深入理解 AQS

前言

谈到并发,我们不得不说AQS(AbstractQueuedSynchronizer),所谓的AQS即是抽象的队列式的同步器,内部定义了很多锁相关的方法,我们熟知的ReentrantLockReentrantReadWriteLockCountDownLatchSemaphore等都是基于AQS来实现的。

我们先看下AQS相关的UML图:

image.png

思维导图:

image.png

AQS实现原理

AQS中 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)。

这里volatile能够保证多线程下的可见性,当state=1则代表当前对象锁已经被占有,其他线程来加锁时则会失败,加锁失败的线程会被放入一个FIFO的等待队列中,比列会被UNSAFE.park()操作挂起,等待其他获取锁的线程释放锁才能够被唤醒。

另外state的操作都是通过CAS来保证其并发修改的安全性。

具体原理我们可以用一张图来简单概括:

image.png

AQS 中提供了很多关于锁的实现方法,

  • getState():获取锁的标志state值
  • setState():设置锁的标志state值
  • tryAcquire(int):独占方式获取锁。尝试获取资源,成功则返回true,失败则返回false。
  • tryRelease(int):独占方式释放锁。尝试释放资源,成功则返回true,失败则返回false。

这里还有一些方法并没有列出来,接下来我们以ReentrantLock作为突破点通过源码和画图的形式一步步了解AQS内部实现原理。

目录结构

文章准备模拟多线程竞争锁、释放锁的场景来进行分析AQS源码:

三个线程(线程一、线程二、线程三)同时来加锁/释放锁

目录如下:

  • 线程一加锁成功时AQS内部实现
  • 线程二/三加锁失败时AQS中等待队列的数据模型
  • 线程一释放锁及线程二获取锁实现原理
  • 通过线程场景来讲解公平锁具体实现原理
  • 通过线程场景来讲解Condition中await()signal()实现原理

这里会通过画图来分析每个线程加锁、释放锁后AQS内部的数据结构和实现原理

场景分析

线程一加锁成功

如果同时有三个线程并发抢占锁,此时线程一抢占锁成功,线程二线程三抢占锁失败,具体执行流程如下:

image.png

此时AQS内部数据为:

image.png

线程二线程三加锁失败:

image.png

有图可以看出,等待队列中的节点Node是一个双向链表,这里SIGNALNodewaitStatus属性,Node中还有一个nextWaiter属性,这个并未在图中画出来,这个到后面Condition会具体讲解的。

具体看下抢占锁代码实现:

java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .NonfairSync:

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static final class NonfairSync extends Sync {

final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
}

这里使用的ReentrantLock非公平锁,线程进来直接利用CAS尝试抢占锁,如果抢占成功state值回被改为1,且设置对象独占锁线程为当前线程。如下所示:

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protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}

protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
exclusiveOwnerThread = thread;
}

线程二抢占锁失败

我们按照真实场景来分析,线程一抢占锁成功后,state变为1,线程二通过CAS修改state变量必然会失败。此时AQSFIFO(First In First Out 先进先出)队列中数据如图所示:

image.png

我们将线程二执行的逻辑一步步拆解来看:

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():

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

先看看tryAcquire()的具体实现:
java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .nonfairTryAcquire():

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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)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}

nonfairTryAcquire()方法中首先会获取state的值,如果不为0则说明当前对象的锁已经被其他线程所占有,接着判断占有锁的线程是否为当前线程,如果是则累加state值,这就是可重入锁的具体实现,累加state值,释放锁的时候也要依次递减state值。

如果state为0,则执行CAS操作,尝试更新state值为1,如果更新成功则代表当前线程加锁成功。

线程二为例,因为线程一已经将state修改为1,所以线程二通过CAS修改state的值不会成功。加锁失败。

线程二执行tryAcquire()后会返回false,接着执行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)逻辑,将自己加入到一个FIFO等待队列中,代码实现如下:

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter():

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private Node addWaiter(Node mode) {    
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}

这段代码首先会创建一个和当前线程绑定的Node节点,Node为双向链表。此时等待对内中的tail指针为空,直接调用enq(node)方法将当前线程加入等待队列尾部:

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private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) {
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}

