深度解析Java8 – AbstractQueuedSynchronizer的实现分析(下)
前言
经过本系列的上半部分JDK1.8 AbstractQueuedSynchronizer的实现分析(上)的解读,相信很多读者已经对AbstractQueuedSynchronizer(下文简称AQS)的独占功能了然于胸,那么,这次我们再借助另一个工具类:CoutDownLatch,换个角度看看AQS的另外一个重要功能——共享功能的实现。
AQS共享功能的实现
在开始解读AQS的共享功能前,我们再重温一下CountDownLatch,CountDownLatch为 java.util.concurrent包下的计数器工具类,常被用在多线程环境下,它在初始时需要指定一个计数器的大小,然后可被多个线程并发的实现 减1操作,并在计数器为0后调用await方法的线程被唤醒,从而实现多线程间的协作。它在多线程环境下的基本使用方式为:
//main thread
// 新建一个CountDownLatch,并制定一个初始大小
CountDownLatch countDownLatch = new CountDownLatch(3);
// 调用await方法后,main线程将阻塞在这里,直到countDownLatch 中的计数为0
countDownLatch.await();
System.out.println("over");
//thread1
// do something
//...........
//调用countDown方法,将计数减1
countDownLatch.countDown();
//thread2
// do something
//...........
//调用countDown方法,将计数减1
countDownLatch.countDown();
//thread3
// do something
//...........
//调用countDown方法,将计数减1
countDownLatch.countDown();
01 |
private void doAcquireSharedInterruptibly( int arg) |
02 |
throws InterruptedException { |
03 |
final Node node = addWaiter(Node.SHARED); //将当前线程包装为类型为Node.SHARED的节点,标示这是一个共享节点。 |
04 |
boolean failed = true ; |
05 |
try { |
06 |
for (;;) { |
07 |
final Node p = node.predecessor(); |
08 |
if (p == head) { //如果新建节点的前一个节点,就是Head,说明当前节点是AQS队列中等待获取锁的第一个节点,按照FIFO的原则,可以直接尝试获取锁。 |
09 |
int r = tryAcquireShared(arg); |
10 |
if (r >= 0 ) { |
11 |
setHeadAndPropagate(node, r); //获取成功,需要将当前节点设置为AQS队列中的第一个节点,这是AQS的规则,队列的头节点表示正在获取锁的节点 |
12 |
p.next = null ; // help GC |
13 |
failed = false ; |
14 |
return ; |
15 |
} |
16 |
} |
17 |
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && //检查下是否需要将当前节点挂起 |
18 |
parkAndCheckInterrupt()) |
19 |
throw new InterruptedException(); |
20 |
} |
21 |
} finally { |
22 |
if (failed) |
23 |
cancelAcquire(node); |
24 |
} |
25 |
} |
首先,使用了CAS更换了头节点,然后,将当前节点的下一个节点取出来,如果同样是“shared”类型的,再做一个”releaseShared”操作。看下doReleaseShared方法:
01 |
for (;;) { |
02 |
Node h = head; |
03 |
if (h != null && h != tail) { |
04 |
int ws = h.waitStatus; |
05 |
if (ws == Node.SIGNAL) { |
06 |
if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0 )) //如果当前节点是SIGNAL意味着,它正在等待一个信号, |
07 |
//或者说,它在等待被唤醒,因此做两件事, |
08 |
//1是重置waitStatus标志位,2是重置成功后,唤醒下一个节点。 |
09 |
continue ; // loop to recheck cases |
10 |
unparkSuccessor(h); |
11 |
} |
12 |
else if (ws == 0 && |
13 |
!compareAndSetWaitStatus(h, 0 , Node.PROPAGATE)) //如果本身头结点的waitStatus是出于重置状态(waitStatus==0)的,将其设置为“传播”状态。意味着需要将状态向后一个节点传播。 |
14 |
continue ; // loop on failed CAS |
15 |
} |
16 |
if (h == head) // loop if head changed |
17 |
break ; |
18 |
} |
Node1变成了头节点然后调用unparkSuccessor()方法唤醒了Node2,Node2中持有的线程A出于上面流程图的park node的位置,
线程A被唤醒后,重复黄色线条的流程,重新检查调用tryAcquireShared方法,看能否成功,如果成功,则又更改头结点,重复以上步骤,以实现节点自身获取共享锁成功后,唤醒下一个共享类型结点的操作,实现共享状态的向后传递。
2.其实对于doAcquireShared方法,AQS还提供了集中类似的实现:
分别对应了:
1. 带参数请求共享锁。 (忽略中断)
2. 带参数请求共享锁,且响应中断。(每次循环时,会检查当前线程的中断状态,以实现对线程中断的响应)
3. 带参数请求共享锁但是限制等待时间。(第二个参数设置超时时间,超出时间后,方法返回。)
比较特别的为最后一个doAcquireSharedNanos方法,我们一起看下它怎么实现超时时间的控制的。
因为该方法和其余获取共享锁的方法逻辑是类似的,我用红色框圈出了它所不一样的地方,也就是实现超时时间控制的地方。
可以看到,其实就是在进入方法时,计算出了一个“deadline”,每次循环的时候用当前时间和“deadline”比较,大于“dealine”说明超时时间已到,直接返回方法。
注意,最后一个红框中的这行代码:
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold
从变量的字面意思可知,这是拿超时时间和超时自旋的最小阀值作比较,在这里Doug Lea把超时自旋的阀值设置成了1000ns,即只有超时时间大于1000ns才会去挂起线程,否则,再次循环,以实现“自旋”操作。这是“自旋”在AQS中的应用之处。
看完await方法,我们再来看下countDown()方法:
死循环更新state的值,实现state的减1操作,之所以用死循环是为了确保state值的更新成功。
从上文的分析中可知,如果state的值为0,在CountDownLatch中意味:所有的子线程已经执行完毕,这个时候可以唤醒调用await()方法的线程了,而这些线程正在AQS的队列中,并被挂起的,
所以下一步应该去唤醒AQS队列中的头结点了(AQS的队列为FIFO队列),然后由头节点去依次唤醒AQS队列中的其他共享节点。如果tryReleaseShared返回true,进入doReleaseShared()方法:
private void doReleaseShared() {
/*
* Ensure that a release propagates, even if there are other
* in-progress acquires/releases. This proceeds in the usual
* way of trying to unparkSuccessor of head if it needs
* signal. But if it does not, status is set to PROPAGATE to
* ensure that upon release, propagation continues.
