深入浅出理解Java并发AQS的独占锁模式

墨蓝 2023-10-03 21:12 22阅读 0赞

### 概述 ###

稍微对并发源码了解的朋友都知道，很多并发工具如ReentrantLock、CountdownLatch的实现都是依赖AQS, 全称AbstractQueuedSynchronizer。

AQS是一种提供了原子式管理同步状态、阻塞和唤醒线程功能以及队列模型的简单框架。一般来说，同步工具实现锁的控制分为独占锁和共享锁，而AQS提供了对这两种模式的支持。

**独占锁：** 也叫排他锁，即锁只能由一个线程获取，若一个线程获取了锁，则其他想要获取锁的线程只能等待，直到锁被释放。比如说写锁，对于写操作，每次只能由一个线程进行，若多个线程同时进行写操作，将很可能出现线程安全问题，比如jdk中的ReentrantLock。

**共享锁：** 锁可以由多个线程同时获取，锁被获取一次，则锁的计数器+1。比较典型的就是读锁，读操作并不会产生副作用，所以可以允许多个线程同时对数据进行读操作，而不会有线程安全问题，当然，前提是这个过程中没有线程在进行写操作，比如ReadWriteLock和CountdownLatch。

本文重点讲解下AQS对独占锁模式的支持。

### 自定义独占锁例子 ###

首先我们自定义一个非常简单的独占锁同步器demo, 来了解下AQS的使用。

public class ExclusiveLock implements Lock {
    
        // 同步器，继承自AQS
        private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
    
            // 重写获取锁的方式
            @Override
            protected boolean tryAcquire(int acquires) {
                assert acquires == 1;
                // cas的方式抢锁
                if(compareAndSetState(0, 1)) {
                    // 设置抢占锁的线程为当前线程
                    setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
                    return true;
                }
                return false;
            }
    
            @Override
            protected boolean tryRelease(int releases) {
                assert releases == 1;
    
                if (getState() == 0) {
                    throw new IllegalMonitorStateException();
                };
                //设置抢占锁的线程为null
                setExclusiveOwnerThread(null);
                // 释放锁
                setState(0);
                return true;
            }
        }
    
        private final Sync sync = new Sync();
    
        @Override
        public void lock() {
            sync.acquire(1);
        }
    
        @Override
        public void unlock() {
            sync.release(1);
        }
    
        @Override
        public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
            sync.acquireInterruptibly(1);
        }
    
        @Override
        public boolean tryLock() {
            return sync.tryAcquire(1);
        }
    
        @Override
        public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
            return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(time));
        }
        
        @Override
        public Condition newCondition() {
            return null;
        }
    }
    复制代码

这里是一个不可重入独占锁类，它使用值0表示未锁定状态，使用值1表示锁定状态。

验证：

public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
            ExclusiveLock exclusiveLock = new ExclusiveLock();
    
    
            new Thread(() -> {
                try {
                    exclusiveLock.lock();
                    System.out.println("thread1 get lock");
                    Thread.sleep(1000);
                } catch (InterruptedException e) {
                    e.printStackTrace();
                } finally {
                    exclusiveLock.unlock();
                    System.out.println("thread1 release lock");
                }
    
            }).start();
    
            new Thread(() -> {
                try {
                    exclusiveLock.lock();
                    System.out.println("thread2 get lock");
                    Thread.sleep(1000);
                } catch (InterruptedException e) {
                    e.printStackTrace();
                } finally {
                    exclusiveLock.unlock();
                    System.out.println("thread2 release lock");
                }
    
            }).start();
    
            Thread.currentThread().join();
        }
    复制代码

![format_png][]

这样一个很简单的独占锁同步器就实现了，下面我们了解下它的核心机制。

### 核心原理机制 ###

如果让你设计一个独占锁你要考虑哪些方面呢？

1.  线程如何表示抢占锁资源成功呢？是不是可以个状态state标记，state=1表示有线程持有锁，其他线程等待。
2.  其他抢锁失败的线程维护在哪里呢？是不是要引入一个队列维护获取锁失败的线程队列？
3.  那如何让线程实现阻塞呢？还记得LockSupport.park和unpark可以实现线程的阻塞和唤醒吗？

