脚本宝典收集整理的这篇文章主要介绍了并发编程从零开始（十二）-Lock与Condition，脚本宝典觉得挺不错的，现在分享给大家，也给大家做个参考。

并发编程从零开始（十二）-Lock与CondITion

8 Lock与Condition

8.1 互斥锁

8.1.1 锁的可重入性

“可重入锁”是指当一个线程调用 object.lock()获取到锁，进入临界区后，再次调用Object.lock()，仍然可以获取到该锁。显然，通常的锁都要设计成可重入的，否则就会发生死锁。

synchronized关键字，就是可重入锁。在一个synchronized方法method1()里面调用另外一个synchronized方法method2()。如果synchronized关键字不可重入，那么在method2()处就会发生阻塞，这显然不可行。

8.1.2 类继承层次

在正式介绍锁的实现原理之前，先看一下 Concurrent 包中的与互斥锁（ReentrantLock）相关类之间的继承层次，如下图所示：

Lock是一个接口，其定义如下：

常用的方法是lock()/unlock()。lock()不能被中断，对应的lockInterruptibly()可以被中断。

ReentrantLock本身没有代码逻辑，实现都在其内部类Sync中：

8.1.3 锁的公平性VS非公平性

Sync是一个抽象类，它有两个子类FairSync与NonfairSync，分别对应公平锁和非公平锁。从下面的ReentrantLock构造方法可以看出，会传入一个布尔类型的变量fair指定锁是公平的还是非公平的，默认为非公平的。

什么叫公平锁和非公平锁呢？先举个现实生活中的例子，一个人去火车站售票窗口买票，发现现场有人排队，于是他排在队伍末尾，遵循先到者优先服务的规则，这叫公平；如果他去了不排队，直接冲到窗口买票，这叫作不公平。

对应到锁的例子，一个新的线程来了之后，看到有很多线程在排队，自己排到队伍末尾，这叫公平；线程来了之后直接去抢锁，这叫作不公平。默认设置的是非公平锁，其实是为了提高效率，减少线程切换。

锁实现的基本原理

Sync的父类AbstractQueuedSynchronizer经常被称作队列同步器（AQS），这个类非常重要，该类的父类是AbstractOwnableSynchronizer。

此处的锁具备synchronized功能，即可以阻塞一个线程。为了实现一把具有阻塞或唤醒功能的锁，需要几个核心要素：

1. 需要一个state变量，标记该锁的状态。state变量至少有两个值：0、1。对state变量的操作，使用CAS保证线程安全。

2. 需要记录当前是哪个线程持有锁。

3. 需要底层支持对一个线程进行阻塞或唤醒操作。

4. 需要有一个队列维护所有阻塞的线程。这个队列也必须是线程安全的无锁队列，也需要使用CAS。

针对要素1和2，在上面两个类中有对应的体现：

state取值不仅可以是0、1，还可以大于1，就是为了支持锁的可重入性。例如，同样一个线程，调用5次lock，state会变成5；然后调用5次unlock，state减为0。

当state=0时，没有线程持有锁，exclusiveOwnerThread=null；

当state=1时，有一个线程持有锁，exclusiveOwnerThread=该线程；

当state > 1时，说明该线程重入了该锁。

对于要素3，Unsafe类提供了阻塞或唤醒线程的一对操作原语，也就是park/unpark。

有一个LockSupport的工具类，对这一对原语做了简单封装：

在当前线程中调用park()，该线程就会被阻塞；在另外一个线程中，调用unpark(Thread thread)，传入一个被阻塞的线程，就可以唤醒阻塞在Park()地方的线程。

unpark(Thread thread)，它实现了一个线程对另外一个线程的“精准唤醒”。notify也只是唤醒某一个线程，但无法指定具体唤醒哪个线程。

针对要素4，在AQS中利用双向链表和CAS实现了一个阻塞队列。如下所示：

阻塞队列是整个AQS核心中的核心。如下图所示，head指向双向链表头部，tail指向双向链表尾部。入队就是把新的Node加到tail后面，然后对tail进行CAS操作；出队就是对head进行CAS操作，把head向后移一个位置。

