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楼主您好,我在试验您的代码的时候发现新开的三个子线程并没有一直 ...
java 高并发 ReentrantLock -- 可重入的锁 -
univasity:
最近发觉也被限速了,投诉一下就好一会~~ 看来明天又要和电信M ...
ADSL上网速度慢 都是帐号限速惹的祸 -
liuyuanhui0301:
java 高并发 ReentrantLock -- 可重入的锁 -
dang_java:
呵.很好的说明文档.
JXTA技术与应用发展 -
helloqidi:
谢谢,学习了
SQL中exists和in的区别
目前在Java中存在两种锁机制:synchronized和Lock,Lock接口及其实现类是JDK5增加的内容,其作者是大名鼎鼎的并发专家Doug Lea。本文并不比较synchronized与Lock孰优孰劣,只是介绍二者的实现原理。
数据同步需要依赖锁,那锁的同步又依赖谁?synchronized给出的答案是在软件层面依赖JVM,而Lock给出的方案是在硬件层面依赖特殊的CPU指令,大家可能会进一步追问:JVM底层又是如何实现synchronized的?
本文所指说的JVM是指Hotspot的6u23版本,下面首先介绍synchronized的实现:
synrhronized关键字简洁、清晰、语义明确,因此即使有了Lock接口,使用的还是非常广泛。其应用层的语义是可以把任何一个非null对象 作为"锁",当synchronized作用在方法上时,锁住的便是对象实例(this);当作用在静态方法时锁住的便是对象对应的Class实例,因为 Class数据存在于永久带,因此静态方法锁相当于该类的一个全局锁;当synchronized作用于某一个对象实例时,锁住的便是对应的代码块。在 HotSpot JVM实现中,锁有个专门的名字:对象监视器。
1. 线程状态及状态转换
当多个线程同时请求某个对象监视器时,对象监视器会设置几种状态用来区分请求的线程:
- Contention List:所有请求锁的线程将被首先放置到该竞争队列
- Entry List:Contention List中那些有资格成为候选人的线程被移到Entry List
- Wait Set:那些调用wait方法被阻塞的线程被放置到Wait Set
- OnDeck:任何时刻最多只能有一个线程正在竞争锁,该线程称为OnDeck
- Owner:获得锁的线程称为Owner
- !Owner:释放锁的线程
1.1 ContentionList虚拟队列
ContentionList并不是一个真正的Queue,而只是一个虚拟队列,原因在于ContentionList是由Node及其next指 针逻辑构成,并不存在一个Queue的数据结构。ContentionList是一个后进先出(LIFO)的队列,每次新加入Node时都会在队头进行, 通过CAS改变第一个节点的的指针为新增节点,同时设置新增节点的next指向后续节点,而取得操作则发生在队尾。显然,该结构其实是个Lock- Free的队列。
因为只有Owner线程才能从队尾取元素,也即线程出列操作无争用,当然也就避免了CAS的ABA问题。
1.2 EntryList
2. 自旋锁
- 如果平均负载小于CPUs则一直自旋
- 如果有超过(CPUs/2)个线程正在自旋,则后来线程直接阻塞
- 如果正在自旋的线程发现Owner发生了变化则延迟自旋时间(自旋计数)或进入阻塞
- 如果CPU处于节电模式则停止自旋
- 自旋时间的最坏情况是CPU的存储延迟(CPU A存储了一个数据,到CPU B得知这个数据直接的时间差)
- 自旋时会适当放弃线程优先级之间的差异
3. 偏向锁
3.1 CAS及SMP架构
3.2 偏向解除
4. 总结
通过上面的介绍可以看出,synchronized的底层实现主要依靠Lock-Free的队列,基本思路是自旋后阻塞,竞争切换后继续竞争锁,稍微牺牲了公平性,但获得了高吞吐量。下面会继续介绍JVM锁中的Lock
前文(深入JVM锁机制-synchronized )分析了JVM中的synchronized实现,本文继续分析JVM中的另一种锁Lock的实现。与synchronized不同的是,Lock完全用Java写成,在java这个层面是无关JVM实现的。
在 java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的实现类,常用的有ReentrantLock、 ReadWriteLock(实现类ReentrantReadWriteLock),其实现都依赖 java.util.concurrent.AbstractQueuedSynchronizer类,实现思路都大同小异,因此我们以 ReentrantLock作为讲解切入点。
1. ReentrantLock的调用过程
经过观察ReentrantLock把所有Lock接口的操作都委派到一个Sync类上,该类继承了AbstractQueuedSynchronizer:
- static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer
Sync又有两个子类:
- final static class NonfairSync extends Sync
- final static class FairSync extends Sync
