Java并发专题：Lock
Lock有三个实现类，一个是ReentrantLock,另两个是ReentrantReadWriteLock类中的两个静态内部类ReadLock和WriteLock。
其实现都依赖java.util.concurrent.AbstractQueuedSynchronizer类，实现思路都大同小异，因此我们以ReentrantLock作为讲解切入点。
使用方法：多线程下访问（互斥）共享资源时， 访问前加锁，访问结束以后解锁，解锁的操作推荐放入finally块中。
Lock l = ...; //根据不同的实现Lock接口类的构造函数得到一个锁对象
l.lock(); //获取锁位于try块的外面
try {
// access the resource protected by this lock
} finally {
l.unlock();
}
注意：加锁位于对资源访问的try块的外部，特别是使用lockInterruptibly方法加锁时就必须要这样做，这为了防止线程在获取锁时被中断，这时就不必（也不能）释放锁。
try {
l.lockInterruptibly();//获取锁失败时不会执行finally块中的unlock语句
try{
// access the resource protected by this lock
}finally{
l.unlock();
}
} catch (InterruptedException e) {
// TODO Auto-generated catch block
e.printStackTrace();
}
一、实现Lock接口的基本思想
需要实现锁的功能，两个必备元素:
- 一个是表示（锁）状态的变量（我们假设0表示没有线程获取锁，1表示已有线程占有锁）,该变量必须声明为voaltile类型;
- 另一个是队列，队列中的节点表示因未能获取锁而阻塞的线程。
为了解决多核处理器下多线程缓存不一致的问题，表示状态的变量必须声明为voaltile类型，并且对表示状态的变量和队列的某些操作要保证原子性和可见性。原子性和可见性的操作主要通过Atomic包中的方法实现。
线程获取锁的大致过程（这里没有考虑可重入和获取锁过程被中断或超时的情况）
1. 读取表示锁状态的变量
2. 如果表示状态的变量的值为0，那么当前线程尝试将变量值设置为1（通过CAS操作完成），当多个线程同时将表示状态的变量值由0设置成1时，仅一个线程能成功，其它线程都会失败:
2.1 若成功，表示获取了锁，
2.1.1 如果该线程（或者说节点）已位于在队列中，则将其出列（并将下一个节点则变成了队列的头节点）
2.1.2 如果该线程未入列，则不用对队列进行维护
然后当前线程从lock方法中返回，对共享资源进行访问。
2.2 若失败，则当前线程将自身放入等待（锁的）队列中并阻塞自身，此时线程一直被阻塞在lock方法中，没有从该方法中返回（被唤醒后仍然在lock方法中，并从下一条语句继续执行，这里又会回到第1步重新开始）。
3. 如果表示状态的变量的值为1，那么将当前线程放入等待队列中，然后将自身阻塞（被唤醒后仍然在lock方法中，并从下一条语句继续执行，这里又会回到第1步重新开始）
注意: 唤醒并不表示线程能立刻运行，而是表示线程处于就绪状态，仅仅是可以运行而已
线程释放锁的大致过程
1. 释放锁的线程将状态变量的值从1设置为0，并唤醒等待（锁）队列中的队首节点，释放锁的线程从就从unlock方法中返回，继续执行线程后面的代码
2. 被唤醒的线程（队列中的队首节点）和可能和未进入队列并且准备获取的线程竞争获取锁，重复获取锁的过程
注意：可能有多个线程同时竞争去获取锁，但是一次只能有一个线程去释放锁，队列中的节点都需要它的前一个节点将其唤醒，例如有队列A<-B-<C ，即由A释放锁时唤醒B，B释放锁时唤醒C
二、公平锁和非公平锁
锁可以分为公平锁和不公平锁，重入锁和非重入锁（关于重入锁的介绍会在ReentrantLock源代码分析中介绍），以上过程实际上是非公平锁的获取和释放过程。
公平锁严格按照先来后到的顺去获取锁，而非公平锁允许插队获取锁。
公平锁获取锁的过程上有些不同，在使用公平锁时，某线程想要获取锁，不仅需要判断当前表示状态的变量的值是否为0，还要判断队列里是否还有其他线程，若队列中还有线程则说明当前线程需要排队，进行入列操作，并将自身阻塞；若队列为空，才能尝试去获取锁。而对于非公平锁，当表示状态的变量的值是为0，就可以尝试获取锁，不必理会队列是否为空，这样就实现了插队获取锁的特点。通常来说非公平锁的吞吐率比公平锁要高，我们一般常用非公平锁。
这里需要解释一点，什么情况下才会出现，表示锁的状态的变量的值是为0而且队列中仍有其它线程等待获取锁的情况。
假设有三个线程A、B、C。A线程为正在运行的线程并持有锁，队列中有一个C线程，位于队首。现在A线程要释放锁，具体执行的过程操作可分为两步：
1. 将表示锁状态的变量值由1变为0，
2. C线程被唤醒，这里要明确两点：
（1）C线程被唤醒并不代表C线程开始执行，C线程此时是处于就绪状态，要等待操作系统的调度
（2）C线程目前还并未出列，C线程要进入运行状态，并且通过竞争获取到锁以后才会出列。
如果C线程此时还没有进入运行态，同时未在队列中的B线程进行获取锁的操作，B就会发现虽然当前没有线程持有锁，但是队列不为空（C线程仍然位于队列中），要满足先来后到的特点（B在C之后执行获取锁的操作），B线程就不能去尝试获取锁，而是进行入列操作。
三、实现Condition接口的基本思想
Condition 本质是一个接口，它包含如下方法
