JAVA lock 原理讲解
Lock完全用Java写成,在java这个层面是无关JVM实现的。
在java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的实现类,常用的有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,因此我们以ReentrantLock作为讲解切入点。
ReentrantLock的调用过程
经过观察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):
这些讨厌的Template模式导致很难直观的看到整个调用过程,其实通过上面调用过程及AbstractQueuedSynchronizer的注释可以发现,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可以获得锁,无论成功与否AbstractQueuedSynchronizer都将处理后面的流程。
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,经过调查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:
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,这也是非公平锁的由来,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;
}
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。
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。
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:
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
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把当前线程追加到队尾,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,直接返回
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。
综上,lock的实现其一是cas操作,其二是在Linux下是通过pthread_mutex_unlock完成。pthread_mutex_lock用户给mutex加锁,pthread_mutex_unlock用于给mutex解锁。synchronize 是由monitorenter监视器进行mutex lock的lock()和unluck(),所以系统层面上两者都是基于系统内核的锁。说到这里不得不讲下内核线程(轻量级进程)和jvm中线程对应关系(从这里可以预见是一一对应)
Linux从内核2.6开始使用NPTL (Native POSIX Thread Library)支持,但这时线程本质上还轻量级进程。
Java里的线程是由JVM来管理的,它如何对应到操作系统的线程是由JVM的实现来确定的。Linux 2.6上的HotSpot使用了NPTL机制,JVM线程跟内核轻量级进程有一一对应的关系。线程的调度完全交给了操作系统内核,当然jvm还保留一些策略足以影响到其内部的线程调度,举个例子,在linux下,只要一个Thread.run就会调用一个fork产生一个线程。
Java线程在Windows及Linux平台上的实现方式,现在看来,是内核线程的实现方式。这种方式实现的线程,是直接由操作系统内核支持的——由内核完成线程切换,内核通过操纵调度器(Thread Scheduler)实现线程调度,并将线程任务反映到各个处理器上。内核线程是内核的一个分身。程序一般不直接使用该内核线程,而是使用其高级接口,即轻量级进程(LWP),也即线程。这看起来可能很拗口。看图:
(说明:KLT即内核线程Kernel Thread,是“内核分身”。每一个KLT对应到进程P中的某一个轻量级进程LWP(也即线程),期间要经过用户态、内核态的切换,并在Thread Scheduler 下反应到处理器CPU上)
这种线程实现的方式也有它的缺陷:在程序面上使用内核线程,必然在操作系统上多次来回切换用户态及内核态;另外,因为是一对一的线程模型,LWP的支持数是有限的。
对于一个大型程序,我们可以开辟的线程数量至少等于运行机器的cpu内核数量。java程序里我们可以通过下面的一行代码得到这个数量:Runtime.getRuntime().availableProcessors();
所以最小线程数量即时cpu内核数量。如果所有的任务都是计算密集型的,这个最小线程数量就是我们需要的线程数。开辟更多的线程只会影响程序的性能,因为线程之间的切换工作,会消耗额外的资源。如果任务是IO密集型的任务,我们可以开辟更多的线程执行任务。当一个任务执行IO操作的时候,线程将会被阻塞,处理器立刻会切换到另外一个合适的线程去执行。如果我们只拥有与内核数量一样多的线程,即使我们有任务要执行,他们也不能执行,因为处理器没有可以用来调度的线程。
如果线程有50%的时间被阻塞,线程的数量就应该是内核数量的2倍。如果更少的比例被阻塞,那么它们就是计算密集型的,则需要开辟较少的线程。如果有更多的时间被阻塞,那么就是IO密集型的程序,则可以开辟更多的线程。于是我们可以得到下面的线程数量计算公式:线程数量=内核数量 / (1 - 阻塞率)
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Template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) compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); /* * Thread to unpark is held in successor, which is normally * just the next node. But if cancelled or apparently null, * traverse backwards from tail to find the actual * non-cancelled successor. */ Node s = node.next; if (s == null || s.waitStatus > 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。
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。
JAVA lock 原理讲解相关推荐
- 给定一个多边形的点集——判断所给点集的方向为顺时针方向还是逆时针方向【java实现+原理讲解】
问题 给定一个点集,按照索引从小到大的顺序遍历将点集的点相连接可以形成一个多边形.如何判断所给点集的方向是顺时针方向还是逆时针方向呢? 如下图的左图,随着索引的增加,取出来的点绕顺时针排布,类 ...
