java并发原理实战(10）--AQS 和公平锁分析

AQS

AQS原理
AQS：AbstractQuenedSynchronizer抽象的队列式同步器。是除了java自带的synchronized关键字之外的锁机制。
AQS的全称为（AbstractQueuedSynchronizer），这个类在java.util.concurrent.locks包

AQS的核心思想是，如果被请求的共享资源空闲，则将当前请求资源的线程设置为有效的工作线程，并将共享资源设置为锁定状态，如果被请求的共享资源被占用，那么就需要一套线程阻塞等待以及被唤醒时锁分配的机制，这个机制AQS是用CLH队列锁实现的，即将暂时获取不到锁的线程加入到队列中。
CLH（Craig，Landin，and Hagersten）队列是一个虚拟的双向队列，虚拟的双向队列即不存在队列实例，仅存在节点之间的关联关系。
AQS是将每一条请求共享资源的线程封装成一个CLH锁队列的一个结点（Node），来实现锁的分配。

用大白话来说，AQS就是基于CLH队列，用volatile修饰共享变量state，线程通过CAS去改变状态符，成功则获取锁成功，失败则进入等待队列，等待被唤醒。

**注意：AQS是自旋锁：**在等待唤醒的时候，经常会使用自旋（while(!cas())）的方式，不停地尝试获取锁，直到被其他线程获取成功

实现了AQS的锁有：自旋锁、互斥锁、读锁写锁、条件产量、信号量、栅栏都是AQS的衍生物
AQS实现的具体方式如下：

如图示，AQS维护了一个volatile int state和一个FIFO线程等待队列，多线程争用资源被阻塞的时候就会进入这个队列。state就是共享资源，其访问方式有如下三种：
getState();setState();compareAndSetState();

AQS 定义了两种资源共享方式：
1.Exclusive：独占，只有一个线程能执行，如ReentrantLock
2.Share：共享，多个线程可以同时执行，如Semaphore、CountDownLatch、ReadWriteLock，CyclicBarrier

不同的自定义的同步器争用共享资源的方式也不同。

AQS底层使用了模板方法模式

同步器的设计是基于模板方法模式的，如果需要自定义同步器一般的方式是这样（模板方法模式很经典的一个应用）：

1. 使用者继承AbstractQueuedSynchronizer并重写指定的方法。（这些重写方法很简单，无非是对于共享资源state的获取和释放）
2. 将AQS组合在自定义同步组件的实现中，并调用其模板方法，而这些模板方法会调用使用者重写的方法。
   这和我们以往通过实现接口的方式有很大区别，这是模板方法模式很经典的一个运用。

自定义同步器在实现的时候只需要实现共享资源state的获取和释放方式即可，至于具体线程等待队列的维护，AQS已经在顶层实现好了。自定义同步器实现的时候主要实现下面几种方法：
isHeldExclusively()：该线程是否正在独占资源。只有用到condition才需要去实现它。
tryAcquire(int)：独占方式。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryRelease(int)：独占方式。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryAcquireShared(int)：共享方式。尝试获取资源。负数表示失败；0表示成功，但没有剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。
tryReleaseShared(int)：共享方式。尝试释放资源，如果释放后允许唤醒后续等待结点返回true，否则返回false。

ReentrantLock为例，（可重入独占式锁）：state初始化为0，表示未锁定状态，A线程lock()时，会调用tryAcquire()独占锁并将state+1.之后其他线程再想tryAcquire的时候就会失败，直到A线程unlock（）到state=0为止，其他线程才有机会获取该锁。A释放锁之前，自己也是可以重复获取此锁（state累加），这就是可重入的概念。
注意：获取多少次锁就要释放多少次锁，保证state是能回到零态的。

以CountDownLatch为例，任务分N个子线程去执行，state就初始化 为N，N个线程并行执行，每个线程执行完之后countDown（）一次，state就会CAS减一。当N子线程全部执行完毕，state=0，会unpark()主调用线程，主调用线程就会从await()函数返回，继续之后的动作。

一般来说，自定义同步器要么是独占方法，要么是共享方式，他们也只需实现tryAcquire-tryRelease、tryAcquireShared-tryReleaseShared中的一种即可。但AQS也支持自定义同步器同时实现独占和共享两种方式，如ReentrantReadWriteLock。
　在acquire() acquireShared()两种方式下，线程在等待队列中都是忽略中断的，acquireInterruptibly()/acquireSharedInterruptibly()是支持响应中断的。

