本文 JDK 对应的版本为 JDK 13

由于传统的 synchronized 关键字提供的内置锁存在的一些缺点,自 JDK 1.5 开始提供了 Lock 接口来提供内置锁不具备的功能。显式锁的出现不是为了替代 synchronized提供的内置锁,而是当内置锁的机制不适用时,作为一种可选的高级功能

内置锁与显式锁

内置锁于显式锁的比较如下表:

类别 synchronized Lock
存在层次 Java的关键字 是一个类
锁的释放 1、以获取锁的线程执行完同步代码,释放锁
2、线程执行发生异常,jvm会让线程释放锁
在finally中必须释放锁,
不然容易造成线程死锁
锁的获取 假设A线程获得锁,B线程等待。
如果A线程阻塞,B线程会一直等待
Lock有多个锁获取的方式
锁状态 无法判断 可以判断
锁类型 可重入
不可中断
非公平
可重入
可判断
可公平(两者皆可)
性能 少量同步 大量同步

显式锁的基本使用

Lock 的定义如下:

public interface Lock {
// 显式地获取锁
void lock();
// 可中断地获取锁,与 lock() 方法的不同之处在于在锁的获取过程可以被中断
void lockInterruptibly() throws InterruptedException;
// 以非阻塞的方式获取锁,调用该方法将会立即返回,如果成功获取到锁则返回 true,否则返回 false
boolean tryLock();
/* 带时间参数的 tryLock,
有三种情况:在规定时间内获取到了锁;在规定的时间内线程被中断了;在规定的时间内没有获取到锁
*/
boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
// 释放锁
void unlock();
/*
获取 “等待/通知” 组件,该组件和当前的线程绑定,当前的线程只有获取到了锁,
才能调用该组件的 wait 方法,而调用之后,当前线程将会释放锁
*/
Condition newCondition();
}

常用的 Lock 的实现类为 java.util.concurrent.locks.ReentrantLock,使用的示例如下:

private final static Lock lock = new ReentrantLock();
static int value = 0; static class Demo implements Runnable {
@Override
public void run() {
lock.lock();
try {
value++;
} finally { // 一定要讲解锁操作放入到 finally 中,否则有可能会造成死锁
lock.unlock();
}
}
}

ReentrantLock 是基于 java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer 的具体子类来实现同步的,这个类也被称为 AQS,是 JUC 中实现 Lock 最为核心的部分

AQS

构建同步类

使用 AQS 构建同步类时获取锁和释放锁的标准形式如下:[1]

boolean acquire() throws InterruptedException {
while (当前状态不允许获取操作) {
if (需要阻塞获取请求) {
如果当前线程不在队列中,则将其插入队列
阻塞当前线程
} else {
返回失败
}
} 可能更新同步器的状态
如果线程位于队列中,则将其移出队列
返回成功
} void release () {
更新同步器状态
if (新的状态允许某个阻塞的线程获取成功) {
解除队列中一个或多个线程的阻塞状态
}
}

对于支持独占式的同步器,需要实现一些 protected 修饰的方法,包括 tryAcquiretryReleaseisHeldExclusively等;

对于支持共享式的同步器,应该实现的方法有 tryAcquireSharedtryReleaseShared

AQSacquireacquireSharedreleasereleaseShared 等方法都将调用这些方法在子类中带有的前缀 try 的版本来判断某个操作能否被执行。

在同步器的子类中,可以根据其获取操作和释放操作的语义,使用 getStatesetState以及 compareAndSetState 来检查和更新状态,并根据返回的状态值来告知基类 “获取” 和 “释放” 同步的操作是否是成功的。

源码解析

AQS 的类结构图如下:

类属性分析

  • AQS 实例对象的属性

    AQS 中存在非 static 的字段如下(static 字段没有分析的必要):