这些问题我们可以再AQS的数据结构和源码中统一找到答案。

![format_png 1][]

AQS内部维护了一个volatile int state（代表共享资源）和一个FIFO线程等待队列（多线程争用资源被阻塞时会进入此队列）。

以上面个的例子为例，state初始化为0，表示未锁定状态。A线程lock()时，会调用AQS的acquire方法，acquire会调用子类重写的tryAcquire()方法，通过cas的方式抢占锁。此后，其他线程再tryAcquire()时就会失败，进入到CLH队列中，直到A线程unlock()即释放锁为止，即将state还原为0，其它线程才有机会获取该锁。

AQS作为一个抽象方法，提供了加锁、和释放锁的框架，这里采用的模板方模式，在上面中提到的`tryAcquire`、`tryRelease`就是和独占模式相关的模板方法，其他的模板方法和共享锁模式或者Condition相关，本文不展开讨论。

<table> 
 <thead> 
  <tr> 
   <th><strong>方法名</strong></th> 
   <th><strong>描述</strong></th> 
  </tr> 
 </thead> 
 <tbody> 
  <tr> 
   <td>protected boolean tryAcquire(int arg)</td> 
   <td>独占方式。arg为获取锁的次数，尝试获取资源，成功则返回True，失败则返回False。</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>protected boolean tryRelease(int arg)</td> 
   <td>独占方式。arg为释放锁的次数，尝试释放资源，成功则返回True，失败则返回False。</td> 
  </tr> 
 </tbody> 
</table>

### 源码解析 ###

![format_png 2][]

上图是AQS的类结构图，其中标红部分是组成AQS的重要成员变量。

#### 成员变量 ####

1.  **state共享变量**

AQS中里一个很重要的字段state，表示同步状态，是由volatile修饰的，用于展示当前临界资源的获锁情况。通过getState()，setState()，compareAndSetState()三个方法进行维护。

关于state的几个要点：

*  使用volatile修饰，保证多线程间的可见性。
 *  getState()、setState()、compareAndSetState()使用final修饰，限制子类不能对其重写。
 *  compareAndSetState()采用乐观锁思想的CAS算法，保证原子性操作。

1.  **CLH队列（FIFO队列）**

AQS里另一个重要的概念就是CLH队列，它是一个双向链表队列，其内部由head和tail分别记录头结点和尾结点，队列的元素类型是Node。

private transient volatile Node head;
    private transient volatile Node tail;
    复制代码

Node的结构如下：

static final class Node {
        //共享模式下的等待标记
        static final Node SHARED = new Node();
        //独占模式下的等待标记
        static final Node EXCLUSIVE = null;
        //表示当前结点已取消调度。当timeout或被中断（响应中断的情况下），会触发变更为此状态，进入该状态后的结点将不会再变化。
        static final int CANCELLED =  1;
        //表示后继结点在等待当前结点唤醒。后继结点入队时，会将前继结点的状态更新为SIGNAL。
        static final int SIGNAL    = -1;
        //表示结点等待在Condition上，当其他线程调用了Condition的signal()方法后，CONDITION状态的结点将从等待队列转移到同步队列中，等待获取同步锁。
        static final int CONDITION = -2;
        //共享模式下，前继结点不仅会唤醒其后继结点，同时也可能会唤醒后继的后继结点。
        static final int PROPAGATE = -3;
        //状态，包括上面的四种状态值，初始值为0，一般是节点的初始状态
        volatile int waitStatus;
        //上一个节点的引用
        volatile Node prev;
        //下一个节点的引用
        volatile Node next;
        //保存在当前节点的线程引用
        volatile Thread thread;
        //condition队列的后续节点
        Node nextWaiter;
    }
    复制代码

