数据结构


java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer类中存在如下数据结构。

// 链表结点
static final class Node {} // head指向的是一个虚拟结点,刷多了算法就知道这样做的目的是方便对链表操作,真正的头为head.next
private transient volatile Node head; // 尾结点
private transient volatile Node tail; // 同步状态,用于展示当前临界资源的获锁情况。
private volatile int state; // 继承至AbstractOwnableSynchronizer类
// 独占模式下当前锁的拥有者
private transient Thread exclusiveOwnerThread; // 自旋锁的自旋纳秒数,用于提高应用的响应能力
static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L; // unsafe类
private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe(); // 以下字段对应上面字段的在对象中的偏移值,在静态代码块中初始化,其值是相对于在这个类对象中的偏移量
private static final long stateOffset;
private static final long headOffset;
private static final long tailOffset;
private static final long waitStatusOffset;
private static final long nextOffset;

在AQS类中内部类Node包含如下数据结构

static final class Node {

	// 共享锁
static final Node SHARED = new Node(); // 独占锁
static final Node EXCLUSIVE = null; // 0 当一个Node被初始化的时候的默认值
// CANCELLED 为 1,表示线程获取锁的请求已经取消了
// CONDITION 为 -2,表示节点在等待队列中,节点线程等待唤醒
// PROPAGATE 为 -3,当前线程处在SHARED情况下,该字段才会使用
// SIGNAL 为 -1,表示线程已经准备好了,就等资源释放了
volatile int waitStatus;
static final int CANCELLED = 1;
static final int SIGNAL = -1;
static final int CONDITION = -2;
static final int PROPAGATE = -3; // 前驱指针
volatile Node prev; // 后继指针
volatile Node next; // 该节点代表的线程对象
volatile Thread thread; Node nextWaiter;
}

从其数据结构可以猜测出

  • AQS类中主要的存储结构应该是一个双向链表。
  • state字段对应了这个锁对象的状态。
  • 线程申请锁时会将其包装成一个节点。Node保存了获取锁的线程信息。
  • Node.waitStatus字段保存这个线程申请锁的状态。
  • head指向的是一个虚拟结点,真正有效的头为head.next

源码分析


我们从AQS的实现类ReentrantLock#lock开始分析其具体的流程。

ReentrantLock#lock

public void lock() {
sync.lock();
}

直接调用了Sync类的lock()方法,Sync类在ReentrantLock中有两个实现类分别是FairSync和NonfairSync,分别对应了公平锁和非公平锁。

  • 公平锁:线程获取锁的顺序和调用lock的顺序一样,FIFO;
  • 非公平锁:线程获取锁的顺序和调用lock的顺序无关,全凭运气。

由于ReentrantLock默认是非公平锁,我们从NonfairSync类分析。

ReentrantLock.NonfairSync#lock

final void lock() {
// cas操作尝试将state字段值修改为1
if (compareAndSetState(0, 1))
// 成功的话就代表已经获取到锁,修改独占模式下当前锁的拥有者为当前线程
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
// 获取锁失败之后的操作
acquire(1);
}

从这可以确定我们之前的猜测

  • state字段对应了这个锁对象的状态,值为0的时候代表锁没有被线程占用,修改为1之后代表锁被占用。

现在分析未获取到锁之后的流程

AbstractQueuedSynchronizer#acquire

public final void acquire(int arg) {

    if (
// 当前线程尝试获取锁
!tryAcquire(arg) &&
// acquireQueued会把传入的结点在队列中不断去获取锁,直到获取成功或者不再需要获取(中断)。
acquireQueued(
// 在双向链表的尾部创建一个结点,值为当前线程和传入的模式
addWaiter(Node.EXCLUSIVE),
arg
)
)
// TODO
selfInterrupt();
}

看不懂,先查找资料了解这几个方法的作用,注释在代码中。

ReentrantLock.NonfairSync#tryAcquire

// 当前线程尝试获取锁
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}

ReentrantLock.Sync#nonfairTryAcquire

// 当前线程尝试获取锁-非公平
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
// 获得当前锁对象的状态
int c = getState();
// state为0代表当前没有被线程占用
if (c == 0) {
// cas操作尝试将state字段值修改为请求的数量
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
// 直接修改当前独占模式下锁的拥有者为为当前线程
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
// 如果锁的占有者就是当前线程
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
// state值增加相应的请求数。
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}

ReentrantLock字面意思是可重入锁

  • 可重入锁:一个线程在获取一个锁之后,在没有释放之前仍然可以继续申请锁而不会造成阻塞,但是解锁的时候也需要相应次数的解锁操作。

结合nonfairTryAcquire方法逻辑,可以推断出state字段在独占锁模式下还代表了锁的重入次数。

AbstractQueuedSynchronizer#addWaiter

// 在链表尾部创建一个结点,值为当前线程和传入的模式
private Node addWaiter(Node mode) {
// 创建一个结点,值为当前线程和传入的模式
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
// 快速路径,是为了方便JIT优化。jvm检测到热点代码,会将其编译成本地机器码并以各种手段进行代码优化。
Node pred = tail;
if (pred != null) {
// 将新创建的node的前驱指针指向tail。
node.prev = pred;
// 将结点修改为队列的tail时可能会发生数据冲突,用cas操作保证线程安全。
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
// compareAndSetTail比较的地址,如果相等则将新的地址赋给该字段(而不是在源地址上替换,为什么我会这么想???)
// 所以此处pred引用指向的仍然是源tail的内存地址。将其后继指针指向新的tail
pred.next = node;
return node;
}
}
// 队列为空或者cas失败(说明被别的线程已经修改)
enq(node);
return node;
}