    // 头节点,即当前持有锁的线程
    private transient volatile Node head; // 阻塞队列的尾结点,每个新的节点进来都会插入到尾部
    private transient volatile Node tail; /*
    代表锁的状态,0 表示没有被占用,大于 0 表示有线程持有当前的锁
    这个值可以大于 1,因为锁是可重入的,每次重入时都会将这个值 +1
    */
    private volatile int state; /*
    这个属性继承自 AbstractOwnableSynchronizer,
    表示当前持有独占锁的线程
    */
    private transient Thread exclusiveOwnerThread;
  • 队列节点对象的属性

    static final class Node {
    // 标记当前的节点处于共享模式
    static final Node SHARED = new Node();
    // 表示当前的节点处于独占模式
    static final Node EXCLUSIVE = null;
    // 这个值表示当前节点的线程已经被取消了
    static final int CANCELLED = 1;
    // 表示当前节点的下一个节点需要被唤醒
    static final int SIGNAL = -1;
    // 表示当前节点在等待一个条件
    static final int CONDITION = -2;
    // 表示下一个 acquireShared 应当无条件地传播
    static final int PROPAGATE = -3; /*
    当前节点的等待状态,取值为上面的
    CANCELLED、SIGNAL、CONDITION、PROPAGATE 或者 0
    */
    volatile int waitStatus;
    // 当前节点的前节点
    volatile Node prev;
    // 当前节点的下一个节点
    volatile Node next;
    // 当前节点存储的线程
    volatile Thread thread;
    // 链接到下一个等待条件的节点(条件队列),或者是特殊值为 SHARED 的节点
    Node nextWaiter;
    }

最后得到的阻塞队列如下图所示:

[2]

注意,这里的阻塞队列不包含头结点 head

具体分析

  • acquire(int arg)

    该方法位于 java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer 中,具体对应的源代码如下:

    public final void acquire(int arg) {
    /*
    如果 tryAcquire(arg) 成功了(即尝试获取锁成功了),那么就直接获取到了锁
    否则,就需要调用 acquireQueued 方法将这个线程放入到阻塞队列中
    */
    if (!tryAcquire(arg) &&
    // 如果尝试获取锁没有成功,那么久将当前的线程挂起,放入到阻塞队列中
    acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
    selfInterrupt();
    }

    tryAcquire(arg) 对应的源代码如下:

    // AbstractQueuedSynchronizer 中定义的。。。
    protected boolean tryAcquire(int arg) { // 在 AbstractQueuedSynchronizer 中定义的模版方法,需要具体的子类来实现
    throw new UnsupportedOperationException();
    }

    为了简化这个过程,以 ReentrantLockFairSync 为例查看具体的实现:

    // ReentrantLock.FairSync。。。
    @ReservedStackAccess
    /*
    尝试直接获取锁,返回值为 boolean,表示是否获取到锁
    返回为 true: 1.没有线程在等待锁 2.重入锁,线程本来就持有锁,因此可以再次获取当前的锁
    */
    protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    if (c == 0) { // state 为 0 表示此时没有线程持有锁
    /*
    当前的锁为公平锁(FairSync),因此即使当前锁是可以获取的,
    但是需要首先检查是否已经有别的线程在等待这个锁
    */
    if (!hasQueuedPredecessors() &&
    /*
    如果没有线程在等待,那么则尝试使用 CAS 修改状态获取锁,如果成功,则获取到当前的锁
    如果使用 CAS 获取锁失败,那么就说明几乎在同一时刻有个线程抢先获取了这个锁
    */
    compareAndSetState(0, acquires)) {
    // 到这里就已经获取到锁了,标记一下当前的锁,表示已经被当前的线程占用了
    setExclusiveOwnerThread(current);
    return true;
    }
    }
    /*
    如果已经有线程持有了当前的锁,那么首先需要检测一下是不是当前线程持有的锁
    如果是当前线程持有的锁,那么就是一个重入锁,需要对 state 变量 +1
    否则,当前的锁已经被其它线程持有了,获取失败
    */
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
    int nextc = c + acquires;
    if (nextc < 0)
    throw new Error("Maximum lock count exceeded");
    setState(nextc);
    return true;
    }
    return false;
    }

    现在再回到 acquire 方法,如果 trAcquire(arg) 成功获取到了锁,那么就是成功获取到了锁,直接返回即可;如果 tryAcquire(arg) 获取锁失败了,则再执行 acquireQueued 方法将当前线程放入到阻塞队列尾部

    在那之前,首先会执行 acquireQueued 方法中调用的 addWaiter(Node.EXCLUSIVE) 方法,具体的源代码如下:

    // AbstractQueuedSynchronizer
    
    /*
    这个方法的作用是将当前的线程结合给定的 mode 组合成为一个 Node,以便插入到阻塞队列的末尾
    结合当前的上下文,传入的 mode 为 Node.EXCLUSIVE,即独占锁的模式
    */
    private Node addWaiter(Node mode) {
    Node node = new Node(mode); for (;;) { // 注意这里的永真循环。。。
    Node oldTail = tail;
    /*
    如果尾结点不为 null,则使用 CAS 的方式将 node 插入到阻塞队列的尾部
    */
    if (oldTail != null) {
    node.setPrevRelaxed(oldTail); // 设置当前 node 的前驱节点为原先的 tail 节点
    if (compareAndSetTail(oldTail, node)) { // CAS 的方式设置尾结点
    oldTail.next = node;
    return node; // 返回当前的节点
    }
    } else {
    // 如果当前的阻塞队列为空的话,那么首先需要初始化阻塞队列
    initializeSyncQueue();
    }
    }
    } // 初始化阻塞队列对应的源代码如下
    private final void initializeSyncQueue() {
    Node h;
    // 依旧是使用 CAS 的方式,这里的 h 的初始化为延迟初始化
    if (HEAD.compareAndSet(this, null, (h = new Node())))
    tail = h;
    }

    之后就是执行 acquireQueued 方法了,对应的源代码如下:

    // AbstractQueuedSynchronizer
    
    /*
    此时的参数 node 已经经过 addWaiter 的处理,已经被添加到阻塞队列的末尾了
    如果 acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg) 调用之后返回 true,那么就会执行 acquire(int arg) 方法中的 selfInterrupt() 方法 这个方法是比较关键的部分,是真正处理线程挂起,然后被唤醒去获取锁,都在这个方法中定义
    */
    final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    boolean interrupted = false;
    try {
    for (;;) { // 注意这里的永真循环
    // predecessor() 返回的是当前 node 节点的前驱节点
    final Node p = node.predecessor(); /*
    p == head 表示当前的节点虽然已经进入到了阻塞队列,但是是阻塞队列中的第一个元素(阻塞队列不包含 head 节点)
    因此当前的节点可以尝试着获取一下锁,这是由于当前的节点是阻塞队列的第一个节点,而 head 节点又是延迟初始化的,在这种情况下是有可能获取到锁的
    */
    if (p == head && tryAcquire(arg)) {
    setHead(node);
    p.next = null; // help GC
    return interrupted;
    } /*
    如果执行到这个位置,则说明 node 要么就不是队头元素,要么就是尝试获取锁失败
    */
    if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node))
    interrupted |= parkAndCheckInterrupt();
    }
    } catch (Throwable t) {
    cancelAcquire(node);
    if (interrupted)
    selfInterrupt();
    throw t;
    }
    } // parkAndCheckInterrupt() 对应的源代码
    /*
    该方法的主要任务是挂起当前线程,使得当前线程在此等待被唤醒
    */
    private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    LockSupport.park(this); // 该方法用于挂起当前线程
    return Thread.interrupted();
    }

    shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) 对应的源代码如下:

    // AbstractQueuedSynchronizer
    
    /*
    这个方法的主要任务是判断当前没有抢到锁的线程是否需要阻塞
    第一个参数表示当前节点的前驱节点,第二个参数表示当前线程的节点
    */
    private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
    int ws = pred.waitStatus;
    // 前驱节点正常,则需要阻塞当前线程节点
    if (ws == Node.SIGNAL)
    /*
    * This node has already set status asking a release
    * to signal it, so it can safely park.
    */
    return true; /*
    前驱节点的状态值大于 0 表示前驱节点取消了排队
    如果当前的节点被阻塞了,唤醒它的为它的前驱节点,因此为了使得能够正常工作,
    需要将当前节点的前驱节点设置为一个正常的节点,使得当前的节点能够被正常地唤醒
    */
    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.
    */ /*
    如果不满足以上两个条件,那么当前的 ws 的状态就只能为 0, -2, -3 了
    在当前的上下文环境中,ws 的状态为 0,因此这里就是将当前节点的前驱节点的 ws 值设置为 Node.SIGNAL
    */
    pred.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL);
    } /*
    本次执行到此处会返回 false,而 acquireQueued 中的永真循环将会再次进入这个方法
    由于上面的一系列操作,当前节点的前驱节点一定是正常的 Node.SIGNAL,因此会在第一个 if 语句中直接返回 true
    */
    return false;
    }
  • release(int arg)

