從ReentrantLock的角度思考AQS

我們上一篇簡單介紹了AQS這個技術(shù)點(diǎn)，這一篇我們從ReentrantLock這個鎖的角度來分析AQS，幫助大家理解

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首先，我們先看一下ReentrantLock的內(nèi)部的抽象類Sync，這個是繼承于AQS的，重寫了其中的一些方法，我們會在下面源碼中解析，繼續(xù)往下看，記住這個Sync

我們知道這個鎖可以實(shí)現(xiàn)公平鎖和非公平鎖，我們來看下是如何實(shí)現(xiàn)的

/**????*?Sync?object?for?non-fair?locks????*/???static?final?class?NonfairSync?extends?Sync?{???????private?static?final?long?serialVersionUID?=?7316153563782823691L;
???????/**????????*?Performs?lock.??Try?immediate?barge,?backing?up?to?normal????????*?acquire?on?failure.????????*/???????final?void?lock()?{???????????if?(compareAndSetState(0,?1))???????????????setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());???????????else???????????????acquire(1);        }
???????protected?final?boolean?tryAcquire(int?acquires)?{???????????return?nonfairTryAcquire(acquires);        }}

???/**????*?Sync?object?for?fair?locks????*/???static?final?class?FairSync?extends?Sync?{???????private?static?final?long?serialVersionUID?=?-3000897897090466540L;
???????final?void?lock()?{            acquire(1);????????}}

上面的是非公平鎖，下面的是公平鎖，默認(rèn)的是非公平鎖，我們看下非公平鎖的實(shí)現(xiàn)是先通過CAS的方式去加鎖，加鎖成功之后就將當(dāng)前線程設(shè)置為活躍的持有鎖的線程

/**     * The current owner of exclusive mode synchronization.???*/???private?transient?Thread?exclusiveOwnerThread;

失敗的話會執(zhí)行acquire方法，OK，這里我們再看下公平鎖FairSync的lock方法的實(shí)現(xiàn)，這個公平鎖沒有像上面非公平鎖那樣判斷，而是直接調(diào)用了acquire方法

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這里大家應(yīng)該也懂了非公平鎖和公平鎖的真正區(qū)別了吧，就是非公平鎖的時候，線程來的時候會多一次直接嘗試加鎖，剩下的操作就是一樣了

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OK，讓我們進(jìn)去acquire方法看

看一下tryAcquire方法

可以看出，這里只是AQS的簡單實(shí)現(xiàn)，具體獲取鎖的實(shí)現(xiàn)方法是由各自的公平鎖和非公平鎖單獨(dú)實(shí)現(xiàn)的（以ReentrantLock為例）

如果該方法返回了True，則說明當(dāng)前線程獲取鎖成功，就不用往后執(zhí)行了；如果獲取失敗，就需要加入到等待隊(duì)列中。下面會詳細(xì)解釋線程是何時以及怎樣被加入進(jìn)等待隊(duì)列中的。

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OK，知道了這個我們就得看看ReentrantLock是如何實(shí)現(xiàn)tryAcquire方法的

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老規(guī)矩，先看一下非公平鎖中的具體實(shí)現(xiàn)

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大家看代碼應(yīng)該也比較好理解，第一步先判斷state==0，這個0也就意味著這個共享資源處于空閑狀態(tài)，于是這里就會先嘗試去搶一下鎖，假如此時等待隊(duì)列中有等待線程，則就是等待線程中的第二個節(jié)點(diǎn)和這個新加入的這個線程去搶這個鎖了

為什么是第二個，因?yàn)榈谝粋€head節(jié)點(diǎn)存儲的永遠(yuǎn)是占用鎖的線程節(jié)點(diǎn)Node

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接下來就是判斷當(dāng)前持有鎖的線程和當(dāng)前線程是否是同一個，如果是同一個，則將state+1，這里就是ReentrantLock支持重入性的關(guān)鍵，到時候解鎖的時候也是通過減去這個state計(jì)數(shù)的

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搶到鎖或者重入鎖，都會返回true，返回true，加鎖方法就直接加鎖了

如果既沒搶到鎖，又發(fā)現(xiàn)占用鎖的線程不是當(dāng)前線程，則返回false，繼續(xù)執(zhí)行

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上面這是非公平鎖的tryAcquire方法，接下來咱再看這個公平鎖的tryAcquire方法