初始的时候，head=tail=NULL；然后，在往队列中加入阻塞的线程时，会新建一个空的Node，让head和tail都指向这个空Node；之后，在后面加入被阻塞的线程对象。所以，当head=tail的时候，说明队列为空。

8.1.4 公平与非公平的lock()实现差异

下面分析基于AQS，ReentrantLock在公平性和非公平性上的实现差异。

8.1.5 阻塞队列与唤醒机制

下面进入锁的最为关键的部分，即acquireQueued(...)方法内部一探究竟。

先说addWaiter(...)方法，就是为当前线程生成一个Node，然后把Node放入双向链表的尾部。要注意的是，这只是把Thread对象放入了一个队列中而已，线程本身并未阻塞。

创建节点，尝试将节点追加到队列尾部。获取tail节点，将tail节点的next设置为当前节点。

如果tail不存在，就初始化队列。

在addWaiter(...)方法把Thread对象加入阻塞队列之后的工作就要靠acquireQueued(...)方法完成。线程一旦进入acquireQueued(...)就会被无限期阻塞，即使有其他线程调用interrupt()方法也不能将其唤醒，除非有其他线程释放了锁，并且该线程拿到了锁，才会从accquireQueued(...)返回。

进入acquireQueued(...)，该线程被阻塞。在该方法返回的一刻，就是拿到锁的那一刻，也就是被唤醒的那一刻，此时会删除队列的第一个元素（head指针前移1个节点）。

首先，acquireQueued(...)方法有一个返回值，表示什么意思呢？虽然该方法不会中断响应，但它会记录被阻塞期间有没有其他线程向它发送过中断信号。如果有，则该方法会返回true；否则，返回false。

基于这个返回值，才有了下面的代码：

当 acquireQueued(...)返回 true 时，会调用 selfInterrupt()，自己给自己发送中断信号，也就是自己把自己的中断标志位设为true。之所以要这么做，是因为自己在阻塞期间，收到其他线程中断信号没有及时响应，现在要进行补偿。这样一来，如果该线程在lock代码块内部有调用sleep()之类的阻塞方法，就可以抛出异常，响应该中断信号。

阻塞就发生在下面这个方法中：

线程调用 park()方法，自己把自己阻塞起来，直到被其他线程唤醒，该方法返回。

park()方法返回有两种情况。

1. 其他线程调用了unpark(Thread t)。

2. 其他线程调用了t.interrupt()。这里要注意的是，lock()不能响应中断，但LockSupport.park()会响应中断。

也正因为LockSupport.park()可能被中断唤醒，acquireQueued(...)方法才写了一个for死循环。唤醒之后，如果发现自己排在队列头部，就去拿锁；如果拿不到锁，则再次自己阻塞自己。不断重复此过程，直到拿到锁。

被唤醒之后，通过Thread.interrupted()来判断是否被中断唤醒。如果是情况1，会返回false；如果是情况2，则返回true。

8.1.6 unlock()实现分析

说完了lock，下面分析unlock的实现。unlock不区分公平还是非公平。

上图中，当前线程要释放锁，先调用tryRelease(arg)方法，如果返回true，则取出head，让head获取锁。

对于tryRelease方法：

首先计算当前线程释放锁后的state值。

如果当前线程不是排他线程，则抛异常，因为只有获取锁的线程才可以进行释放锁的操作。

此时设置state，没有使用CAS，因为是单线程操作。

再看unparkSuccessor方法：

release()里面做了两件事：tryRelease(...)方法释放锁；unparkSuccessor(...)方法唤醒队列中的后继者。

8.1.7 lockInterruptibly()实现分析

上面的 lock 不能被中断，这里的 lockInterruptibly()可以被中断：

这里的 acquireinterruptibly(...)也是 AQS 的模板方法，里面的 tryAcquire(...)分别被 FairSync和NonfairSync实现。