这个方法主要作用是在链表尾部创建一个结点,返回新创建的结点,其主要流程为

  • 通过当前的线程和锁模式创建一个节点。
  • 节点入尾操作
    • 新节点的前驱指针指向tail
    • 使用cas操作修改新节点为tail
    • 原tail的后继指针指向新节点

当队列为空或者cas失败(说明被别的线程已经修改)会执行enq方法兜底。

AbstractQueuedSynchronizer#enq

// 在队列尾部创建一个结点,值为当前线程和传入的模式,当队列为空的时候初始化。
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
// 创建一个空结点设置为头,真正的头为hdead.next
if (compareAndSetHead(new Node()))
// 尾等于头
tail = head;
} else {
// 这段逻辑跟addWaiter()中快速路径的逻辑一样。
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}

addWaiter是对enq方法的一层封装,addWaiter首先尝试一个快速路径的在链表尾部创建一个结点,失败的时候回转入enq方法兜底,循环在链表尾部创建一个节点,直到成功为止。

这里有个疑问,为什么要在addWaiter方法中尝试一次在enq方法中能完成的在链表尾部创建一个节点的操作呢?其实是为了方便JIT优化。jvm检测到热点代码,会将其编译成本地机器码并以各种手段进行代码优化。了解更多1了解更多2

在链表尾插入需要

AbstractQueuedSynchronizer#acquireQueued

// acquireQueued会把传入的结点在队列中不断去获取锁,直到获取成功或者不再需要获取(中断)。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
// 标记是否成功拿到锁
boolean failed = true;
try {
// 标记获取锁的过程中是否中断过
boolean interrupted = false;
// 开始自旋,要么获取锁,要么中断
for (;;) {
// 获得其前驱节点
final Node p = node.predecessor();
// 如果前驱节点为head代表现在节点node在队列有效数据的第一位,就尝试获取锁
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// 获取锁成功,把当前节点置为虚节点
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
// 如果存在以下情况就要判断当前node是否要被阻塞
// 1. p为头节点且获取锁失败 2. p不为头结点
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
// 阻塞进程
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
// 取消申请锁
cancelAcquire(node);
}
}

AbstractQueuedSynchronizer#shouldParkAfterFailedAcquire

// 依赖前驱节点判断当前线程是否应该被阻塞
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
// 入参请求锁的node的前驱节点的状态
int ws = pred.waitStatus;
// 如果前驱节点的状态为"表示线程已经准备好了,就等资源释放了"
// 说明前驱节点处于激活状态,入参node节点需要被阻塞
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
// 只有CANCELLED状态对应大于0
if (ws > 0) {
do {
// 循环向前查找取消状态节点,把取消节点从队列中剔除
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
// 设置状态非取消的前驱节点等待状态为SIGNAL
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}

ReentrantLock#lock总结

到现在我们可以总结一下ReentrantLock#lock非公平锁方法的流程

未获取到锁的情况下函数调用流程

  • ReentrantLock#lock
  • ReentrantLock.Sync#lock
  • ReentrantLock.NonfairSync#lock
  • AbstractQueuedSynchronizer#acquire
  • ReentrantLock.NonfairSync#tryAcquire
  • ReentrantLock.Sync#nonfairTryAcquire
  • AbstractQueuedSynchronizer#addWaiter
  • AbstractQueuedSynchronizer#acquireQueued

描述

  • 执行ReentrantLock的Lock方法。
  • 会调用到内部类Sync的Lock方法,由于Sync#lock是抽象方法,根据ReentrantLock初始化选择的公平锁和非公平锁,执行相关内部类的Lock方法,cas修改state值获取锁,失败执行父类的Acquire方法。
  • 父类的Acquire方法会执行子类实现的tryAcquire方法,因为tryAcquire需要自定义同步器实现,因此执行了ReentrantLock中的tryAcquire方法,由于ReentrantLock是通过公平锁和非公平锁内部类实现的tryAcquire方法,因此会根据锁类型不同,执行不同的tryAcquire。
  • tryAcquire是获取锁逻辑,获取失败后,会执行框架AQS的后续逻辑,跟ReentrantLock自定义同步器无关。


// 公平锁加锁时判断等待队列中是否存在有效节点的方法。
// 返回False,当前线程可以争取共享资源;
// 返回True,队列中存在有效节点,当前线程必须加入到等待队列中。
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
Node h = head;
Node s;
// 头不等于尾代表队列中存在结点返回true
// 但是还有一种特例,就是如果现在正在执行enq方法进行队列初始化,tail = head;语句运行之后
// 此时h == t,返回false,但是队列中
return h != t &&
// 从这可以看出真正的头结点是head.next,即说明head是一个无实际数据的结点,为了方便链表操作
((s = h.next) == null
// 有效头结点与当前线程不同,返回true必须加入到等待队列
|| s.thread != Thread.currentThread());
}

即时编译器

Java程序最初都是通过解释器进行解释执行的,当虚拟机发现某个方法或代码块的运行特别频繁,就会把这些代码认定为“热点代码”(Hot Spot Code),为了提高热点代码的执行效率,在运行时,虚拟机将会把这些代码编译成本地机器码,并以各种手段尽可能地进行代码优化,运行时完成这个任务的后端编译器被称为即时编译器。

这里所说的热点代码主要包括两类

  • 被多次调用的方法
  • 被多次执行的循环体

对于这两种情况,编译的目标对象都是整个方法体,而不会是单独的循环体

未完待续

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