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深入浅出Java并发包—锁机制(二)  

2013-06-04 21:14:50|  分类: 并发 |  标签: |举报 |字号 订阅

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接上文《深入浅出Java并发包—锁机制(一)  》 

2Sync.FairSync.TryAcquire(公平锁)

我们直接来看代码

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {

         final Thread current = Thread.currentThread();

         int c = getState();

         if (c == 0) {

             if (isFirst(current) &&

                 compareAndSetState(0, acquires)) {

                 setExclusiveOwnerThread(current);

                 return true;

             }

         }

         else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {

             int nextc = c + acquires;

             if (nextc < 0)

                 throw new Error("Maximum lock count exceeded");

             setState(nextc);

             return true;

         }

         return false;

     }

和明细我们可以看出,公平锁就比不公平锁多了一个判断头结点的方法,就是采用此方法来保证锁的公平性。

3AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter

tryAcquire失败就意味着入队列了。此时AQS的队列中节点Node就开始发挥作用了。一般情况下AQS支持独占锁和共享锁,而独占锁在Node中就意味着条件(Condition)队列为空。在java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.Node中有两个常量

static final Node EXCLUSIVE = null; //独占节点模式

 

static final Node SHARED = new Node(); //共享节点模式

addWaiter(mode)中的mode就是节点模式,也就是共享锁还是独占锁模式。添加的节点是当前线程。(注:ReentrantLock是独占锁模式),我们来看下对应的实现代码:

    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;

    }

这块代码并不复杂,如果当前队尾存在元素(tail!=null),则通过CAS添加当前线程到队尾,如果队尾为空或者CAS失败,则通过enq方法设置tail。我们来看下enq的代码

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把当前现在追加到队尾,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:

1)、  SIGNAL(-1) :线程的后继线程正/已被阻塞,当该线程releasecancel时要重新这个后继线程(unpark)

2)、  CANCELLED(1):因为超时或中断,该线程已经被取消

3)、  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

4)、  PROPAGATE(-3):传播共享锁

5)、  00代表无状态

3AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued(进行阻塞)

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。下面我们来看以下它对应的源码信息

   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parkAndCheckInterrupt会把当前线程挂起,从而阻塞住线程的调用栈。我们来看下他的实现方法:

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;

    }

检查原则如下:

1、如果前继节点的waitStatussignal,则说明前面的节点都还灭有获取到锁,此时当前线程需要阻塞,直接返回true

2、如果前继节点waitStatus>0,说明前继节点已经被取消,则重新设置当前节点的前继节点,返回false,之后无限循环直到第一步状态返回true,导致线程阻塞

3、如果前继节点waitStatus小于0而且不等于-1(signal),则通过CAS设置前继节点额外isignal,并返回false,之后无限循环直到步骤1返回true,线程阻塞。

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,非公平锁中有可能被新加入的线程获取到,从而导致刚刚被唤醒的线程再次阻塞;公平锁通过判断当前节点是否是头结点来保证锁的公平性。上面的代码我们还可以看到,因为每次第一个被解锁的是头结点,因此一般p==head的判断都会成功。解锁相对比较简单,主要体现在AbstractQueuedSynchronizer.releaseSync.tryRelease方法中:

   public final boolean release(int arg) {

        if (tryRelease(arg)) {

            Node h = head;

            if (h != null && h.waitStatus != 0)

                unparkSuccessor(h);

            return true;

        }

        return false;

}

    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;

    }

这个逻辑也比较简单:

1.判断持有锁的线程是否是当前线程,如果不是就抛出IllegalMonitorStateExeception(),因为一个线程是不能释放另一个线程持有的锁(否则锁就失去了意义)。否则进行2

2.AQS状态位减少要释放的次数(对于独占锁而言总是1),如果剩余的状态位0(也就是没有线程持有锁),那么当前线程就是最后一个持有锁的线程,清空AQS持有锁的独占线程。进行3

3.将剩余的状态位写回AQS,如果没有线程持有锁就返回true,否则就是false

从上面我们可以知道,这里c==0决定了是否完全释放了锁。由于ReentrantLock是可重入锁,因此同一个线程可能多重持有锁,那么当且仅当最后一个持有锁的线程释放锁是才能将AQS中持有锁的独占线程清空,这样接下来的操作才需要唤醒下一个需要锁的AQS节点(Node),否则就只是减少锁持有的计数器,并不能改变其他操作。

tryRelease操作成功后(也就是完全释放了锁),release操作才能检查是否需要唤醒下一个继任节点。这里的前提是AQS队列的头结点需要锁(waitStatus!=0),如果头结点需要锁,就开始检测下一个继任节点是否需要锁操作。

上文说道acquireQueued操作完成后(拿到了锁),会将当前持有锁的节点设为头结点,所以一旦头结点释放锁,那么就需要寻找头结点的下一个需要锁的继任节点,并唤醒它。我们来看下对应的实现代码:

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);

    }

对比对应的代码我们可以看出,一旦头结点的后继结点被唤醒,那么后继结点就尝试去获取锁,如果获取成功就将头结点设置为自身,并将头结点的前任节点清空。

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;

        }

    }

对比lockunlock是相当比较简单的,主要是释放需要响应的资源,并唤醒AQS队列中有效的后继结点,这样就试图以请求的顺序获取锁资源了。

对比公平锁和不公平锁,其实就是在获取锁的时候有区别,释放锁的时候都是一样的。非公平锁总是尝试看当前有没有线程持有锁,如果没有则使用现有的线程去抢占锁资源,但是一旦抢占失败,也就和公平锁一样,进入阻塞队列老老实实排队去了,也就是说公平锁和非公平锁只有在进入AQSCLH队列之前有区别,后面都是按照队列的顺序请求锁资源的。
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