第一遍循环时tail指针为空,进入if逻辑,使用CAS操作设置head指针,将head指向一个新创建的Node节点。此时AQS中数据:

image.png

执行完成之后,headtailt都指向第一个Node元素。

接着执行第二遍循环,进入else逻辑,此时已经有了head节点,这里要操作的就是将线程二对应的Node节点挂到head节点后面。此时队列中就有了两个Node节点:

image.png

addWaiter()方法执行完后,会返回当前线程创建的节点信息。继续往后执行acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)
逻辑,此时传入的参数为线程二对应的Node节点信息:

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued():

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final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndChecknIterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}

acquireQueued()这个方法会先判断当前传入的Node对应的前置节点是否为head,如果是则尝试加锁。加锁成功过则将当前节点设置为head节点,然后空置之前的head节点,方便后续被垃圾回收掉。

如果加锁失败或者Node的前置节点不是head节点,就会通过shouldParkAfterFailedAcquire方法
head节点的waitStatus变为了SIGNAL=-1,最后执行parkAndChecknIterrupt方法,调用LockSupport.park()挂起当前线程。

此时AQS中的数据如下图:

image.png

此时线程二就静静的待在AQS的等待队列里面了,等着其他线程释放锁来唤醒它。

线程三抢占锁失败

看完了线程二抢占锁失败的分析,那么再来分析线程三抢占锁失败就很简单了,先看看addWaiter(Node mode)方法:

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private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}

此时等待队列的tail节点指向线程二,进入if逻辑后,通过CAS指令将tail节点重新指向线程三。接着线程三调用enq()方法执行入队操作,和上面线程二执行方式是一致的,入队后会修改线程二对应的Node中的waitStatus=SIGNAL。最后线程三也会被挂起。此时等待队列的数据如图:

image.png

线程一释放锁

现在来分析下释放锁的过程,首先是线程一释放锁,释放锁后会唤醒head节点的后置节点,也就是我们现在的线程二,具体操作流程如下:

image.png

执行完后等待队列数据如下:

image.png

此时线程二已经被唤醒,继续尝试获取锁,如果获取锁失败,则会继续被挂起。如果获取锁成功,则AQS中数据如图:

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接着还是一步步拆解来看,先看看线程一释放锁的代码:

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.release()

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public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}

这里首先会执行tryRelease()方法,这个方法具体实现在ReentrantLock中,如果tryRelease执行成功,则继续判断head节点的waitStatus是否为0,前面我们已经看到过,headwaitStatueSIGNAL(-1),这里就会执行unparkSuccessor()方法来唤醒head的后置节点,也就是我们上面图中线程二对应的Node节点。

此时看ReentrantLock.tryRelease()中的具体实现:

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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;
}

执行完ReentrantLock.tryRelease()后,state被设置成0,Lock对象的独占锁被设置为null。此时看下AQS中的数据:

image.png

接着执行java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor()方法,唤醒head的后置节点:

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private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
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);
}

这里主要是将head节点的waitStatus设置为0,然后解除head节点next的指向,使head节点空置,等待着被垃圾回收。

此时重新将head指针指向线程二对应的Node节点,且使用LockSupport.unpark方法来唤醒线程二

被唤醒的线程二会接着尝试获取锁,用CAS指令修改state数据。
执行完成后可以查看AQS中数据:

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此时线程二被唤醒,线程二接着之前被park的地方继续执行,继续执行acquireQueued()方法。

线程二唤醒继续加锁

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final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}

此时线程二被唤醒,继续执行for循环,判断线程二的前置节点是否为head,如果是则继续使用tryAcquire()方法来尝试获取锁,其实就是使用CAS操作来修改state值,如果修改成功则代表获取锁成功。接着将线程二设置为head节点,然后空置之前的head节点数据,被空置的节点数据等着被垃圾回收

此时线程三获取锁成功,AQS中队列数据如下:

image.png

等待队列中的数据都等待着被垃圾回收。

线程二释放锁/线程三加锁

线程二释放锁时,会唤醒被挂起的线程三,流程和上面大致相同,被唤醒的线程三会再次尝试加锁,具体代码可以参考上面内容。具体流程图如下:

image.png

此时AQS中队列数据如图:

image.png

公平锁实现原理

上面所有的加锁场景都是基于非公平锁来实现的,非公平锁ReentrantLock的默认实现,那我们接着来看一下公平锁的实现原理,这里先用一张图来解释公平锁非公平锁的区别:

非公平锁执行流程:

image.png

这里我们还是用之前的线程模型来举例子,当线程二释放锁的时候,唤醒被挂起的线程三线程三执行tryAcquire()方法使用CAS操作来尝试修改state值,如果此时又来了一个线程四也来执行加锁操作,同样会执行tryAcquire()方法。

这种情况就会出现竞争,线程四如果获取锁成功,线程三仍然需要待在等待队列中被挂起。这就是所谓的非公平锁线程三辛辛苦苦排队等到自己获取锁,却眼巴巴的看到线程四插队获取到了锁。

公平锁执行流程:

image.png

公平锁在加锁的时候,会先判断AQS等待队列中是存在节点,如果存在节点则会直接入队等待,具体代码如下.

公平锁在获取锁是也是首先会执行acquire()方法,只不过公平锁单独实现了tryAcquire()方法:

#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():

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

这里会执行ReentrantLock中公平锁的tryAcquire()方法

#java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync.tryAcquire():

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static final class FairSync extends Sync {
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
}

这里会先判断state值,如果不为0且获取锁的线程不是当前线程,直接返回false代表获取锁失败,被加入等待队列。如果是当前线程则可重入获取锁。

如果state=0则代表此时没有线程持有锁,执行hasQueuedPredecessors()判断AQS等待队列中是否有元素存在,如果存在其他等待线程,那么自己也会加入到等待队列尾部,做到真正的先来后到,有序加锁。具体代码如下:

#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.hasQueuedPredecessors():

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public final boolean hasQueuedPredecessors() {
Node t = tail;
Node h = head;
Node s;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}

这段代码很有意思,返回false代表队列中没有节点或者仅有一个节点是当前线程创建的节点。返回true则代表队列中存在等待节点,当前线程需要入队等待。

image.png

先判断head是否等于tail,如果队列中只有一个Node节点,那么head会等于tail,接着判断head的后置节点,这里肯定会是null,如果此Node节点对应的线程和当前的线程是同一个线程,那么则会返回false,代表没有等待节点或者等待节点就是当前线程创建的Node节点。此时当前线程会尝试获取锁。

如果headtail不相等,说明队列中有等待线程创建的节点,此时直接返回true,如果只有一个节点,而此节点的线程和当前线程不一致,也会返回true

非公平锁公平锁的区别:
非公平锁性能高于公平锁性能。非公平锁可以减少CPU唤醒线程的开销,整体的吞吐效率会高点,CPU也不必取唤醒所有线程,会减少唤起线程的数量

非公平锁性能虽然优于公平锁,但是会存在导致线程饥饿的情况。在最坏的情况下,可能存在某个线程一直获取不到锁。不过相比性能而言,饥饿问题可以暂时忽略,这可能就是ReentrantLock默认创建非公平锁的原因之一了。

Condition实现原理

Condition简介

上面已经介绍了AQS所提供的核心功能,当然它还有很多其他的特性,这里我们来继续说下Condition这个组件。

Condition是在java 1.5中才出现的,它用来替代传统的Objectwait()notify()实现线程间的协作,相比使用Objectwait()notify(),使用Condition中的await()signal()这种方式实现线程间协作更加安全和高效。因此通常来说比较推荐使用Condition

其中AbstractQueueSynchronizer中实现了Condition中的方法,主要对外提供awaite(Object.wait())signal(Object.notify())调用。

Condition Demo示例

使用示例代码:

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/**
* ReentrantLock 实现源码学习
* @author 一枝花算不算浪漫
* @date 2020/4/28 7:20
*/
public class ReentrantLockDemo {
static ReentrantLock lock = new ReentrantLock();

public static void main(String[] args) {
Condition condition = lock.newCondition();

new Thread(() -> {
lock.lock();
try {
System.out.println("线程一加锁成功");
System.out.println("线程一执行await被挂起");
condition.await();
System.out.println("线程一被唤醒成功");
} catch (Exception e) {
e.printStackTrace();
} finally {
lock.unlock();
System.out.println("线程一释放锁成功");
}
}).start();

new Thread(() -> {
lock.lock();
try {
System.out.println("线程二加锁成功");
condition.signal();
System.out.println("线程二唤醒线程一");
} finally {
lock.unlock();
System.out.println("线程二释放锁成功");
}
}).start();
}
}

