（转）ReentrantLock实现原理及源码分析

背景：ReetrantLock底层是基于AQS实现的（CAS+CHL），有公平和非公平两种区别。

这种底层机制，很有必要通过跟踪源码来进行分析。

参考

ReentrantLock实现原理及源码分析

源码分析

接下来我们从源码角度来看看ReentrantLock的实现原理，它是如何保证可重入性，又是如何实现公平锁的。

　　ReentrantLock是基于AQS的，AQS是Java并发包中众多同步组件的构建基础，它通过一个int类型的状态变量state和一个FIFO队列来完成共享资源的获取，线程的排队等待等。AQS是个底层框架，采用模板方法模式，它定义了通用的较为复杂的逻辑骨架，比如线程的排队，阻塞，唤醒等，将这些复杂但实质通用的部分抽取出来，这些都是需要构建同步组件的使用者无需关心的，使用者仅需重写一些简单的指定的方法即可（其实就是对于共享变量state的一些简单的获取释放的操作）。

　　上面简单介绍了下AQS，详细内容可参考本人的另一篇文章《Java并发包基石-AQS详解》，此处就不再赘述了。先来看常用的几个方法，我们从上往下推。

无参构造器（默认为非公平锁）

public ReentrantLock() {
        sync = new NonfairSync();//默认是非公平的
    }

sync是ReentrantLock内部实现的一个同步组件，它是Reentrantlock的一个静态内部类，继承于AQS，后面我们再分析。

　　带布尔值的构造器（是否公平）

public ReentrantLock(boolean fair) {
        sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();//fair为true，公平锁；反之，非公平锁
    }

看到了吧，此处可以指定是否采用公平锁，FailSync和NonFailSync亦为Reentrantlock的静态内部类，都继承于Sync。

小结

　　其实从上面这写方法的介绍，我们都能大概梳理出ReentrantLock的处理逻辑，其内部定义了三个重要的静态内部类，Sync，NonFairSync，FairSync。Sync作为ReentrantLock中公用的同步组件，继承了AQS（要利用AQS复杂的顶层逻辑嘛，线程排队，阻塞，唤醒等等）；NonFairSync和FairSync则都继承Sync，调用Sync的公用逻辑，然后再在各自内部完成自己特定的逻辑（公平或非公平）。

　NonFairSync（非公平可重入锁）

static final class NonfairSync extends Sync {//继承Sync
        private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;
        /** 获取锁 */
        final void lock() {
            if (compareAndSetState(0, 1))//CAS设置state状态，若原值是0，将其置为1
                setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());//将当前线程标记为已持有锁
            else
                acquire(1);//若设置失败，调用AQS的acquire方法，acquire又会调用我们下面重写的tryAcquire方法。这里说的调用失败有两种情况：1当前没有线程获取到资源，state为0，但是将state由0设置为1的时候，其他线程抢占资源，将state修改了，导致了CAS失败；2 state原本就不为0，也就是已经有线程获取到资源了，有可能是别的线程获取到资源，也有可能是当前线程获取的，这时线程又重复去获取，所以去tryAcquire中的nonfairTryAcquire我们应该就能看到可重入的实现逻辑了。
        }
        protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
            return nonfairTryAcquire(acquires);//调用Sync中的方法
        }
    }

nonfairTryAcquire()

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
            final Thread current = Thread.currentThread();//获取当前线程
            int c = getState();//获取当前state值
            if (c == 0) {//若state为0，意味着没有线程获取到资源，CAS将state设置为1，并将当前线程标记我获取到排他锁的线程，返回true
                if (compareAndSetState(0, acquires)) {
                    setExclusiveOwnerThread(current);
                    return true;
                }
            }
            else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {//若state不为0，但是持有锁的线程是当前线程
                int nextc = c + acquires;//state累加1
                if (nextc < 0) // int类型溢出了
                    throw new Error("Maximum lock count exceeded");
                setState(nextc);//设置state，此时state大于1，代表着一个线程多次获锁，state的值即是线程重入的次数
                return true;//返回true，获取锁成功
            }
            return false;//获取锁失败了
        }

简单总结下流程：（ps：获取锁的过程，也是共享锁的实现过程）

　　　　1.先获取state值，若为0，意味着此时没有线程获取到资源，CAS将其设置为1，设置成功则代表获取到排他锁了；

　　　　2.若state大于0，肯定有线程已经抢占到资源了，此时再去判断是否就是自己抢占的，是的话，state累加，返回true，重入成功，state的值即是线程重入的次数；