注意，waitSstatus负值表示结点处于有效等待状态，而正值表示结点已被取消。所以源码中很多地方用>0、<0来判断结点的状态是否正常。

1.  **exclusiveOwnerThread**

AQS通过继承AbstractOwnableSynchronizer类，拥有的属性。表示独占模式下同步器持有的线程。

#### 独占锁获取acquire(int) ####

acquire(int)是独占模式下线程获取共享资源的入口方法。

public final void acquire(int arg) {
        if (!tryAcquire(arg) &&
            acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
            selfInterrupt();
    }
    复制代码

方法的整体流程如下：

1.  tryAcquire()尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回。
2.  如果失败则调用addWaiter()方法把当前线程包装成Node(状态为EXCLUSIVE，标记为独占模式)插入到CLH队列末尾。
3.  acquireQueued()方法使线程阻塞在等待队列中获取资源，一直获取到资源后才返回，如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
4.  线程在等待过程中被中断过，它是不响应的。只有线程获取到资源后，acquireQueued返回true，响应中断。

**tryAcquire(int)**

此方法尝试去获取独占资源。如果获取成功，则直接返回true，否则直接返回false。

//直接抛出异常，这是由子类进行实现的方法，体现了模板模式的思想
    protected boolean tryAcquire(int arg) {
        throw new UnsupportedOperationException();
    }
    复制代码

AQS只是一个框架，具体资源的获取/释放方式交由自定义同步器去实现，比如公平锁有公平锁的获取方式，非公平锁有非公平锁的获取方式。

**addWaiter(Node)**

此方法用于将当前线程加入到等待队列的队尾。

// 将线程封装成一个节点，放入同步队列的尾部
    private Node addWaiter(Node mode) {
        // 当前线程封装成同步队列的一个节点Node
        Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
        // 这个节点需要插入到原尾节点的后面，所以我们在这里先记下原来的尾节点
        Node pred = tail;
        // 判断尾节点是否为空，若为空表示队列中还没有节点，则不执行以下步骤
        if (pred != null) {
            // 记录新节点的前一个节点为原尾节点
            node.prev = pred;
            // 将新节点设置为新尾节点，使用CAS操作保证了原子性
            if (compareAndSetTail(pred, node)) {
                // 若设置成功，则让原来的尾节点的next指向新尾节点
                pred.next = node;
                return node;
            }
        }
        // 若以上操作失败，则调用enq方法继续尝试(enq方法见下面)
        enq(node);
        return node;
    }
    
    private Node enq(final Node node) {
        // 使用死循环不断尝试
        for (;;) {
            // 记录原尾节点
            Node t = tail;
            // 若原尾节点为空，则必须先初始化同步队列，初始化之后，下一次循环会将新节点加入队列
            if (t == null) { 
                // 使用CAS设置创建一个默认的节点作为首届点
                if (compareAndSetHead(new Node()))
                    // 首尾指向同一个节点
                    tail = head;
            } else {
                // 以下操作与addWaiter方法中的if语句块内一致
                node.prev = t;
                if (compareAndSetTail(t, node)) {
                    t.next = node;
                    return t;
                }
            }
        }
    }
    复制代码

它的执行过程大致可以总结为：将新线程封装成一个节点，加入到同步队列的尾部，若同步队列为空，则先在其中加入一个默认的节点，再进行加入；若加入失败，则使用死循环（也叫自旋）不断尝试，直到成功为止。

**acquireQueued(Node, int)**

通过tryAcquire()和addWaiter()，该线程获取资源失败，已经被放入等待队列尾部了。接下来要干嘛呢？

进入等待状态休息，直到其他线程彻底释放资源后唤醒自己，自己再拿到资源，然后就可以去干自己想干的事了。可以想象成医院排队拿号，在等待队列中排队拿号（中间没其它事干可以休息），直到拿到号后再返回。

