock则提供了中断功能。

公平锁与非公平锁。公平锁是指多个线程同时尝试获取同一把锁时，获取锁的顺序按照线程达到的顺序，而非公平锁则允许线程“插队”。synchronized是非公平锁，而ReentrantLock的默认实现是非公平锁，但是也可以设置为公平锁。

CAS操作(CompareAndSwap)。CAS操作简单的说就是比较并交换。CAS 操作包含三个操作数 —— 内存位置（V）、预期原值（A）和新值(B)。如果内存位置的值与预期原值相匹配，那么处理器会自动将该位置值更新为新值。否则，处理器不做任何操作。无论哪种情况，它都会在 CAS 指令之前返回该位置的值。CAS 有效地说明了“我认为位置 V 应该包含值 A；如果包含该值，则将 B 放到这个位置；否则，不要更改该位置，只告诉我这个位置现在的值即可。” Java并发包(java.util.concurrent)中大量使用了CAS操作,涉及到并发的地方都调用了sun.misc.Unsafe类方法进行CAS操作。

ReentrantLock提供了两个构造器，分别是

public ReentrantLock() {sync = new NonfairSync();
}public ReentrantLock(boolean fair) {sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}

默认构造器初始化为NonfairSync对象，即非公平锁，而带参数的构造器可以指定使用公平锁和非公平锁。由lock()和unlock的源码可以看到，它们只是分别调用了sync对象的lock()和release(1)方法。

NonfairSync

final void lock() {if (compareAndSetState(0, 1))setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());elseacquire(1);
}

首先用一个CAS操作，判断state是否是0（表示当前锁未被占用），如果是0则把它置为1，并且设置当前线程为该锁的独占线程，表示获取锁成功。当多个线程同时尝试占用同一个锁时，CAS操作只能保证一个线程操作成功，剩下的只能乖乖的去排队啦。

“非公平”即体现在这里，如果占用锁的线程刚释放锁，state置为0，而排队等待锁的线程还未唤醒时，新来的线程就直接抢占了该锁，那么就“插队”了。

若当前有三个线程去竞争锁，假设线程A的CAS操作成功了，拿到了锁开开心心的返回了，那么线程B和C则设置state失败，走到了else里面。我们往下看acquire。

public final void acquire(int arg) {if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))selfInterrupt();
}

1. 第一步。尝试去获取锁。如果尝试获取锁成功，方法直接返回。

tryAcquire(arg)
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {//获取当前线程final Thread current = Thread.currentThread();//获取state变量值int c = getState();if (c == 0) { //没有线程占用锁if (compareAndSetState(0, acquires)) {//占用锁成功,设置独占线程为当前线程setExclusiveOwnerThread(current);return true;}} else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { //当前线程已经占用该锁int nextc = c + acquires;if (nextc < 0) // overflowthrow new Error("Maximum lock count exceeded");// 更新state值为新的重入次数setState(nextc);return true;}//获取锁失败return false;
}

非公平锁tryAcquire的流程是：检查state字段，若为0，表示锁未被占用，那么尝试占用，若不为0，检查当前锁是否被自己占用，若被自己占用，则更新state字段，表示重入锁的次数。如果以上两点都没有成功，则获取锁失败，返回false。

2. 第二步，入队。由于上文中提到线程A已经占用了锁，所以B和C执行tryAcquire失败，并且入等待队列。如果线程A拿着锁死死不放，那么B和C就会被挂起。

先看下入队的过程。先看addWaiter(Node.EXCLUSIVE)

/*** 将新节点和当前线程关联并且入队列* @param mode 独占/共享* @return 新节点*/
private Node addWaiter(Node mode) {//初始化节点,设置关联线程和模式(独占 or 共享)Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);// 获取尾节点引用Node pred = tail;// 尾节点不为空,说明队列已经初始化过if (pred != null) {node.prev = pred;// 设置新节点为尾节点if (compareAndSetTail(pred, node)) {pred.next = node;return node;}}// 尾节点为空,说明队列还未初始化,需要初始化head节点并入队新节点enq(node);return node;
}

B、C线程同时尝试入队列，由于队列尚未初始化，tail==null，故至少会有一个线程会走到enq(node)。我们假设同时走到了enq(node)里。

/*** 初始化队列并且入队新节点*/
private Node enq(final Node node) {//开始自旋for (;;) {Node t = tail;if (t == null) { // Must initialize// 如果tail为空,则新建一个head节点,并且tail指向headif (compareAndSetHead(new Node()))tail = head;} else {node.prev = t;// tail不为空,将新节点入队if (compareAndSetTail(t, node)) {t.next = node;return t;}}}
}