　　　　3.其他情况，则获取锁失败。

　 来看看可重入公平锁的处理逻辑

　　FairSync

static final class FairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;

        final void lock() {
            acquire(1);//直接调用AQS的模板方法acquire，acquire会调用下面我们重写的这个tryAcquire
        }

        protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
            final Thread current = Thread.currentThread();//获取当前线程
            int c = getState();//获取state值
            if (c == 0) {//若state为0，意味着当前没有线程获取到资源，那就可以直接获取资源了吗？NO!这不就跟之前的非公平锁的逻辑一样了嘛。看下面的逻辑
                if (!hasQueuedPredecessors() &&//判断在时间顺序上，是否有申请锁排在自己之前的线程，若没有，才能去获取，CAS设置state，并标记当前线程为持有排他锁的线程；反之，不能获取！这即是公平的处理方式。
                    compareAndSetState(0, acquires)) {
                    setExclusiveOwnerThread(current);
                    return true;
                }
            }
            else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {//重入的处理逻辑，与上文一致，不再赘述
                int nextc = c + acquires;
                if (nextc < 0)
                    throw new Error("Maximum lock count exceeded");
                setState(nextc);
                return true;
            }
            return false;
        }
    }

　可以看到，公平锁的大致逻辑与非公平锁是一致的，不同的地方在于有了!hasQueuedPredecessors()这个判断逻辑，即便state为0，也不能贸然直接去获取，要先去看有没有还在排队的线程，若没有，才能尝试去获取，做后面的处理。反之，返回false，获取失败。

　　看看这个判断是否有排队中线程的逻辑

　　hasQueuedPredecessors()

public final boolean hasQueuedPredecessors() {
        Node t = tail; // 尾结点
        Node h = head;//头结点
        Node s;
        return h != t &&
            ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());//判断是否有排在自己之前的线程
    }

　需要注意的是，这个判断是否有排在自己之前的线程的逻辑稍微有些绕，我们来梳理下，由代码得知，有两种情况会返回true，我们将此逻辑分解一下（注意：返回true意味着有其他线程申请锁比自己早，需要放弃抢占）

　　1. h !=t && (s = h.next) == null，这个逻辑成立的一种可能是head指向头结点，tail此时还为null。考虑这种情况：当其他某个线程去获取锁失败，需构造一个结点加入同步队列中（假设此时同步队列为空），在添加的时候，需要先创建一个无意义傀儡头结点（在AQS的enq方法中，这是个自旋CAS操作），有可能在将head指向此傀儡结点完毕之后，还未将tail指向此结点。很明显，此线程时间上优于当前线程，所以，返回true，表示有等待中的线程且比自己来的还早。

　　2.h != t && (s = h.next) != null && s.thread != Thread.currentThread()。同步队列中已经有若干排队线程且当前线程不是队列的老二结点，此种情况会返回true。假如没有s.thread !=Thread.currentThread()这个判断的话，会怎么样呢？若当前线程已经在同步队列中是老二结点（头结点此时是个无意义的傀儡结点),此时持有锁的线程释放了资源，唤醒老二结点线程，老二结点线程重新tryAcquire（此逻辑在AQS中的acquireQueued方法中），又会调用到hasQueuedPredecessors，不加s.thread !=Thread.currentThread()这个判断的话，返回值就为true，导致tryAcquire失败。

ps:一句话就是检查当前线程前面有没有等待的线程

　　最后，来看看ReentrantLock的tryRelease，定义在Sync中

protected final boolean tryRelease(int releases) {
            int c = getState() - releases;//减去1个资源
            if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
                throw new IllegalMonitorStateException();
            boolean free = false;
            //若state值为0，表示当前线程已完全释放干净，返回true，上层的AQS会意识到资源已空出。若不为0，则表示线程还占有资源，只不过将此次重入的资源的释放了而已，返回false。
            if (c == 0) {
                free = true;//
                setExclusiveOwnerThread(null);
            }
            setState(c);
            return free;
        }

总结

ReentrantLock是一种可重入的，可实现公平性的互斥锁，它的设计基于AQS框架，可重入和公平性的实现逻辑都不难理解，每重入一次，state就加1，当然在释放的时候，也得一层一层释放。至于公平性，在尝试获取锁的时候多了一个判断：是否有比自己申请早的线程在同步队列中等待，若有，去等待；若没有，才允许去抢占。

ReentrantLock原理

ps：这篇博客讲起来更加的通俗易懂

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。（区别）

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。

lock()

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。

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。

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。

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

static final class Node {
        /** waitStatus值，表示线程已被取消（等待超时或者被中断）*/
        static final int CANCELLED =  1;
        /** waitStatus值，表示后继线程需要被唤醒（unpaking）*/
        static final int SIGNAL    = -1;
        /**waitStatus值，表示结点线程等待在condition上，当被signal后，会从等待队列转移到同步到队列中 */
        /** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
        static final int CONDITION = -2;
       /** waitStatus值，表示下一次共享式同步状态会被无条件地传播下去
        static final int PROPAGATE = -3;
        /** 等待状态，初始为0 */
        volatile int waitStatus;
        /**当前结点的前驱结点 */
        volatile Node prev;
        /** 当前结点的后继结点 */
        volatile Node next;
        /** 与当前结点关联的排队中的线程 */
        volatile Thread thread;
        /** ...... */
    }

unlock()

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。

用一张流程图总结一下非公平锁的获取锁的过程。