這個也是先判斷狀態(tài)是否為0，這個的==0之后的處理邏輯就很明了了，直接通過hasQueuedPredecessors方法判斷隊(duì)列中是否有等待的節(jié)點(diǎn)，如果沒有等待的節(jié)點(diǎn)，則直接通過CAS的方式進(jìn)行判斷，然后就是把當(dāng)前線程設(shè)置為活躍線程

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如果有等待的節(jié)點(diǎn)，就會跳過CAS的判斷，緊接著會去判斷當(dāng)前線程和持有鎖的線程是否是同一個線程，如果是同一個線程，還是進(jìn)行計(jì)數(shù)+1，滿足可重入性

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不是就返回false，此時tryAcquire方法返回false

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此時，我們再把視角拉回到acquire方法

返回false之后，則會執(zhí)行addWaiter方法和acquireQueued方法

這段代碼首先會創(chuàng)建一個和當(dāng)前線程綁定的Node節(jié)點(diǎn)，Node為雙向鏈表。此時等待對內(nèi)中的tail指針為空，直接調(diào)用enq(node)方法將當(dāng)前線程加入等待隊(duì)列尾部：

第一遍循環(huán)時tail指針為空，進(jìn)入if邏輯，使用CAS操作設(shè)置head指針，將head指向一個新創(chuàng)建的Node節(jié)點(diǎn)。

此時AQS中數(shù)據(jù)：

執(zhí)行完成之后，head、tail、t都指向第一個Node元素。

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接著執(zhí)行第二遍循環(huán)，進(jìn)入else邏輯，此時已經(jīng)有了head節(jié)點(diǎn)，這里要操作的就是將線程二對應(yīng)的Node節(jié)點(diǎn)掛到head節(jié)點(diǎn)后面。此時隊(duì)列中就有了兩個Node節(jié)點(diǎn)：

addWaiter()方法執(zhí)行完后，會返回當(dāng)前線程創(chuàng)建的節(jié)點(diǎn)信息。繼續(xù)往后執(zhí)行acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)邏輯，此時傳入的參數(shù)為線程二對應(yīng)的Node節(jié)點(diǎn)信息

acquireQueued()這個方法會先判斷當(dāng)前傳入的Node對應(yīng)的前置節(jié)點(diǎn)是否為head，如果是則嘗試加鎖。

加鎖成功過則將當(dāng)前節(jié)點(diǎn)設(shè)置為head節(jié)點(diǎn)，然后空置之前的head節(jié)點(diǎn)，方便后續(xù)被垃圾回收掉。

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如果加鎖失敗或者Node的前置節(jié)點(diǎn)不是head節(jié)點(diǎn)，就會通過shouldParkAfterFailedAcquire方法 將head節(jié)點(diǎn)的waitStatus變?yōu)榱?span style="font-family: Calibri;">SIGNAL=-1，最后執(zhí)行parkAndChecknIterrupt方法，調(diào)用LockSupport.park()掛起當(dāng)前線程。

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我們不能發(fā)現(xiàn)的一點(diǎn)，就是AQS的設(shè)計(jì)內(nèi)部，包括ReentrantLock的設(shè)計(jì)內(nèi)部。很多地方都會嘗試用CAS的方式去加鎖，就是因?yàn)樵诟咚俚倪\(yùn)轉(zhuǎn)下，可能在幾行代碼的時間一個線程就已經(jīng)用完鎖了，這樣可以最高效率的來利用資源

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parkAndCheckInterrupt主要用于掛起當(dāng)前線程，阻塞調(diào)用棧，返回當(dāng)前線程的中斷狀態(tài)。

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給大家看個這里的流程圖，圖片來源于網(wǎng)絡(luò)，覺得挺不錯

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從上圖可以看出，跳出當(dāng)前循環(huán)的條件是當(dāng)“前置節(jié)點(diǎn)是頭結(jié)點(diǎn)，且當(dāng)前線程獲取鎖成功”。