* Additionally, we must loop in case a new node is added
* while we are doing this. Also, unlike other uses of
* unparkSuccessor, we need to know if CAS to reset status
* fails, if so rechecking.
*/
for (;;) {
Node h = head;
if (h != null && h != tail) {
int ws = h.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) {
if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
continue; // loop to recheck cases
unparkSuccessor(h);
}
else if (ws == 0 &&
!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
continue; // loop on failed CAS
}
if (h == head) // loop if head changed
break;
}
}
总结
如果获取共享锁失败后,将请求共享锁的线程封装成Node对象放入AQS的队列中,并挂起Node对象对应的线程,实现请求锁线程的等待操作。待共享锁 可以被获取后,从头节点开始,依次唤醒头节点及其以后的所有共享类型的节点。实现共享状态的传播。这里有几点值得注意:
1. 与AQS的独占功能一样,共享锁是否可以被获取的判断为空方法,交由子类去实现。
2.
与AQS的独占功能不同,当锁被头节点获取后,独占功能是只有头节点获取锁,其余节点的线程继续沉睡,等待锁被释放后,才会唤醒下一个节点的线程,而共享
功能是只要头节点获取锁成功,就在唤醒自身节点对应的线程的同时,继续唤醒AQS队列中的下一个节点的线程,每个节点在唤醒自身的同时还会唤醒下一个节点
对应的线程,以实现共享状态的“向后传播”,从而实现共享功能。
以上的分析都是从AQS子类的角度去看待AQS的部分功能的,而如果直接看待AQS,或许可以这么去解读:
首先,AQS并不关心“是什么锁”,对于AQS来说它只是实现了一系列的用于判断“资源”是否可以访问的API,并且封装了在“访问资源”受限时将请求访
问的线程的加入队列、挂起、唤醒等操作,
AQS只关心“资源不可以访问时,怎么处理?”、“资源是可以被同时访问,还是在同一时间只能被一个线程访问?”、“如果有线程等不及资源了,怎么从
AQS的队列中退出?”等一系列围绕资源访问的问题,而至于“资源是否可以被访问?”这个问题则交给AQS的子类去实现。
当AQS的子类是实现独占功能时,例如ReentrantLock,“资源是否可以被访问”被定义为只要AQS的state变量不为0,并且持有锁的线程不是当前线程,则代表资源不能访问。
当AQS的子类是实现共享功能时,例如:CountDownLatch,“资源是否可以被访问”被定义为只要AQS的state变量不为0,说明资源不能
访问。这是典型的将规则和操作分开的设计思路:规则子类定义,操作逻辑因为具有公用性,放在父类中去封装。当然,正式因为AQS只是关心“资源在什么条件
下可被访问”,所以子类还可以同时使用AQS的共享功能和独占功能的API以实现更为复杂的功能。
比如:ReentrantReadWriteLock,我们知道ReentrantReadWriteLock的中也有一个叫Sync的内部类继承了
AQS,而AQS的队列可以同时存放共享锁和独占锁,对于ReentrantReadWriteLock来说分别代表读锁和写锁,当队列中的头节点为读锁
时,代表读操作可以执行,而写操作不能执行,因此请求写操作的线程会被挂起,当读操作依次推出后,写锁成为头节点,请求写操作的线程被唤醒,可以执行写操
作,而此时的读请求将被封装成Node放入AQS的队列中。如此往复,实现读写锁的读写交替进行。
而本系列文章上半部分提到的FutureTask,其实思路也是:封装一个存放线程执行结果的变量A,使用AQS的独占API实现线程对变量A的独占访
问,判断规则是,线程没有执行完毕:call()方法没有返回前,不能访问变量A,或者是超时时间没到前不能访问变量A(这就是FutureTask的
get方法可以实现获取线程执行结果时,设置超时时间的原因)。
综上所述,本系列文章从AQS独占锁和共享锁两个方面深入分析了AQS的实现方式和独特的设计思路,希望对读者有启发,下一篇文章,我们将继续JDK 1.8下 J.U.C (java.util.concurrent)包中的其他工具类,敬请期待。
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