参考文章:

java语言中有许多原生线程安全的数据结构，比如ArrayBlockingQueue、CopyOnWriteArrayList、LinkedBlockingQueue，它们线程安全的实现方式并非通过synchronized关键字，而是通过java.util.concurrent.locks.ReentrantLock来实现。
ReentrantLock的实现是基于其内部类FairSync(公平锁)和NonFairSync(非公平锁)实现的。 其可重入性是基于Thread.currentThread()实现的: 如果当前线程已经获得了执行序列中的锁， 那执行序列之后的所有方法都可以获得这个锁。

公平锁：

公平和非公平锁的队列都基于锁内部维护的一个双向链表，表结点Node的值就是每一个请求当前锁的线程。公平锁则在于每次都是依次从队首取值。
锁的实现方式是基于如下几点：
表结点Node和状态state的volatile关键字。
sum.misc.Unsafe.compareAndSet的原子操作(见附录)。

非公平锁：

在等待锁的过程中， 如果有任意新的线程妄图获取锁，都是有很大的几率直接获取到锁的。

ReentrantLock锁都不会使得线程中断，除非开发者自己设置了中断位。
ReentrantLock获取锁里面有看似自旋的代码，但是它不是自旋锁。
ReentrantLock公平与非公平锁都是属于排它锁。

ReentrantLock的可重入性分析

这里有一篇对锁介绍甚为详细的文章 朱小厮的博客-Java中的锁.
synchronized的可重入性

参考这篇文章： Java内置锁synchronized的可重入性

java线程是基于“每线程（per-thread）”，而不是基于“每调用（per-invocation）”的（java中线程获得对象锁的操作是以每线程为粒度的，per-invocation互斥体获得对象锁的操作是以每调用作为粒度的）

ReentrantLock的可重入性

前言里面提到，ReentrantLock重入性是基于Thread.currentThread()实现的: 如果当前线程已经获得了锁， 那该线程下的所有方法都可以获得这个锁。ReentrantLock的锁依赖只有 NonfairSync和FairSync两个实现类， 他们的锁获取方式大同小异。

可重入性的实现基于下面代码片段的 else if 语句

 1 protected final boolean tryAcquire(int acquires) { 
 2 final Thread current = Thread.currentThread(); 
 3 int c = getState(); 
 4 if (c == 0) {
 5  ... // 尝试获取锁成功 
 6 } 
 7 else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { 
 8 // 是当前线程，直接获取到锁。实现可重入性。
 9  int nextc = c + acquires; 
10 if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); 
11 return true; 
12 } 
13 return false; 
14 }

此处有两个值需要关心：

 1  /**
 2      * The current owner of exclusive mode synchronization.
 3      * 持有该锁的当前线程
 4      */ private transient Thread exclusiveOwnerThread; -----------------两个值不在同一个类---------------- /**
 5      * The synchronization state.
 6      * 0： 初始状态-无任何线程得到了锁
 7      * > 0: 被线程持有， 具体值表示被当前线程持有的执行次数
 8      * 
 9      * 这个字段在解锁的时候也需要用到。
10      * 注意这个字段的修饰词: volatile
11      */ private volatile int state;

ReentrantLock锁的实现分析

公平锁和非公平锁

ReentrantLock 的公平锁和非公平锁都委托了 AbstractQueuedSynchronizer#acquire 去请求获取。

1 public final void acquire(int arg) { 
2 if (!tryAcquire(arg) && 
3     acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) 
4     selfInterrupt(); 
5 }

tryAcquire 是一个抽象方法，是公平与非公平的实现原理所在。
addWaiter 是将当前线程结点加入等待队列之中。公平锁在锁释放后会严格按照等到队列去取后续值，而非公平锁在对于新晋线程有很大优势。
acquireQueued 在多次循环中尝试获取到锁或者将当前线程阻塞。
selfInterrupt 如果线程在阻塞期间发生了中断，调用 Thread.currentThread().interrupt() 中断当前线程。

ReentrantLock 对线程的阻塞是基于 LockSupport.park(this); (见 AbstractQueuedSynchronizer#parkAndCheckInterrupt)。 先决条件是当前节点有限次尝试获取锁失败。

公平锁和非公平锁在说的获取上都使用到了 volatile 关键字修饰的state字段， 这是保证多线程环境下锁的获取与否的核心。
但是当并发情况下多个线程都读取到 state == 0时，则必须用到CAS技术，一门CPU的原子锁技术，可通过CPU对共享变量加锁的形式，实现数据变更的原子操作。
volatile 和 CAS的结合是并发抢占的关键。

公平锁FairSync

公平锁的实现机理在于每次有线程来抢占锁的时候，都会检查一遍有没有等待队列，如果有， 当前线程会执行如下步骤：

1 if (!hasQueuedPredecessors() &&
2     compareAndSetState(0, acquires)) {
3     setExclusiveOwnerThread(current);
4     return true;
5 }