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
        //标记是否成功拿到资源
        boolean failed = true;
        try {
            //标记等待过程中是否被中断过
            boolean interrupted = false;
    
            //“自旋”！
            for (;;) {
                //拿到前驱
                final Node p = node.predecessor();
                //如果前驱是head，即该结点已成老二，那么便有资格去尝试获取资源（可能是老大释放完资源唤醒自己的，当然也可能被interrupt了）。
                if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                    //拿到资源后，将head指向该结点。所以head所指的标杆结点，就是当前获取到资源的那个结点或null。
                    setHead(node);
                    // setHead中node.prev已置为null，此处再将head.next置为null，就是为了方便GC回收以前的head结点。也就意味着之前拿完资源的结点出队了！
                    p.next = null; 
                     // 成功获取资源
                    failed = false;
                    //返回等待过程中是否被中断过
                    return interrupted;
                }
    
                //如果自己可以休息了，就通过park()进入waiting状态，直到被unpark()。
                // 如果不可中断的情况下被中断了，那么会从park()中醒过来，发现拿不到资源，从而继续进入park()等待。
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                    //如果等待过程中被中断过，哪怕只有那么一次，就将interrupted标记为true
                    interrupted = true;
            }
        } finally {
            if (failed)
                 // 如果等待过程中没有成功获取资源（如timeout，或者可中断的情况下被中断了），那么取消结点在队列中的等待。
                cancelAcquire(node);
        }
    }
    复制代码

小结一下：让线程在同步队列中阻塞，直到它成为头节点的下一个节点，被头节点对应的线程唤醒，然后开始获取锁，若获取成功才会从方法中返回。这个方法会返回一个boolean值，表示这个正在同步队列中的线程是否被中断。

**shouldParkAfterFailedAcquire()**

此方法主要用于检查状态，看看自己是否真的可以去休息了。

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
        //拿到前驱的状态
        int ws = pred.waitStatus;
        if (ws == Node.SIGNAL)
            //如果已经告诉前驱拿完号后通知自己一下，那就可以安心休息了
            return true;
        if (ws > 0) {
            /*
             * 如果前驱放弃了，那就一直往前找，直到找到最近一个正常等待的状态，并排在它的后边。
             * 注意：那些放弃的结点，由于被自己“加塞”到它们前边，它们相当于形成一个无引用链，稍后就会被保安大叔赶走了(GC回收)！
             */
            do {
                node.prev = pred = pred.prev;
            } while (pred.waitStatus > 0);
            pred.next = node;
        } else {
             //如果前驱正常，那就把前驱的状态设置成SIGNAL，告诉它拿完号后通知自己一下。有可能失败，人家说不定刚刚释放完呢！
            compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
        }
        return false;
    }
    复制代码

整个流程中，如果前驱结点的状态不是SIGNAL，那么自己就不能安心去休息，需要去找个安心的休息点，同时可以再尝试下看有没有机会轮到自己拿号。

**parkAndCheckInterrupt()**

这个方法是真正实现线程阻塞，休息的地方。

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
        // 调用park()使线程进入waiting状态
        LockSupport.park(this);
        //调用park()使线程进入waiting状态
        return Thread.interrupted();
    }
    复制代码

park()会让当前线程进入waiting状态。在此状态下，有两种途径可以唤醒该线程：1）被unpark()；2）被interrupt()。

**selfInterrupt()**

static void selfInterrupt() {
            Thread.currentThread().interrupt();
        }
    复制代码

中断线程，设置线程的中断位true。因为parkAndCheckInterrupt方法中的Thread.interrupted()会清楚中断标记，需要在selfInterrupt方法中将中断补上。

