如何实现一个锁
实现一个锁，主要需要考虑2个问题
- 如何线程安全的修改锁状态位？
- 得不到锁的线程，如何排队？
带着这2个问题，我们看一下JUC中的ReentrantLock是如何做的？
ReentrantLock锁实现
ReentrantLock类的大部分逻辑，都是其均继承自AQS的内部类Sync实现的
如何线程安全的修改锁状态位？
锁状态位的修改主要通过，内部类Sync实现的
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer{
//锁状态标志位：volatile变量（多线程间通过此变量判断锁的状态）
private volatile int state;
protected final int getState() {
return state;
}
protected final void setState(int newState) {
state = newState;
}
}
abstract static Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
//volatile读，确保了锁状态位的内存可见性
int c = getState();
//锁还没有被其他线程占用
if (c == 0) {
//此时，如果多个线程同时进入，CAS操作会确保，只有一个线程修改成功
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
//设置当前线程拥有独占访问权
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
//当前线程就是拥有独占访问权的线程，即锁重入
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
//重入锁计数+1
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) //溢出
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
//只有获取锁的线程，才能进入此段代码，因此只需要一个volatile写操作，确保其内存可见性即可
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
//只有获取锁的线程才会执行此方法，因此只需要volatile读写确保内存可见性即可
protected final boolean tryRelease(int releases) {
//锁计数器-1
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
//锁计数器为0，说明锁被释放
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
}
从代码中，我们可以发现线程安全的关键在于：volatile变量和CAS原语的配合使用
得不到锁的线程，如何排队？
JUC中锁的排队策略，是基于CLH队列的变种实现的。因此，我们先看看啥是CLH队列
CLH队列
如上图所示，获取不到锁的线程，会进入队尾，然后自旋，直到其前驱线程释放锁。
这样做的好处：假设有1000个线程等待获取锁，锁释放后，只会通知队列中的第一个线程去竞争锁，减少了并发冲突。（ZK的分布式锁，为了避免惊群效应，也使用了类似的方式：获取不到锁的线程只监听前一个节点）
为什么说JUC中的实现是基于CLH的“变种”，因为原始CLH队列，一般用于实现自旋锁。而JUC中的实现，获取不到锁的线程，一般会时而阻塞，时而唤醒。
JUC中的CLH队列实现
我们来看看AbstractQueuedSynchronizer类中的acquire方法实现
public final void acquire(int arg) {
//尝试获取锁
if (!tryAcquire(arg) &&
//获取不到,则进入等待队列，返回是否中断
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
//如果返回中断，则调用当前线程的interrupt()方法
selfInterrupt();
}
入队
如果线程调用tryAcquire（其最终实现是调用上面分析过的nonfairTryAcquire方法）获取锁失败。则首先调用addWaiter(Node.EXCLUSIVE)方法，将自己加入CLH队列的尾部。
private Node addWaiter(Node mode) {
//线程对应的Node
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
Node pred = tail;
//尾节点不为空
if (pred != null) {
//当前node的前驱指向尾节点
node.prev = pred;
//将当前node设置为新的尾节点
//如果cas操作失败，说明线程竞争
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
//lockfree的方式插入队尾
enq(node);
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
//经典的lockfree算法：循环+CAS
for (;;) {
Node t = tail;
//尾节点为空
if (t == null) { // Must initialize
//初始化头节点
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
入队过程，入下图所示
1 T0持有锁时，其CLH队列的头尾指针为NULL
2 线程T1，此时请求锁，由于锁被T0占有。因此加入队列尾部。具体过程如下所示：
(1) 初始化头节点
(2) 初始化T1节点，入队，尾指针指向T1
3 此时如果有一个T10线程先于T1入队，则T1执行compareAndSetTail(t, node)会失败，然后回到for循环开始处，重新入队。
由自旋到阻塞
入队后，调用acquireQueued方法，时而自旋，时而阻塞，直到获取锁（或被取消）。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
//其前驱是头结点，并且再次调用tryAcquire成功获取锁
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
//将自己设为头结点
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
//成功获取锁，返回
return interrupted;
}
//没有得到锁时：
//shouldParkAfterFailedAcquire方法：返回是否需要阻塞当前线程
//parkAndCheckInterrupt方法：阻塞当前线程，当线程再次唤醒时，返回是否被中断
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
//修改中断标志位
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
//获取锁失败，则将此线程对应的node的waitStatus改为CANCEL
cancelAcquire(node);
}
}
private void setHead(Node node) {
head = node;
node.thread = null;
node.prev = null;
}
/**
* 获取锁失败时，检查并更新node的waitStatus。
* 如果线程需要阻塞，返回true。
*/
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
//前驱节点的waitStatus是SIGNAL。
if (ws == Node.SIGNAL)
/*
* SIGNAL状态的节点，释放锁后，会唤醒其后继节点。
* 因此，此线程可以安全的阻塞（前驱节点释放锁时，会唤醒此线程)。
*/
return true;
//前驱节点对应的线程被取消
if (ws > 0) {
do {
//跳过此前驱节点
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
/*
此时，需要将前驱节点的状态设置为SIGNAL。
* 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;
}
//当shouldParkAfterFailedAcquire方法返回true，则调用parkAndCheckInterrupt方法阻塞当前线程
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
自旋过程，入下图所示
然后线程T2,加入了请求锁的队列，尾指针后移。
终上所述，每个得不到锁的线程，都会讲自己封装成Node，加入队尾，或自旋或阻塞，直到获取锁（为简化问题，不考虑取消的情况）
锁的释放
前文提到，T1,T2在阻塞之前，都回去修改其前驱节点的waitStatus=-1。这是为什么？
我们看下锁释放的代码，便一目了然
public final boolean release(int arg) {
//修改锁计数器，如果计数器为0,说明锁被释放
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
//head节点的waitStatus不等于0，说明head节点的后继节点对应的线程，正在阻塞，等待被唤醒
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//唤醒后继节点
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
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);
//后继节点
Node s = node.next;
//如果s被取消，跳过被取消节点
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)
//唤醒后继节点
LockSupport.unpark(s.thread);
}
如代码所示，waitStatus=-1的作用，主要是告诉释放锁的线程：后面还有排队等待获取锁的线程，请唤醒他！
释放锁的过程，如图所示：
总结
实现锁的关键在于：
- 通过CAS操作与volatile变量互相配合，线程安全的修改锁标志位
- 基于CLH队列，实现锁的排队策略
问题讨论
1 unparkSuccessor时为什么会出现s==null || s.waitStatus>0的情况
2 这种情况下，为什么要通过prev指针反向查找Successor节点
//unparkSuccessor方法的相关代码
//释放锁时，s就是head.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;
}
原因如下：
当释放锁的线程在执行unparkSuccessor(head)时，分情况进行分析：
（1）s==0的情况:
触发条件：head的successor节点获取锁成功后，执行了head.next=null的操作后，解锁线程读取了head.next，因此s==null
反向遍历的原因：next指针在head.next处断开了，只能通过prev指针遍历
关键代码，如图所示：
（2）s.waitStatus > 0的情况
触发条件：head的successor节点被取消（cancelAcquire）时，执行了如下操作：
successor.waitStatus=1 ;
successor.next = successor;
反向遍历的原因：next指针在head节点的后继节点处断开（head.next.next），因此只能通过prev指针遍历
关键代码，如图所示：