显然是为了支持公平锁和非公平锁而定义,默认情况下为非公平锁。
先理一下Reentrant.lock()方法的调用过程(默认非公平锁):
这 些讨厌的Template模式导致很难直观的看到整个调用过程,其实通过上面调用过程及AbstractQueuedSynchronizer的注释可以 发现,AbstractQueuedSynchronizer中抽象了绝大多数Lock的功能,而只把tryAcquire方法延迟到子类中实现。 tryAcquire方法的语义在于用具体子类判断请求线程是否可以获得锁,无论成功与否AbstractQueuedSynchronizer都将处理 后面的流程。
2. 锁实现(加锁)
简单说来,AbstractQueuedSynchronizer会把所有的请求线程 构成一个CLH队列,当一个线程执行完毕(lock.unlock())时会激活自己的后继节点,但正在执行的线程并不在队列中,而那些等待执行的线程全 部处于阻塞状态,经过调查线程的显式阻塞是通过调用LockSupport.park()完成,而LockSupport.park()则调用 sun.misc.Unsafe.park()本地方法,再进一步,HotSpot在Linux中中通过调用pthread_mutex_lock函数把 线程交给系统内核进行阻塞。
该队列如图:
与synchronized相同的是,这也是一个虚拟队列,不存在队列实例,仅存在节点之间的前后关系。令人疑惑的是为什么采用CLH队列呢?原生的CLH队列是用于自旋锁,但Doug Lea把其改造为阻塞锁。
当有线程竞争锁时,该线程会首先尝试获得锁,这对于那些已经在队列中排队的线程来说显得不公平,这也是非公平锁的由来,与synchronized实现类似,这样会极大提高吞吐量。
如 果已经存在Running线程,则新的竞争线程会被追加到队尾,具体是采用基于CAS的Lock-Free算法,因为线程并发对Tail调用CAS可能会 导致其他线程CAS失败,解决办法是循环CAS直至成功。AbstractQueuedSynchronizer的实现非常精巧,令人叹为观止,不入细节 难以完全领会其精髓,下面详细说明实现过程:
2.1 Sync.nonfairTryAcquire
nonfairTryAcquire方法将是lock方法间接调用的第一个方法,每次请求锁时都会首先调用该方法。
- final boolean nonfairTryAcquire( int acquires) {
- final Thread current = Thread.currentThread();
- int c = getState();
- if (c == 0 ) {
- if (compareAndSetState( 0 , acquires)) {
- setExclusiveOwnerThread(current);
- return true ;
- }
- }
- else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
- int nextc = c + acquires;
- if (nextc < 0 ) // overflow
- throw new Error( "Maximum lock count exceeded" );
- setState(nextc);
- return true ;
- }
- return false ;
- }
该方法会首先判断当前状态,如果c==0说明没有线程正在竞争该锁,如果不c !=0 说明有线程正拥有了该锁。
如 果发现c==0,则通过CAS设置该状态值为acquires,acquires的初始调用值为1,每次线程重入该锁都会+1,每次unlock都会 -1,但为0时释放锁。如果CAS设置成功,则可以预计其他任何线程调用CAS都不会再成功,也就认为当前线程得到了该锁,也作为Running线程,很 显然这个Running线程并未进入等待队列。
如果c !=0 但发现自己已经拥有锁,只是简单地++acquires,并修改status值,但因为没有竞争,所以通过setStatus修改,而非CAS,也就是说这段代码实现了偏向锁的功能,并且实现的非常漂亮。
2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter
addWaiter方法负责把当前无法获得锁的线程包装为一个Node添加到队尾:
- 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;
- }
其中参数mode是独占锁还是共享锁,默认为null,独占锁。追加到队尾的动作分两步:
- 如果当前队尾已经存在(tail!=null),则使用CAS把当前线程更新为Tail
- 如果当前Tail为null或则线程调用CAS设置队尾失败,则通过enq方法继续设置Tail
下面是enq方法:
- 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:
- SIGNAL(-1) :线程的后继线程正/已被阻塞,当该线程release或cancel时要重新这个后继线程(unpark)
- CANCELLED(1):因为超时或中断,该线程已经被取消
- 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
- PROPAGATE(-3):传播共享锁