主要看doAcquireInterruptibly(...)方法：

当parkAndCheckInterrupt()返回true的时候，说明有其他线程发送中断信号，直接抛出InterruptedException，跳出for循环，整个方法返回。

8.1.8 tryLock()实现分析

tryLock()实现基于调用非公平锁的tryAcquire(...)，对state进行CAS操作，如果操作成功就拿到锁；

如果操作不成功则直接返回false，也不阻塞。

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8.2 读写锁

和互斥锁相比，读写锁（ReentrantReadWriteLock）就是读线程和读线程之间不互斥。

读读不互斥，读写互斥，写写互斥

8.2.1 类继承层次

ReadWriteLock是一个接口，内部由两个Lock接口组成。

ReentrantReadWriteLock实现了该接口，使用方式如下：

也就是说，当使用 ReadWriteLock 的时候，并不是直接使用，而是获得其内部的读锁和写锁，然后分别调用lock/unlock。

8.2.2 读写锁实现的基本原理

个视图呢？可以理解为是一把锁，线程分成两类：读线程和写线程。读线程和写线程之间不互斥（可以同时拿到这把锁），读线程之间不互斥，写线程之间互斥。

从下面的构造方法也可以看出，readerLock和writerLock实际共用同一个sync对象。sync对象同互斥锁一样，分为非公平和公平两种策略，并继承自AQS。

同互斥锁一样，读写锁也是用state变量来表示锁状态的。只是state变量在这里的含义和互斥锁完全不同。在内部类Sync中，对state变量进行了重新定义，如下所示：

也就是把 state 变量拆成两半，低16位，用来记录写锁。但同一时间既然只能有一个线程写，为什么还需要16位呢？这是因为一个写线程可能多次重入。例如，低16位的值等于5，表示一个写线程重入了5次。

高16位，用来“读”锁。例如，高16位的值等于5，既可以表示5个读线程都拿到了该锁；也可以表示一个读线程重入了5次。

为什么要把一个int类型变量拆成两半，而不是用两个int型变量分别表示读锁和写锁的状态呢？

这是因为无法用一次CAS 同时操作两个int变量，所以用了一个int型的高16位和低16位分别表示读锁和写锁的状态。

当state=0时，说明既没有线程持有读锁，也没有线程持有写锁；当state != 0时，要么有线程持有读锁，要么有线程持有写锁，两者不能同时成立，因为读和写互斥。这时再进一步通过sharedCount(state)和exclusiveCount(state)判断到底是读线程还是写线程持有了该锁。

8.2.3 AQS的两对模板方法

下面介绍在ReentrantReadWriteLock的两个内部类ReadLock和WriteLock中，是如何使用state变量的。

acquire/release、acquireShared/releaseShared 是AQS里面的两对模板方法。互斥锁和读写锁的写锁都是基于acquire/release模板方法来实现的。读写锁的读锁是基于acquireShared/releaseShared这对模板方法来实现的。这两对模板方法的代码如下：

将读/写、公平/非公平进行排列组合，就有4种组合。如下图所示，上面的两个方法都是在Sync中实现的。Sync中的两个方法又是模板方法，在NonfairSync和FairSync中分别有实现。最终的对应关系如下：

1. 读锁的公平实现：Sync.tryAccquireShared()+FairSync中的两个重写的子方法。

2. 读锁的非公平实现：Sync.tryAccquireShared()+NonfairSync中的两个重写的子方法。

3. 写锁的公平实现：Sync.tryAccquire()+FairSync中的两个重写的子方法。

4. 写锁的非公平实现：Sync.tryAccquire()+NonfairSync中的两个重写的子方法。

对于公平，比较容易理解，不论是读锁，还是写锁，只要队列中有其他线程在排队（排队等读锁，或者排队等写锁），就不能直接去抢锁，要排在队列尾部。

对于非公平，读锁和写锁的实现策略略有差异。

写线程能抢锁，前提是state=0，只有在没有其他线程持有读锁或写锁的情况下，它才有机会去抢锁。或者state != 0，但那个持有写锁的线程是它自己，再次重入。写线程是非公平的，即writerShouldBlock()方法一直返回false。