执行结果如下图:

image.png

这里线程一先获取锁,然后使用await()方法挂起当前线程并释放锁线程二获取锁后使用signal唤醒线程一

Condition实现原理图解

我们还是用上面的demo作为实例,执行的流程如下:

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线程一执行await()方法:

先看下具体的代码实现,#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.await()

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 public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}

await()方法中首先调用addConditionWaiter()将当前线程加入到Condition队列中。

执行完后我们可以看下Condition队列中的数据:

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具体实现代码为:

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private Node addConditionWaiter() {
Node t = lastWaiter;
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;
}
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}

这里会用当前线程创建一个Node节点,waitStatusCONDITION。接着会释放该节点的锁,调用之前解析过的release()方法,释放锁后此时会唤醒被挂起的线程二线程二会继续尝试获取锁。

接着调用isOnSyncQueue()方法判断当前节点是否为Condition队列中的头部节点,如果是则调用LockSupport.park(this)挂起Condition中当前线程。此时线程一被挂起,线程二获取锁成功。

具体流程如下图:

image.png

线程二执行signal()方法:

首先我们考虑下线程二已经获取到锁,此时AQS等待队列中已经没有了数据。

接着就来看看线程二唤醒线程一的具体执行流程:

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public final void signal() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter;
if (first != null)
doSignal(first);
}

先判断当前线程是否为获取锁的线程,如果不是则直接抛出异常。
接着调用doSignal()方法来唤醒线程。

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private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}

final boolean transferForSignal(Node node) {
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;

Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}

/**
* Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above.
* @param node the node to insert
* @return node's predecessor
*/
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}

这里先从transferForSignal()方法来看,通过上面的分析我们知道Condition队列中只有线程一创建的一个Node节点,且waitStatueCONDITION,先通过CAS修改当前节点waitStatus为0,然后执行enq()方法将当前线程加入到等待队列中,并返回当前线程的前置节点。

加入等待队列的代码在上面也已经分析过,此时等待队列中数据如下图:

image.png

接着开始通过CAS修改当前节点的前置节点waitStatusSIGNAL,并且唤醒当前线程。此时AQS中等待队列数据为:

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线程一被唤醒后,继续执行await()方法中的while循环。

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public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}

因为此时线程一的waitStatus已经被修改为0,所以执行isOnSyncQueue()方法会返回false。跳出while循环。

接着执行acquireQueued()方法,这里之前也有讲过,尝试重新获取锁,如果获取锁失败继续会被挂起。直到另外线程释放锁才被唤醒。

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final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}

此时线程一的流程都已经分析完了,等线程二释放锁后,线程一会继续重试获取锁,流程到此终结。

Condition总结

我们总结下Condition和wait/notify的比较:

  • Condition可以精准的对多个不同条件进行控制,wait/notify只能和synchronized关键字一起使用,并且只能唤醒一个或者全部的等待队列;

  • Condition需要使用Lock进行控制,使用的时候要注意lock()后及时的unlock(),Condition有类似于await的机制,因此不会产生加锁方式而产生的死锁出现,同时底层实现的是park/unpark的机制,因此也不会产生先唤醒再挂起的死锁,一句话就是不会产生死锁,但是wait/notify会产生先唤醒再挂起的死锁。

总结

这里用了一步一图的方式结合三个线程依次加锁/释放锁来展示了ReentrantLock的实现方式和实现原理,而ReentrantLock底层就是基于AQS实现的,所以我们也对AQS有了深刻的理解。

另外还介绍了公平锁非公平锁的实现原理,Condition的实现原理,基本上都是使用源码+绘图的讲解方式,尽量让大家更容易去理解。

参考资料:

  1. 打通 Java 任督二脉 —— 并发数据结构的基石
    https://juejin.im/post/5c11d6376fb9a049e82b6253
  2. Java并发之AQS详解https://www.cnblogs.com/waterystone/p/4920797.html