整个流程可以用下面一个图来说明。

#### 独占锁释放release(int) ####

`release(int)`是独占模式下线程释放共享资源的入口。它会释放指定量的资源，如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。

public final boolean release(int arg) {
    	// 上边自定义的tryRelease如果返回true，说明该锁没有被任何线程持有
    	if (tryRelease(arg)) {
    		// 获取头结点
    		Node h = head;
    		// 头结点不为空并且头结点的waitStatus不是初始化节点情况，解除线程挂起状态
    		if (h != null && h.waitStatus != 0)
    			unparkSuccessor(h);
    		return true;
    	}
    	return false;
    }
    复制代码

这里的判断条件为什么是`h != null && h.waitStatus != 0？`

1.  h == null Head还没初始化。初始情况下，head == null，第一个节点入队，Head会被初始化一个虚拟节点。所以说，这里如果还没来得及入队，就会出现head == null 的情况。
2.  h != null && waitStatus == 0 表明后继节点对应的线程仍在运行中，不需要唤醒。
3.  h != null && waitStatus < 0 表明后继节点可能被阻塞了，需要唤醒。

**tryRelease(int)**

tryRelease是一个模板方法，由子类实现，定义释放锁的逻辑。

protected boolean tryRelease(int arg) {
        throw new UnsupportedOperationException();
    }
    复制代码

因为这是独占模式，该线程来释放资源，那么它肯定已经拿到独占资源了，直接减掉相应量的资源即可(state-=arg)，也不需要考虑线程安全的问题。但要注意它的返回值，上面已经提到了，release()是根据tryRelease()的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了！所以自义定同步器在实现时，如果已经彻底释放资源(state=0)，要返回true，否则返回false。

**unparkSuccessor(Node)**

private void unparkSuccessor(Node node) {
    	// 获取头结点waitStatus
    	int ws = node.waitStatus;
    	if (ws < 0)
    		compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
    	// 获取当前节点的下一个节点
    	Node s = node.next;
    	// 如果下个节点是null或者下个节点被cancelled，就找到队列最开始的非cancelled的节点
    	if (s == null || s.waitStatus > 0) {
    		s = null;
    		// 就从尾部节点开始找，到队首，找到队列第一个waitStatus<0的节点。
    		for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
    			if (t.waitStatus <= 0)
    				s = t;
    	}
    	// 如果当前节点的下个节点不为空，而且状态<=0，就把当前节点unpark
    	if (s != null)
    		LockSupport.unpark(s.thread);
    }
    复制代码

为什么要从后往前找第一个非Cancelled的节点呢？

之前的addWaiter方法：

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;
    }
    复制代码

我们从这里可以看到，节点入队并不是原子操作，也就是说，node.prev = pred; compareAndSetTail(pred, node) 这两个地方可以看作Tail入队的原子操作，但是此时pred.next = node;还没执行，如果这个时候执行了unparkSuccessor方法，就没办法从前往后找了，所以需要从后往前找。还有一点原因，在产生CANCELLED状态节点的时候，先断开的是Next指针，Prev指针并未断开，因此也是必须要从后往前遍历才能够遍历完全部的Node。

综上所述，如果是从前往后找，由于极端情况下入队的非原子操作和CANCELLED节点产生过程中断开Next指针的操作，可能会导致无法遍历所有的节点。所以，唤醒对应的线程后，对应的线程就会继续往下执行。

### 总结 ###

本文主要讲解了AQS的独占模式，最关键的是acquire()和release这两个和独占息息相关的方法，同时通过一个自定义简单的demo帮助大家深入浅出的理解，其实AQS的功能不限于此，内容很多，这里就先分享一个最基础独占锁的原理，希望对大家有帮助。

### 参考 ###

[format_png]: https://img-blog.csdnimg.cn/img_convert/b048c56e5a4de55cd6de4651d6979732.webp?x-oss-process=image/format,png
[format_png 1]: https://img-blog.csdnimg.cn/img_convert/a71bc7d258a0c6ba14b2fac48d7c7dee.webp?x-oss-process=image/format,png
[format_png 2]: https://img-blog.csdnimg.cn/img_convert/c3c376dd820de44c272897ac805b1d42.webp?x-oss-process=image/format,png