对于读线程，假设当前线程被读线程持有，然后其他读线程还非公平地一直去抢，可能导致写线程永远拿不到锁，所以对于读线程的非公平，要做一些“约束”。当发现队列的第1个元素是写线程的时候，读线程也要阻塞，不能直接去抢。即偏向写线程。

8.2.4 WriteLock公平vs非公平实现

写锁是排他锁，实现策略类似于互斥锁。

1.tryLock()实现分析

lock()方法：

在互斥锁部分讲过了。tryLock和lock方法不区分公平/非公平。

2.unlock()实现分析

unlock()方法不区分公平/非公平。

8.2.5 ReadLock公平vs非公平实现

读锁是共享锁，其实现策略和排他锁有很大的差异。

1.tryLock()实现分析

2.unlock()实现分析

tryReleaseShared()的实现：

因为读锁是共享锁，多个线程会同时持有读锁，所以对读锁的释放不能直接减1，而是需要通过一个for循环+CAS操作不断重试。这是tryReleaseShared和tryRelease的根本差异所在。

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8.3 Condition

8.3.1 Condition与Lock的关系

Condition本身也是一个接口，其功能和wait/notify类似，如下所示：

wait()/notify()必须和synchronized一起使用，Condition也必须和Lock一起使用。因此，在Lock的接口中，有一个与Condition相关的接口：

8.3.2 Condition的使用场景

以ArrayBlockingQueue为例。如下所示为一个用数组实现的阻塞队列，执行put(...)操作的时候，队列满了，生产者线程被阻塞；执行take()操作的时候，队列为空，消费者线程被阻塞。

8.3.3 Condition实现原理

可以发现，Condition的使用很方便，避免了wait/notify的生产者通知生产者、消费者通知消费者的问题。具体实现如下：

由于Condition必须和Lock一起使用，所以Condition的实现也是Lock的一部分。首先查看互斥锁和读写锁中Condition的构造方法：

首先，读写锁中的 ReadLock 是不支持 Condition 的，读写锁的写锁和互斥锁都支持Condition。虽然它们各自调用的是自己的内部类Sync，但内部类Sync都继承自AQS。因此，上面的代码sync.newCondition最终都调用了AQS中的newCondition：

每一个Condition对象上面，都阻塞了多个线程。因此，在ConditionObject内部也有一个双向链表组成的队列，如下所示：

下面来看一下在await()/notify()方法中，是如何使用这个队列的。

8.3.4 await()实现分析

关于await，有几个关键点要说明：

1. 线程调用 await()的时候，肯定已经先拿到了锁。所以，在 addConditionWaiter()内部，对这个双向链表的操作不需要执行CAS操作，线程天生是安全的，代码如下：

   

2. 在线程执行wait操作之前，必须先释放锁。也就是fullyRelease(node)，否则会发生死锁。这个和wait/notify与synchronized的配合机制一样。

3. 线程从wait中被唤醒后，必须用acquireQueued(node, savedstate)方法重新拿锁。

4. checkInterruptWhileWaiting(node)代码在park(this)代码之后，是为了检测在park期间是否收到过中断信号。当线程从park中醒来时，有两种可能：一种是其他线程调用了unpark，另一种是收到中断信号。这里的await()方法是可以响应中断的，所以当发现自己被中断唤醒的，而不是被unpark唤醒的时，会直接退出while循环，await()方法也会返回。