这里体现了经典的自旋+CAS组合来实现非阻塞的原子操作。由于compareAndSetHead的实现使用了unsafe类提供的CAS操作，所以只有一个线程会创建head节点成功。假设线程B成功，之后B、C开始第二轮循环，此时tail已经不为空，两个线程都走到else里面。假设B线程compareAndSetTail成功，那么B就可以返回了，C由于入队失败还需要第三轮循环。最终所有线程都可以成功入队。

当B、C入等待队列后，此时AQS队列如下：

3. 第三步，挂起。B和C相继执行acquireQueued(final Node node, int arg)。这个方法让已经入队的线程尝试获取锁，若失败则会被挂起。

/*** 已经入队的线程尝试获取锁*/
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {boolean failed = true; //标记是否成功获取锁try {boolean interrupted = false; //标记线程是否被中断过for (;;) {final Node p = node.predecessor(); //获取前驱节点//如果前驱是head,即该结点已成老二，那么便有资格去尝试获取锁if (p == head && tryAcquire(arg)) {setHead(node); // 获取成功,将当前节点设置为head节点p.next = null; // 原head节点出队,在某个时间点被GC回收failed = false; //获取成功return interrupted; //返回是否被中断过}// 判断获取失败后是否可以挂起,若可以则挂起if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())// 线程若被中断,设置interrupted为trueinterrupted = true;}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}
}

code里的注释已经很清晰的说明了acquireQueued的执行流程。假设B和C在竞争锁的过程中A一直持有锁，那么它们的tryAcquire操作都会失败，因此会走到第2个if语句中。我们再看下shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt都做了哪些事吧。

/*** 判断当前线程获取锁失败之后是否需要挂起.*/
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {//前驱节点的状态int ws = pred.waitStatus;if (ws == Node.SIGNAL)// 前驱节点状态为signal,返回truereturn true;// 前驱节点状态为CANCELLEDif (ws > 0) {// 从队尾向前寻找第一个状态不为CANCELLED的节点do {node.prev = pred = pred.prev;} while (pred.waitStatus > 0);pred.next = node;} else {// 将前驱节点的状态设置为SIGNALcompareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);}return false;
}/*** 挂起当前线程,返回线程中断状态并重置*/
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {LockSupport.park(this);return Thread.interrupted();
}

线程入队后能够挂起的前提是，它的前驱节点的状态为SIGNAL，它的含义是“Hi，前面的兄弟，如果你获取锁并且出队后，记得把我唤醒！”。所以shouldParkAfterFailedAcquire会先判断当前节点的前驱是否状态符合要求，若符合则返回true，然后调用parkAndCheckInterrupt，将自己挂起。如果不符合，再看前驱节点是否>0(CANCELLED)，若是那么向前遍历直到找到第一个符合要求的前驱，若不是则将前驱节点的状态设置为SIGNAL。

整个流程中，如果前驱结点的状态不是SIGNAL，那么自己就不能安心挂起，需要去找个安心的挂起点，同时可以再尝试下看有没有机会去尝试竞争锁。

最终队列可能会如下图所示

unlock()

public void unlock() {sync.release(1);
}public final boolean release(int arg) {if (tryRelease(arg)) {Node h = head;if (h != null && h.waitStatus != 0)unparkSuccessor(h);return true;}return false;
}

如果理解了加锁的过程，那么解锁看起来就容易多了。流程大致为先尝试释放锁，若释放成功，那么查看头结点的状态是否为SIGNAL，如果是则唤醒头结点的下个节点关联的线程，如果释放失败那么返回false表示解锁失败。这里我们也发现了，每次都只唤起头结点的下一个节点关联的线程。

最后我们再看下tryRelease的执行过程

/*** 释放当前线程占用的锁* @param releases* @return 是否释放成功*/
protected final boolean tryRelease(int releases) {// 计算释放后state值int c = getState() - releases;// 如果不是当前线程占用锁,那么抛出异常if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())throw new IllegalMonitorStateException();boolean free = false;if (c == 0) {// 锁被重入次数为0,表示释放成功free = true;// 清空独占线程setExclusiveOwnerThread(null);}// 更新state值setState(c);return free;
}

这里入参为1。tryRelease的过程为：当前释放锁的线程若不持有锁，则抛出异常。若持有锁，计算释放后的state值是否为0，若为0表示锁已经被成功释放，并且则清空独占线程，最后更新state值，返回free。

用一张流程图总结一下非公平锁的获取锁的过程。

FairSync

公平锁和非公平锁不同之处在于，公平锁在获取锁的时候，不会先去检查state状态，而是直接执行aqcuire(1

超时机制

在ReetrantLock的tryLock(long timeout, TimeUnit unit) 提供了超时获取锁的功能。它的语义是在指定的时间内如果获取到锁就返回true，获取不到则返回false。这种机制避免了线程无限期的等待锁释放。那么超时的功能是怎么实现的呢？我们还是用非公平锁为例来一探究竟。

 public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit)throws InterruptedException {return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}