- 0:0代表无状态
2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued
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
- 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,奥秘在于第12行的parkAndCheckInterrupt会把
当前线程挂起,从而阻塞住线程的调用栈。
- 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 ;
- }
检查原则在于:
- 规则1:如果前继的节点状态为SIGNAL,表明当前节点需要unpark,则返回成功,此时acquireQueued方法的第12行(parkAndCheckInterrupt)将导致线程阻塞
- 规则2:如果前继节点状态为CANCELLED(ws>0),说明前置节点已经被放弃,则回溯到一个非取消的前继节点,返回false,acquireQueued方法的无限循环将递归调用该方法,直至规则1返回true,导致线程阻塞
- 规则3:如果前继节点状态为非SIGNAL、非CANCELLED,则设置前继的状态为SIGNAL,返回false后进入acquireQueued的无限循环,与规则2同
总体看来,shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前继节点判断当前线程是否应该被阻塞,如果前继节点处于CANCELLED状态,则顺便删除这些节点重新构造队列。
至此,锁住线程的逻辑已经完成,下面讨论解锁的过程。
3. 解锁
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,因为锁是非公平的,有可能被新加入的线 程获得,从而导致刚被唤醒的线程再次被阻塞,这个细节充分体现了“非公平”的精髓。通过之后将要介绍的解锁机制会看到,第一个被解锁的线程就是Head, 因此p == head的判断基本都会成功。
至此可以看到,把tryAcquire方法延迟到子类中实现的做法非常精妙并具有极强的可扩展性,令人叹为观止!当然精妙的不是这个Templae设计模式,而是Doug Lea对锁结构的精心布局。
解锁代码相对简单,主要体现在AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中:
class AbstractQueuedSynchronizer
- public final boolean release( int arg) {
- if (tryRelease(arg)) {
- Node h = head;
- if (h != null && h.waitStatus != 0 )
- unparkSuccessor(h);
- return true ;
- }
- return false ;
- }
class Sync
- 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;
- }
tryRelease与tryAcquire语义相同,把如何释放的逻辑延迟到子类中。tryRelease语义很明确:如果线程多次锁定,则进行多次释放,直至status==0则真正释放锁,所谓释放锁即设置status为0,因为无竞争所以没有使用CAS。
release的语义在于:如果可以释放锁,则唤醒队列第一个线程(Head),具体唤醒代码如下:
- 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);
- }
这
段代码的意思在于找出第一个可以unpark的线程,一般说来head.next ==
head,Head就是第一个线程,但Head.next可能被取消或被置为null,因此比较稳妥的办法是从后往前找第一个可用线程。貌似回溯会导致性
能降低,其实这个发生的几率很小,所以不会有性能影响。之后便是通知系统内核继续该线程,在Linux下是通过pthread_mutex_unlock
完成。之后,被解锁的线程进入上面所说的重新竞争状态。
4. Lock VS Synchronized
AbstractQueuedSynchronizer通过构造一个基于阻塞的CLH队列容纳所有的阻塞线程,而对该队列的操作均通过Lock-Free(CAS)操作,但对已经获得锁的线程而言,ReentrantLock实现了偏向锁的功能。
synchronized 的底层也是一个基于CAS操作的等待队列,但JVM实现的更精细,把等待队列分为ContentionList和EntryList,目的是为了降低线程 的出列速度;当然也实现了偏向锁,从数据结构来说二者设计没有本质区别。但synchronized还实现了自旋锁,并针对不同的系统和硬件体系进行了优 化,而Lock则完全依靠系统阻塞挂起等待线程。
当然Lock比synchronized更适合在应用层扩展,可以继承 AbstractQueuedSynchronizer定义各种实现,比如实现读写锁(ReadWriteLock),公平或不公平锁;同时,Lock对 应的Condition也比wait/notify要方便的多、灵活的多。
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