其中hasQueuedPredecessors是用于检查是否有等待队列的。

1 public final boolean hasQueuedPredecessors() { 
2     Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order 
3     Node h = head; 
4     Node s; 
5     return h != t && ((s = h.next) == null || s.thread !=     
6     Thread.currentThread()); 
7 }

非公平锁NonfairSync

非公平锁在实现的时候多次强调随机抢占：

1 if (c == 0) {
2     if (compareAndSetState(0, acquires)) {
3         setExclusiveOwnerThread(current);
4         return true;
5     }
6 }

与公平锁的区别在于新晋获取锁的进程会有多次机会去抢占锁。如果被加入了等待队列后则跟公平锁没有区别。
ReentrantLock锁的释放

ReentrantLock锁的释放是逐级释放的，也就是说在 可重入性 场景中，必须要等到场景内所有的加锁的方法都释放了锁， 当前线程持有的锁才会被释放！
释放的方式很简单， state字段减一即可：

 1 protected final boolean tryRelease(int releases) { 
 2 //  releases = 1 int c = getState() - releases; 
 3 if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread()) throw new IllegalMonitorStateException(); 
 4     boolean free = false;
 5        if (c == 0) {
 6        free = true; 
 7        setExclusiveOwnerThread(null);
 8     } 
 9     setState(c); 
10     return free; 
11 }

ReentrantLock等待队列中元素的唤醒

当当前拥有锁的线程释放锁之后， 且非公平锁无线程抢占，就开始线程唤醒的流程。
通过tryRelease释放锁成功，调用LockSupport.unpark(s.thread); 终止线程阻塞。
见代码：

 1     private void unparkSuccessor(Node node) { 
 2         // 强行回写将被唤醒线程的状态 
 3         int ws = node.waitStatus; 
 4         if (ws < 0) 
 5             compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); 
 6         Node s = node.next; 
 7         // s为h的下一个Node, 一般情况下都是非Null的 
 8         if (s == null || s.waitStatus > 0) { 
 9             s = null; 
10             // 否则按照FIFO原则寻找最先入队列的并且没有被Cancel的Node 
11             for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev){ 
12                 if (t.waitStatus <= 0)
13                     s = t; 
14                 // 再唤醒它 
15                 if (s != null)
16                     LockSupport.unpark(s.thread); 
17             }
18         }
19     }

参考文章:

锁降级、锁升级

锁降级指的是写锁降级成为读锁。如果当前线程拥有写锁，然后将其释放，最后再获取读锁，这种分段完成的过程不能称之为锁降级。锁降级是指把持住（当前拥有的）写锁，再获取到读锁，随后释放（先前拥有的）写锁的过程。

接下来看一个锁降级的示例。因为数据不常变化，所以多个线程可以并发地进行数据处
理，当数据变更后，如果当前线程感知到数据变化，则进行数据的准备工作，同时其他处理线程被阻塞，直到当前线程完成数据的准备工作，如代码清单5-19所示。
代码清单5-19　processData方法

public void processData() {
readLock.lock();
if (!update) {
   	 // 必须先释放读锁
    readLock.unlock();
    // 锁降级从写锁获取到开始
    writeLock.lock();
    try {
    if (!update) {
        // 准备数据的流程（略）
        update = true;
    }
    readLock.lock();
    } finally {
    	writeLock.unlock();
    }
    // 锁降级完成，写锁降级为读锁
    }
    try {
    	// 使用数据的流程（略）
    } finally {
   	 readLock.unlock();
    }
}

上述示例中，当数据发生变更后，update变量（布尔类型且volatile修饰）被设置为false，此时所有访问processData()方法的线程都能够感知到变化，但只有一个线程能够获取到写锁，其他线程会被阻塞在读锁和写锁的lock()方法上。当前线程获取写锁完成数据准备之后，再获取
读锁，随后释放写锁，完成锁降级。
锁降级中读锁的获取是否必要呢？答案是必要的。主要是为了保证数据的可见性，如果当前线程不获取读锁而是直接释放写锁，假设此刻另一个线程（记作线程T）获取了写锁并修改了数据，那么当前线程无法感知线程T的数据更新。如果当前线程获取读锁，即遵循锁降级的步骤，则线程T将会被阻塞，直到当前线程使用数据并释放读锁之后，线程T才能获取写锁进行数据更新。
RentrantReadWriteLock不支持锁升级（把持读锁、获取写锁，最后释放读锁的过程）。目的也是保证数据可见性，如果读锁已被多个线程获取，其中任意线程成功获取了写锁并更新了数据，则其更新对其他获取到读锁的线程是不可见的。

线程安全性问题总结

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完