5. isOnSyncQueue(node)用于判断该Node是否在AQS的同步队列里面。初始的时候，Node只 在Condition的队列里，而不在AQS的队列里。但执行notity操作的时候，会放进AQS的同步队列。

8.3.5 awaitUninterruptibly()实现分析

与await()不同，awaitUninterruptibly()不会响应中断，其方法的定义中不会有中断异常抛出，下面分析其实现和await()的区别。

可以看出，整体代码和 await()类似，区别在于收到异常后，不会抛出异常，而是继续执行while循环。

8.3.6 notify()实现分析

同 await()一样，在调用 notify()的时候，必须先拿到锁（否则就会抛出上面的异常），是因为前面执行await()的时候，把锁释放了。

然后，从队列中取出FirstWaiter，唤醒它。在通过调用unpark唤醒它之前，先用enq(node)方法把这个Node放入AQS的锁对应的阻塞队列中。也正因为如此，才有了await()方法里面的判断条件：

while( ! isOnSyncQueue(node))

这个判断条件满足，说明await线程不是被中断，而是被unpark唤醒的。

notifyAll()与此类似。

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8.4 StamPEdLock

8.4.1 为什么引入StampedLock

StampedLock是在JDK8中新增的，有了读写锁，为什么还要引入StampedLock呢？

可以看到，从ReentrantLock到StampedLock，并发度依次提高。

另一方面，因为ReentrantReadWriteLock采用的是“悲观读”的策略，当第一个读线程拿到锁之后，第二个、第三个读线程还可以拿到锁，使得写线程一直拿不到锁，可能导致写线程“饿死”。虽然在其公平或非公平的实现中，都尽量避免这种情形，但还有可能发生。

StampedLock引入了“乐观读”策略，读的时候不加读锁，读出来发现数据被修改了，再升级为“悲观读”，相当于降低了“读”的地位，把抢锁的天平往“写”的一方倾斜了一下，避免写线程被饿死。

8.4.2 使用场景

在剖析其原理之前，下面先以官方的一个例子来看一下StampedLock如何使用。

如上面代码所示，有一个Point类，多个线程调用Move()方法，修改坐标；还有多个线程调用distanceFromOrigin()方法，求距离。

首先，执行move操作的时候，要加写锁。这个用法和ReadWriteLock的用法没有区别，写操作和写操作也是互斥的。

关键在于读的时候，用了一个“乐观读”sl.tryOptimisticRead()，相当于在读之前给数据的状态做了一个“快照”。然后，把数据拷贝到内存里面，在用之前，再比对一次版本号。如果版本号变了，则说明在读的期间有其他线程修改了数据。读出来的数据废弃，重新获取读锁。关键代码就是下面这三行：

要说明的是，这三行关键代码对顺序非常敏感，不能有重排序。因为 state 变量已经是volatile，所以可以禁止重排序，但stamp并不是volatile的。为此，在validate(stamp)方法里面插入内存屏障。

8.4.3 "乐观读"的实现原理

首先，StampedLock是一个读写锁，因此也会像读写锁那样，把一个state变量分成两半，分别表示读锁和写锁的状态。同时，它还需要一个数据的version。但是，一次CAS没有办法操作两个变量，所以这个state变量本身同时也表示了数据的version。下面先分析state变量。

如下图：用最低的8位表示读和写的状态，其中第8位表示写锁的状态，最低的7位表示读锁的状态。因为写锁只有一个bit位，所以写锁是不可重入的。

初始值不为0，而是把WBIT 向左移动了一位，也就是上面的ORIGIN 常量，构造方法如下所示。

为什么state的初始值不设为0呢？看乐观锁的实现：

上面两个方法必须结合起来看：当state&WBIT != 0的时候，说明有线程持有写锁，上面的tryOptimisticRead会永远返回0。这样，再调用validate（stamp），也就是validate（0）也会永远返回false。这正是我们想要的逻辑：当有线程持有写锁的时候，validate永远返回false，无论写线程是否释放了写锁。因为无论是否释放了（state回到初始值）写锁，state值都不为0，所以validate（0）永远为false。