為了防止因死循環(huán)導(dǎo)致CPU資源被浪費(fèi)，我們會判斷前置節(jié)點(diǎn)的狀態(tài)來決定是否要將當(dāng)前線程掛起，具體掛起流程用流程圖表示如下（shouldParkAfterFailedAcquire流程）：

acquireQueued中最后的finally中，如果失敗，則執(zhí)行cancelAcquire

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獲取當(dāng)前節(jié)點(diǎn)的前驅(qū)節(jié)點(diǎn)，如果前驅(qū)節(jié)點(diǎn)的狀態(tài)是CANCELLED，那就一直往前遍歷，找到第一個waitStatus <= 0的節(jié)點(diǎn)，將找到的Pred節(jié)點(diǎn)和當(dāng)前Node關(guān)聯(lián)，將當(dāng)前Node設(shè)置為CANCELLED。

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但是為什么所有的變化都是對Next指針進(jìn)行了操作，而沒有對Prev指針進(jìn)行操作呢？什么情況下會對Prev指針進(jìn)行操作？

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執(zhí)行cancelAcquire的時候，當(dāng)前節(jié)點(diǎn)的前置節(jié)點(diǎn)可能已經(jīng)從隊(duì)列中出去了（已經(jīng)執(zhí)行過Try代碼塊中的shouldParkAfterFailedAcquire方法了），如果此時修改Prev指針，有可能會導(dǎo)致Prev指向另一個已經(jīng)移除隊(duì)列的Node，因此這塊變化Prev指針不安全。

shouldParkAfterFailedAcquire方法中，會執(zhí)行下面的代碼，其實(shí)就是在處理Prev指針。shouldParkAfterFailedAcquire是獲取鎖失敗的情況下才會執(zhí)行，進(jìn)入該方法后，說明共享資源已被獲取，當(dāng)前節(jié)點(diǎn)之前的節(jié)點(diǎn)都不會出現(xiàn)變化，因此這個時候變更Prev指針比較安全。

 do {   node.prev = pred = pred.prev;  } while (pred.waitStatus > 0);

解鎖

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接下來再對解鎖的基本流程進(jìn)行分析。由于ReentrantLock在解鎖的時候，并不區(qū)分公平鎖和非公平鎖，所以我們直接看解鎖的源碼：

點(diǎn)進(jìn)來release之后發(fā)現(xiàn)實(shí)現(xiàn)還是在AQS框架中

在ReentrantLock里面的公平鎖和非公平鎖的父類Sync定義了可重入鎖的釋放鎖機(jī)制。

這個方法先去減少一次可重入次數(shù)，然后判斷當(dāng)前線程是否是持有鎖的線程，如果不是，則直接拋出異常

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接著判斷c==0，等于0代表當(dāng)前的資源處于空閑狀態(tài)，便可以將當(dāng)前獨(dú)占資源的線程設(shè)置為null，然后更新state

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如果不等于0，這一步釋放獨(dú)占鎖的操作便會濾過，就是普通的重入鎖減少一次重入次數(shù)，就像是重入加鎖三次，執(zhí)行這里之后只是變成2次而已，但是還是該線程持有該資源

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總結(jié)?

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我們先是在非公平鎖和公平鎖的角度分別分析了加鎖的過程，得知非公平比公平鎖只是多了一個搶先加鎖的機(jī)會，但是如果搶不到鎖還是會執(zhí)行和公平鎖相同的邏輯

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中間我們分析了公平鎖和非公平鎖的優(yōu)缺點(diǎn)，這個是面試熱點(diǎn)

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然后我們還會發(fā)現(xiàn)代碼中很多地方都會嘗試用CAS的方式去搶占鎖，我們知道CPU的運(yùn)行是很快的，這樣能夠保證資源釋放釋放能夠在第一時間被等待隊(duì)列中的線程搶到鎖

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最后我們又分析了這個釋放鎖的過程，這個釋放鎖并沒有公平和非公平的區(qū)分，只是其中對于重入鎖進(jìn)行了處理，就是上面最后一張圖的==0操作，因?yàn)槲覀兩厦娣治隽酥厝氲牡览硪彩菍@個state進(jìn)行累加得來的，所以這里只需要減一，然后判斷是否為0即可

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0的時候就意味著此時資源處于空閑狀態(tài)，這個state是volatile的，保證了可見性

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這篇只是一個籠統(tǒng)的分析，其實(shí)還有很多細(xì)節(jié)沒有分析到位，只能說AQS的設(shè)計(jì)很精妙，李老牛皮

結(jié)束語