    该方法用于释放当前获取到的锁,对应的具体的源代码如下:

    // AbstractQueuedSynchronizer
    
    // 释放在独占模式中获取到的锁
    public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
    Node h = head;
    if (h != null && h.waitStatus != 0)
    unparkSuccessor(h);
    return true;
    }
    return false;
    }

    tryRelease(arg) 对应的源代码如下:

    // AbstractQueuedSynchronizer
    
    // 很明显,这也是一个模版方法,需要具体子类来定义对应的实现
    protected boolean tryRelease(int arg) {
    throw new UnsupportedOperationException();
    }

    依旧以 ReentrantLock 为例,查看一下 tryRelease(int arg) 的具体实现

    // ReentrantLock.Sync
    
    @ReservedStackAccess
    protected final boolean tryRelease(int releases) {
    int c = getState() - releases;
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
    throw new IllegalMonitorStateException(); boolean free = false; // 是否已经完全释放锁的标记 // 如果 c > 0,则说明获取的锁是一个重入锁,还没有完全释放
    if (c == 0) {
    free = true;
    setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    setState(c);
    return free;
    }

    再回到 release(int arg) 方法中,如果是已经完全释放了锁,则执行后面的 return false 语句,执行结束。如果没有完全释放锁,那么则会继续执行 unparkSuccessor(h) 方法,对应的源代码如下:

    // AbstractQueuedSynchronizer
    
    // 唤醒后继节点
    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)
    node.compareAndSetWaitStatus(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.
    */ /*
    唤醒后继节点,但是可能后继节点取消了等待(即 waitStatus = Node.CANCELLED)
    在这种情况下,将会从队尾向前查找,找到最靠近 head 的 waitStatus < 0 的节点
    */
    Node s = node.next;
    if (s == null || s.waitStatus > 0) {
    s = null;
    // 从队尾开始向前查找,找到第一个合适的节点
    for (Node p = tail; p != node && p != null; p = p.prev)
    if (p.waitStatus <= 0) // 可能排在前面的节点取消的可能性更大
    s = p;
    } if (s != null) // 唤醒这个合适的节点对应的线程
    LockSupport.unpark(s.thread);
    }

    在释放了所有的锁之后,唤醒后继的一个还没有被取消的线程节点,然后唤醒它,唤醒之后的节点将恢复原来在 parkAndCheckInterrupt() 中的执行状态

    private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    LockSupport.park(this); // 被唤醒后将继续执行后面的代码
    return Thread.interrupted(); // 此时应当是没有被中断的
    }

    再回到原先的 acquireQueued(node, arg) 方法,此时由于 head 已经释放了锁,而当前的 node 节点是距离 head 最近的一个有效的线程节点,因此它能够获取到锁,线程在获取锁之后再继续执行对应的代码逻辑

ConditionObject

ConditionObject 一般用于 “生产者—消费者” 的模式中,与基于Objectwait()notifyAll() 实现的通信机制十分类似。

对应的 ConditionObject 的源代码如下:

public class ConditionObject implements Condition, java.io.Serializable {
// 条件队列的第一个节点
private transient Node firstWaiter;
// 条件队列的最后一个节点
private transient Node lastWaiter;
}

与前文的阻塞队列相对应,条件队列与阻塞队列的对应关系图如下所示:

[3]

具体解释:

  1. 条件队列和阻塞队列的节点,都是 Node 的实例对象,因为条件队列的节点最终会转移到阻塞队列中去
  2. ReentrantLock 的实例对象可以通过多次调用 newCondition() 方法来生成新的 Condition 对象(最终由 AQS 的具体子类对象生成)。在 AQS 中,对于 Condition 的具体实现为 ConditionObject,这个对象只有两个属性字段:firstWaiterlastWaiter
  3. 每个 ConditionObject 都有一个自己的条件队列,线程 1 通过调用 Condition 对象的 await 方法即可将当前的调用线程包装成为 Node 后加入到条件队列中,然后阻塞在条件队列中,不再继续执行后面的代码
  4. 调用 Condition 对象的 signal() 方法将会触发一次唤醒事件,与 Objectnotify() 方法类似。此时唤醒的是条件队列的队头节点,唤醒后会将 firstWaiter 的节点移动到阻塞队列的末尾,然后在阻塞队列中等待获取锁,之后获取锁之后才能继续执行
await 方法

await 方法对应的源代码如下:

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject
/*
抛出 InterruptedException 表示这个方法是可以被中断的
这个方法会被阻塞,直到调用 signal 方法(singnal 和 singnalAll)唤醒或者被中断
*/
public final void await() throws InterruptedException {
// 按照规范,应该在最开始的位置就首先检测一次中断
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException(); // 将当前的线程封装成 Node,添加到条件队列中
Node node = addConditionWaiter(); /*
释放锁,返回值是释放锁之前的 state 值
在调用 await 方法之前,当前的线程肯定是持有锁的,在这里需要释放掉当前持有的锁
*/
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
/*
isOnSyncQueue(node) 返回 true 表示当前的节点已经从条件队列转移到阻塞队列了
*/
while (!isOnSyncQueue(node)) {
/*
如果当前的节点不在阻塞队列中,那么将当前节点中的线程挂起,
直到通过调用 Condition 对象的 signal* 方法来唤醒它
*/
LockSupport.park(this);
// 线程被中断,因此需要退出当前的循环
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
} // 进入阻塞队列之后,等待获取锁
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}

addConditionWaiter() 对应的源代码如下:

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject

/*
将当前线程包装成一个 Node,插入的条件队列末尾
*/
private Node addConditionWaiter() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
// 当前 ConditionObject 中条件队列的尾节点
Node t = lastWaiter;
// If lastWaiter is cancelled, clean out.
/*
如果尾结点的线程已经被取消了,那么就清除它
注意当前节点所处的队列为条件队列,因此每个节点的状态都应该是 Node.CONDITION
*/
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
// 该方法会从前到后清除所有的不满足条件的节点
unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;
} // 创建一个新的 Node,当前的 Node 的 waitStatus 为 Node.CONDITION
Node node = new Node(Node.CONDITION); // 处理初始队列为空的情况
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node; lastWaiter = node;
return node;
} /*
清除当前 ConditionObject 的条件队列中所有 waitStatus 不为 CONDITION 的节点
*/
private void unlinkCancelledWaiters() {
Node t = firstWaiter;
Node trail = null;
// 单纯的链表移除节点的操作
while (t != null) {
Node next = t.nextWaiter;
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;
}
}

fullyRelease(node) 对应的源代码如下:

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject
/*
该方法的主要目的是完全释放当前节点中线程持有的锁
之所以是完全释放,这是因为锁是可重入的
*/
final int fullyRelease(Node node) {
try {
/*
由于显式锁是可重入的,因此在调用 await() 时也必须再恢复到原来的状态
回忆一下 Node 节点中 state 属性代表的意义,如果 state > 0 表示当前持有的锁的数量
获取这个锁的数量,使得在进入阻塞队列中的 Node 能够再恢复到原来的状态
*/
int savedState = getState();
if (release(savedState)) // 参见上文有关 release 方法的介绍
return savedState;
throw new IllegalMonitorStateException();
} catch (Throwable t) {
/*
如果在释放锁的过程中失败了,那么就将这个节点的状态设置为 CANCELLED,
在之后的处理中会移除这个节点
*/
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
throw t;
}
}

isOnSyncQueue(node) 对应的源代码:

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject

/*
判断当前的节点是否是从条件队列中转移到了阻塞队列,并且正在等待被唤醒
*/
final boolean isOnSyncQueue(Node node) {
/*
从条件队列中移动到阻塞队列中时,node 的 waitStatus 将会被设置为 0
如果 node 的 waitStatus 依旧为 Node.CONDITION,那么则说明它还在条件队列中
如果 node 的前驱节点为 null,那么也一定还在等待队列中(阻塞队列中每个节点都会有前驱节点)
*/
if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null)
return false; // 如果 node 都已经存在后继节点了,那么肯定在阻塞队列中了
if (node.next != null) // If has successor, it must be on queue
return true; /*
* node.prev can be non-null, but not yet on queue because
* the CAS to place it on queue can fail. So we have to
* traverse from tail to make sure it actually made it. It
* will always be near the tail in calls to this method, and
* unless the CAS failed (which is unlikely), it will be
* there, so we hardly ever traverse much.
*/ /*
由于 CAS 在将条件队列中的节点移动到阻塞队列中时可能会失败,(具体可以查看 AQS 的入队方法)
此时当前节点的前驱节点不为 null,为了解决这个问题,
需要遍历阻塞队列来确保当前的节点确实是已经进入到了阻塞队列
*/
return findNodeFromTail(node);
} // 对应的源代码。。。。
private boolean findNodeFromTail(Node node) {
// We check for node first, since it's likely to be at or near tail.
// tail is known to be non-null, so we could re-order to "save"
// one null check, but we leave it this way to help the VM. /*
从尾结点开始遍历搜索节点,检查是否在阻塞队列中
*/
for (Node p = tail;;) {
if (p == node)
return true;
if (p == null)
return false;
p = p.prev;
}
}
signal 方法

signal 方法用于唤醒正在等待的线程,在当前的环境下,signal 的主要目的是唤醒在条件队列中线程节点,将它们移动到阻塞队列中

AQS 中对于 signal() 方法的实现如下:

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject
/*
移动等待了最久的线程,将它从条件队列移动到阻塞队列
*/
public final void signal() {
// 调用 signal 的线程必须持有当前的独占锁
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
// 一般第一个节点就被视作 “等待最久” 的线程
Node first = firstWaiter;
// 真正唤醒线程
if (first != null)
doSignal(first);
} /*
从前往后查找第一个符合条件的节点(有的线程可能已经被取消或者被中断了)
*/
private void doSignal(Node first) {
do {
// 移除第一个节点
/*
如果移除第一个节点之后条件队列中不再有节点了,那么需要将 lastWaiter
节点也置为 null
*/
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null; // 移除该节点和队列之间的连接关系
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null); // 遍历队列,直到找到第一个满足条件的节点
} // AbstractQueuedSynchronizer /*
将条件队列中的节点移动到阻塞队列
返回 true 表示转移成功,false 则表示这个节点在调用 signal 之前就被取消了
*/
final boolean transferForSignal(Node node) {
/*
* If cannot change waitStatus, the node has been cancelled.
*/
/*
CAS 修改当前节点的 waitStatus如果失败,说明该节点所在的线程已经被取消了
*/
if (!node.compareAndSetWaitStatus(Node.CONDITION, 0))
return false; /*
* Splice onto queue and try to set waitStatus of predecessor to
* indicate that thread is (probably) waiting. If cancelled or
* attempt to set waitStatus fails, wake up to resync (in which
* case the waitStatus can be transiently and harmlessly wrong).
*/
/*
这里的的 p 是 node 在进入阻塞队列之后的前驱节点
*/
Node p = enq(node); // 以自旋的方式进入阻塞队列的队尾
int ws = p.waitStatus;
/*
ws > 0 表示 node 在阻塞队列中的前驱节点取消了等待,直接唤醒 node 对应的线程
ws <= 0,那么在进入阻塞队列的时候需要将 node 的前驱节点设置为 SIGNAL,表示前驱节点会唤醒后继节点
*/
if (ws > 0 || !p.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}

在唤醒线程之后,再查看 await() 方法中的逻辑:

public final void await() throws InterruptedException {
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this); // 当前线程被挂起
// 挂起后的后置处理
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
// ……………………………………………………
}

interruptMode 可选的值如下:

  • REINTERRUPT:在 await 方法返回的时候,需要重新设置中断状态
  • THROW_IE:代表 await 方法返回的时候,需要抛出 InterruptedException 异常
  • 0:表示在 await 方法调用期间,该线程没有被中断

线程被唤醒之后的第一步操作是调用 checkInterruptWhileWaiting(node) 检查当前的线程是否被中断了,对应的源代码如下:

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject
// 返回对应 interruptMode 中的三个值
private int checkInterruptWhileWaiting(Node node) {
return Thread.interrupted() ?
(transferAfterCancelledWait(node) ? THROW_IE : REINTERRUPT) :
0;
} // AbstractQueuedSynchronizer
/*
只有线程被中断的情况下,才会调用此方法
如果需要的话,将这个已经取消等待的节点转移到阻塞队列
返回 true :如果此线程在 signal 调用之前被取消
*/
final boolean transferAfterCancelledWait(Node node) {
/*
CAS 将节点状态设置为 0
如果这一步 CAS 成功,则说明是调用 signal 方法之前就已经发生了中断,
因为 signal 方法会将条件队列的首个节点的 waitStatus 置为 0 再移动到阻塞队列
如果不为 0 则说明要么被取消了,要么还没有调用 signal 进行处理
*/
if (node.compareAndSetWaitStatus(Node.CONDITION, 0)) {
enq(node); // 可以看到,即使被中断了,依旧会将这个节点放入到阻塞队列
return true;
} /*
* If we lost out to a signal(), then we can't proceed
* until it finishes its enq(). Cancelling during an
* incomplete transfer is both rare and transient, so just
* spin.
*/
/*
如果会走到这,那么一定是 CAS 设置 node 的 waitStatus 失败了,
即是在调用 signal 之后发生的中断 signal 会将节点移动从条件队列移动到阻塞队列,但是可能由于某些原因还没有移动完成,
因此在这里通过自旋的方式等待其完成
*/
while (!isOnSyncQueue(node))
Thread.yield();
return false;
}

可以看到,即使发生了中断,依旧会完成将 node 从条件队列转移到阻塞队列

唤醒线程后继续向下走,对应的源代码如下:

public final void await() throws InterruptedException {
// 省略部分代码 /*
当 acquireQueued 方法返回 true 时,说明线程已经被中断了
如果此时 interruptMode 为 THROW_IE 的话,说明在调用 signal 方法之前就已经被中断了
在这种情况下,将 interruptMode 置为 REINTERRUPT,以便之后重新中断
*/
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
}

继续向下执行,对应的源代码:

/*
在调用 signal 时会断开当前节点和后继节点之间的连接,
如果此时后继节点不为 null,说明是被中断的,同样需要断开这个节点在条件队列中的连接
*/
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
// 处理中断
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);

reportInterruptAfterWait(interruptMode) 对应的源代码:

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject
// 处理中断
private void reportInterruptAfterWait(int interruptMode)
throws InterruptedException {
// 根据 interruptMode 对中断进行不同的处理
if (interruptMode == THROW_IE)
throw new InterruptedException();
else if (interruptMode == REINTERRUPT)
selfInterrupt();
}

共享模式

获取锁

主要对应 AQS 中的 acquireSharedInterruptibly 方法,具体的定义如下:

// AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
// 检测当前线程是否被中断
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
// 由子类具体实现的模板方法
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireSharedInterruptibly(arg);
}

doAcquireSharedInterruptibly(arg) 方法对应的源代码:

// AbstractQueuedSynchronizer
private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
// 同样地,将当前线程封装,然后加入阻塞队列
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
// 同上,由子类实现的模板方法
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} catch (Throwable t) {
cancelAcquire(node);
throw t;
}
}
释放锁

具体对应 AQS 中的 releaseShared(int arg) 方法,具体的定义如下:

// AbstractQueuedSynchronizer
public final boolean releaseShared(int arg) {
// AQS 定义的模板方法,由具体的子类来实现
if (tryReleaseShared(arg)) {
doReleaseShared(); // 关键的方法
return true;
}
return false;
} private void doReleaseShared() {
for (;;) {
Node h = head;
if (h != null && h != tail) {
int ws = h.waitStatus;
/*
每个 Node 在加入到阻塞队列的时候,都会将前驱节点的 waitStatus
设置为 Node.SIGNAL
*/
if (ws == Node.SIGNAL) {
if (!h.compareAndSetWaitStatus(Node.SIGNAL, 0))
continue; // loop to recheck cases
/*
唤醒 head 的后继节点,也就是阻塞队列中的第一个节点
*/
unparkSuccessor(h);
}
else if (ws == 0 &&
!h.compareAndSetWaitStatus(0, Node.PROPAGATE))
continue; // loop on failed CAS
}
if (h == head) // loop if head changed
break;
}
}

再回到 doAcquireSharedInterruptibly

private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
/*
2. 由于前一个线程持有的锁已经被释放了,当前线程已经被唤醒,继续执行
*/
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
// 3. 然后会进入这个方法
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
/*
1. 线程在这个方法中被挂起,因此当线程被唤醒时也会从这个方法中返回
假设当前的线程没有被中断
*/
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} catch (Throwable t) {
cancelAcquire(node);
throw t;
}
}

setHeadAndPropagate(node, r) 对应的源代码如下:

// AbstractQueuedSynchronizer
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
Node h = head; // Record old head for check below
setHead(node); /*
唤醒当前 node 节点之后的后继节点
*/
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared(); // 释放当前节点持有的锁
}
}

再回到 doReleaseShared 方法:

private void doReleaseShared() {
for (;;) {
Node h = head;
/*
h == null 表示当前的阻塞队列为空;h == tail 表示头节点可能是刚刚初始化的头结点
或者 h 只是一个普通的线程节点,但是由于它已经被唤醒了,说明阻塞队列中已经没有节点了
因此不再需要唤醒后继节点
*/
if (h != null && h != tail) {
int ws = h.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) {
/*
在当前上下文环境下 CAS 可能会失败
*/
if (!h.compareAndSetWaitStatus(Node.SIGNAL, 0))
continue; // CAS 成功则唤醒后继节点
unparkSuccessor(h);
}
else if (ws == 0 &&
/*
这里也会对头节点的 waitStatus 修改,因此上面中的 CAS 可能会失败
*/
!h.compareAndSetWaitStatus(0, Node.PROPAGATE))
continue;
} /*
如果唤醒的线程已经占领了 head,那么再循环,否则,退出当前循环
*/
if (h == head)
break;
}
}

处理中断

acquireQueued 方法的执行过程中,对于中断的处理代码如下:

if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node))
interrupted |= parkAndCheckInterrupt(); // 重点在于 parkAndCheckInterrupt 方法
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted(); // 该方法会清除中断标记
}

acquireQueued 中,只是单纯地使用一个变量 interrupted 来标记是否被中断过,也就是说,在 acquireQueued 中,并不会处理中断,即使当前的线程节点被中断了,它依旧会尝试去获取锁

具体对于中断的处理由具体的实现来定义,可以忽略这个中断,也可以抛出一个异常

ReentrantLock 对于 lockInterruptibly() 的实现为例,具体的实现代码如下:

// ReentrantLock
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1); // 该方法为 AQS 中定义的方法
}

AQS 中对于 acquireInterruptibly 方法的定义如下:

// AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
/*
在 parkAndCheckInterrupt() 方法中通过 Thread.interrupted()
方法清除了线程的中断标记,因此不会走这
*/
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
// 继续往下走
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
} // doAcquireInterruptibly 方法的定义如下
private void doAcquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
return;
}
/*
关键在这,与不抛出 InterruptedException 的相比,最大的区别就在于对于中断的处理,
上文的 acquireQueued 则只是将中断标记返回给调用者而不是显式地抛出一个异常
*/
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} catch (Throwable t) {
cancelAcquire(node); // 取消该节点去获取锁的行为
throw t; // 传递捕获到的异常
}
}

cancelAcquire(node) 对应的源代码如下:

// AbstractQueuedSynchronizer
private void cancelAcquire(Node node) {
// Ignore if node doesn't exist
if (node == null)
return; node.thread = null; // Skip cancelled predecessors
/*
找到符合条件的前驱节点,将不符合条件的前驱节点都清除
*/
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev; // predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will
// fail if not, in which case, we lost race vs another cancel
// or signal, so no further action is necessary, although with
// a possibility that a cancelled node may transiently remain
// reachable.
Node predNext = pred.next; // Can use unconditional write instead of CAS here.
// After this atomic step, other Nodes can skip past us.
// Before, we are free of interference from other threads.
node.waitStatus = Node.CANCELLED; /*
一般的链表清除节点工作
*/
// If we are the tail, remove ourselves.
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
pred.compareAndSetNext(predNext, null);
} else {
// If successor needs signal, try to set pred's next-link
// so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
int ws;
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && pred.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
pred.compareAndSetNext(predNext, next);
} else {
unparkSuccessor(node);
} node.next = node; // help GC
}
}

参考:

[1] 《Java 并发编程实战》

[2] https://javadoop.com/post/AbstractQueuedSynchronizer

[3] https://javadoop.com/post/AbstractQueuedSynchronizer-2

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