为什么上面的validate(...)方法不直接比较stamp=state，而要比较state&SBITS=state&SBITS 呢？

因为读锁和读锁是不互斥的！

所以，即使在“乐观读”的时候，state 值被修改了，但如果它改的是第7位，validate(...)还是会返回true。

另外要说明的一点是，上面使用了内存屏障VARHandle.acquireFence();，是因为在这行代码的下一行里面的stamp、SBITS变量不是volatile的，由此可以禁止其和前面的currentX=X，currentY=Y进行重排序。

通过上面的分析，可以发现State的设计非常巧妙。只通过一个变量，既实现了读锁、写锁的状态记录，还实现了数据的版本号的记录。

8.4.4 悲观读/写：“阻塞”与“自旋”策略实现差异

同ReadWriteLock一样，StampedLock也要进行悲观的读锁和写锁操作。不过，它不是基于AQS实现的，而是内部重新实现了一个阻塞队列。如下所示。

这个阻塞队列和 AQS 里面的很像。

刚开始的时候，whead=wtail=NULL，然后初始化，建一个空节点，whead和wtail都指向这个空节点，之后往里面加入一个个读线程或写线程节点。

但基于这个阻塞队列实现的锁的调度策略和AQS很不一样，也就是“自旋”。

在AQS里面，当一个线程CAS state失败之后，会立即加入阻塞队列，并且进入阻塞状态。

但在StampedLock中，CAS state失败之后，会不断自旋，自旋足够多的次数之后，如果还拿不到锁，才进入阻塞状态。

为此，根据CPU的核数，定义了自旋次数的常量值。如果是单核的CPU，肯定不能自旋，在多核情况下，才采用自旋策略。

下面以写锁的加锁，也就是StampedLock的writeLock()方法为例，来看一下自旋的实现。

如上面代码所示，当state&ABITS==0的时候，说明既没有线程持有读锁，也没有线程持有写锁，此时当前线程才有资格通过CAS操作state。若操作不成功，则调用acquireWrite()方法进入阻塞队列，并进行自旋，这个方法是整个加锁操作的核心，代码如下：

整个acquireWrite(...)方法是两个大的for循环，内部实现了非常复杂的自旋策略。在第一个大的for循环里面，目的就是把该Node加入队列的尾部，一边加入，一边通过CAS操作尝试获得锁。如果获得了，整个方法就会返回；如果不能获得锁，会一直自旋，直到加入队列尾部。

在第二个大的for循环里，也就是该Node已经在队列尾部了。这个时候，如果发现自己刚好也在队列头部，说明队列中除了空的Head节点，就是当前线程了。此时，再进行新一轮的自旋，直到达到MAX_HEAD_SPINS次数，然后进入阻塞。这里有一个关键点要说明：当release(...)方法被调用之后，会唤醒队列头部的第1个元素，此时会执行第二个大的for循环里面的逻辑，也就是接着for循环里面park()方法后面的代码往下执行。

另外一个不同于AQS的阻塞队列的地方是，在每个WNode里面有一个cowait指针，用于串联起所有的读线程。例如，队列尾部阻塞的是一个读线程 1，现在又来了读线程 2、3，那么会通过cowait指针，把1、2、3串联起来。1被唤醒之后，2、3也随之一起被唤醒，因为读和读之间不互斥。

明白加锁的自旋策略后，下面来看锁的释放操作。和读写锁的实现类似，也是做了两件事情：一是把state变量置回原位，二是唤醒阻塞队列中的第一个节点。

脚本宝典总结

以上是脚本宝典为你收集整理的并发编程从零开始（十二）-Lock与Condition全部内容，希望文章能够帮你解决并发编程从零开始（十二）-Lock与Condition所遇到的问题。

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