- java lock的原理,Java中Lock原理探究
在对于lock锁的使用上,很多人只是掌握了最基础的方法,但是对实现的过程不是很清楚.这里我们对lock锁功能的实现进行分析,以ReentrantLock为例,分析它的锁类型,并对相关的调用方法进行展示 ...
- php 伪静态 page-18.html,PHP 伪静态实现技术原理讲解
PHP 伪静态实现技术原理讲解 发布于 2015-01-18 23:52:58 | 129 次阅读 | 评论: 0 | 来源: 网友投递 PHP开源脚本语言PHP(外文名: Hypertext Pre ...
- 《Java虚拟机原理图解》5. JVM类加载器机制与类加载过程
参考网址:http://blog.csdn.net/luanlouis/article/details/50529868 0.前言 读完本文,你将了解到: 一.为什么说Jabalpur语言是跨平台的 ...
- java图的建立field_《Java虚拟机原理图解》1.4 class文件中的字段表集合--field字段在class文件中是怎样组织的...
0.前言 了解JVM虚拟机原理是每一个Java程序员修炼的必经之路.但是由于JVM虚拟机中有很多的东西讲述的比较宽泛,在当前接触到的关于JVM虚拟机原理的教程或者博客中,绝大部分都是充斥的文字性的描述 ...
- java锁原理_Java锁原理学习
Java锁原理学习 为了学习Java锁的原理,参照ReentrantLock实现了自己的可重入锁,代码如下: 先上AQS的相关方法: // AQS = AbstractQueuedSynchroniz ...
- 视频教程-Java异常原理剖析-Java
Java异常原理剖析 曾任职于国内知名校企合作单位.超过6年教育行业工作经验.曾在多家线上教育平台讲授过公开课.和VIP课程,擅长讲授JAVASE.JAVAWEB相关的课程.授课氛围清晰自然,讲解内容 ...
- ppst——技术视频spring AOP 的原理讲解和简单实现
ppst 技术视频--spring AOP 的原理讲解和简单实现:请访问ppst 技术视频分享平台 , www.ppst.cc,上面有最新的技术视频,推荐大家把博客录制成视频吧,可以获取收益哦 1.s ...
- Android Android-skin-support 换肤方案 原理讲解
文章目录 前言 思考一下 开源库中 找到答案 结束语 前言 请先查看这两篇文章 LayoutInflater.Factory Android xml解析到View的过程 Android 无需自定义Vi ...
最新文章
- 全面解读PyTorch内部机制
- (转)linux基本变量学习:位置变量$0 、$1 shift轮替、本地变量、环境变量、特殊变量...
- c语言多文件 clang,c – 具有多行函数声明参数的Clang格式问题
- CentOS7添加中文输入法
- 复利计算5.0——结对(总结)
- arc.archives.class.php关于分页错位怎么修改,解决织梦分页错位的办法
- 实验报告-python文库_Python实验报告
- SQLite cursor.moveToNext()
- 手机java环境_手机端搭建Java编译运行环境
- 好好看看PHP 呼呼
- 基于vue-cli的多页面应用脚手架
- 卷积自编码器_GCLGP | 图卷积高斯过程
- XRD测试常见问题及解答(二)
- Python函数调用的九大方法,鲜为人知
- js和jsp互相传值的问题解决办法
- python发送soap报文_使用Python将带附件的XML发送到SOAP ws
- Oracle DUL Data Unloader数据恢复工具信息汇总
- Support Vector Machine学习笔记
- Nature重磅:软硬分离、图灵完备,清华首次提出“类脑计算完备性”
- 计算机科学与探索期刊审稿周期,计算机科学与探索杂志
热门文章
- mariadb设置root初始密码
- 关于sklearn中“决策树是否可以转化为json并进行绘制”的调研
- 苹果ios鸿蒙,苹果iOS界面一直都很美,鸿蒙系统在这方面,让人担心
- python调用c++类内静态函数_Python与C++混合编程 - 2.4 - 使用局部静态对象
- 之前安装的python环境可以删除吗-在Mac上删除自己安装的Python方法
- windows下adb shell命令杀进程方式
- 12036火车票小工具,希望大家都能顺利回家
- 配置vim支持源码浏览(vim+ctags+cscope)
- 2016蘑菇街编程题:搬圆桌
- 校园网搭建案例(课堂总结)