还是调用了内部类里面的方法。我们继续向前探究

public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)throws InterruptedException {if (Thread.interrupted())throw new InterruptedException();return tryAcquire(arg) ||doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}

这里的语义是：如果线程被中断了，那么直接抛出InterruptedException。如果未中断，先尝试获取锁，获取成功就直接返回，获取失败则进入doAcquireNanos。tryAcquire我们已经看过，这里重点看一下doAcquireNanos做了什么。

/*** 在有限的时间内去竞争锁* @return 是否获取成功*/
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)throws InterruptedException {// 起始时间long lastTime = System.nanoTime();// 线程入队final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);boolean failed = true;try {// 又是自旋!for (;;) {// 获取前驱节点final Node p = node.predecessor();// 如果前驱是头节点并且占用锁成功,则将当前节点变成头结点if (p == head && tryAcquire(arg)) {setHead(node);p.next = null; // help GCfailed = false;return true;}// 如果已经超时,返回falseif (nanosTimeout <= 0)return false;// 超时时间未到,且需要挂起if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)// 阻塞当前线程直到超时时间到期LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);long now = System.nanoTime();// 更新nanosTimeoutnanosTimeout -= now - lastTime;lastTime = now;if (Thread.interrupted())//相应中断throw new InterruptedException();}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}
}

doAcquireNanos的流程简述为：线程先入等待队列，然后开始自旋，尝试获取锁，获取成功就返回，失败则在队列里找一个安全点把自己挂起直到超时时间过期。这里为什么还需要循环呢？因为当前线程节点的前驱状态可能不是SIGNAL，那么在当前这一轮循环中线程不会被挂起，然后更新超时时间，开始新一轮的尝试

ReentrantLock原理相关推荐

【重难点】【JUC 04】synchronized 原理、ReentrantLock 原理、synchronized 和 Lock 的对比、CAS 无锁原理
[重难点][JUC 04]synchronized 原理.ReentrantLock 原理.synchronized 和 Lock 的对比.CAS 无锁原理文章目录 [重难点][JUC 04]syn ...
Java 重入锁 ReentrantLock 原理分析
1.简介可重入锁ReentrantLock自 JDK 1.5 被引入,功能上与synchronized关键字类似.所谓的可重入是指,线程可对同一把锁进行重复加锁,而不会被阻塞住,这样可避免死锁的产生 ...
reentrantlock原理_你必须要知道的热门 ReentrantLock 及 AQS 的实现原理
码农每日一题长按关注,工作日每天分享一个技术知识点. 提到 JAVA 加锁,我们通常会想到 synchronized 关键字或者是 Java Concurrent Util(后面简称JCU)包下面的 ...
reentrantlock原理_分享：synchronized和ReentrantLock的实现原理知识点
前言通常呢,会在并发情况下,同时操作某一业务从而造成数据重复提交,业务混乱等问题,通常呢,遇到解决类似问题可采用加锁,限流等问题来解决,那么看看这篇关于java中关于锁中synchronized和R ...
ReentrantLock 原理(源码轰炸)
文章目录无线程加锁时的加锁方法: 有竞争时的线程加锁方法加入阻塞队列的方法释放锁(不公平): 可重入原理: 可打断原理: 公平锁实现: 条件变量实现(await) 条件变量(sigal) 构造器 ...
可重复锁ReentrantLock原理分析
可重入锁ReentrantLock实现层面依赖一.CAS(compareAndSet) LockSupport 基本的方法 park park使得当前线程放弃cpu 进入等待(waiting)状态 ...
ReentrantLock的实现原理
ReentrantLock 简介 ReentrantLock 实现了 Lock 接口,是一种可重入的独占锁. 相比于 synchronized 同步锁,ReentrantLock 更加灵活,拥有更加强 ...
Java 线程同步组件 CountDownLatch 与 CyclicBarrier 原理分析
1.简介在分析完AbstractQueuedSynchronizer(以下简称 AQS)和ReentrantLock的原理后,本文将分析 java.util.concurrent 包下的两个线程同步 ...
synchronized,ReentrantLock解决锁冲突，脏读的问题
最常见的秒杀系统,解决思路就是从前端.后台服务.数据库层层去掉负载,以达到平衡锁作为并发共享数据,保证一致性的工具,在JAVA平台有多种实现(如 synchronized 和 ReentrantLo ...

ReentrantLock原理

ReentrantLock原理相关推荐

最新文章

热门文章