// 让线程进入等通知待状态 void await() throws InterruptedException; void awaitUninterruptibly(); //让线程进入等待通知状态，超时结束等待状态，并抛出异常 long awaitNanos(long nanosTimeout) throws InterruptedException; boolean await(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException; boolean awaitUntil(Date deadline) throws InterruptedException; //将条件队列中的一个线程，从等待通知状态转换为等待锁状态 void signal(); //将条件队列中的所有线程，从等待通知阻塞状态转换为等待锁阻塞状态 void signalAll();
一个Condition实例的内部实际上维护了一个队列，队列中的节点表示由于（某些条件不满足而）线程自身调用await方法阻塞的线程。Condition接口中有两个重要的方法，即 await方法和 signal方法。线程调用这个方法之前该线程必须已经获取了Condition实例所依附的锁。这样的原因有两个，（1）对于await方法，它内部会执行释放锁的操作，所以使用前必须获取锁。（2）对于signal方法，是为了避免多个线程同时调用同一个Condition实例的singal方法时引起的（队列）出列竞争。下面是这两个方法的执行流程。
await方法：
1. 入列到条件队列（注意这里不是等待锁的队列）
2. 释放锁
3. 阻塞自身线程
------------被唤醒后执行-------------
4. 尝试去获取锁（执行到这里时线程已不在条件队列中，而是位于等待（锁的）队列中，参见signal方法）
4.1 成功，从await方法中返回，执行线程后面的代码
4.2 失败，阻塞自己（等待前一个节点释放锁时将它唤醒）
注意：await方法时自身线程调用的，线程在await方法中阻塞，并没有从await方法中返回，当唤醒后继续执行await方法中后面的代码（也就是获取锁的代码）。可以看出await方法释放了锁，又尝试获得锁。当获取锁不成功的时候当前线程仍然会阻塞到await方法中，等待前一个节点释放锁后再将其唤醒。
signal方法：
1. 将条件队列的队首节点取出，放入等待锁队列的队尾
2. 唤醒该节点对应的线程
注意：signal是由其它线程调用
Lock和Condition的使用例程
下面这个例子，就是利用lock和condition实现B线程先打印一句信息后，然后A线程打印两句信息（不能中断），交替十次后结束
public class ConditionDemo {
volatile int key = 0;
Lock l = new ReentrantLock();
Condition c = l.newCondition();
public static void main(String[] args){
ConditionDemo demo = new ConditionDemo();
new Thread(demo.new A()).start();
new Thread(demo.new B()).start();
}
class A implements Runnable{
@Override
public void run() {
int i = 10;
while(i > 0){
l.lock();
try{
if(key == 1){
System.out.println("A is Running");
System.out.println("A is Running");
i--;
key = 0;
c.signal();
}else{
c.awaitUninterruptibly();
}
}
finally{
l.unlock();
}
}
}
}
class B implements Runnable{
@Override
public void run() {
int i = 10;
while(i > 0){
l.lock();
try{
if(key == 0){
System.out.println("B is Running");
i--;
key = 1;
c.signal();
}else{
c.awaitUninterruptibly();
}
}
finally{
l.unlock();
}
}
}
}
}
一、ReentrantLock的调用过程
经过观察ReentrantLock把所有Lock接口的操作都委派到一个Sync类上，该类继承了AbstractQueuedSynchronizer：
static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer Sync又有两个子类：
final static class NonfairSync extends Sync
final static class FairSync extends Sync 显然是为了支持公平锁和非公平锁而定义，默认情况下为非公平锁。
先理一下Reentrant.lock()方法的调用过程（默认非公平锁）： 
这些讨厌的Template模式导致很难直观的看到整个调用过程，其实通过上面调用过程及AbstractQueuedSynchronizer的注释可以发现，AbstractQueuedSynchronizer中抽象了绝大多数Lock的功能，而只把tryAcquire方法延迟到子类中实现。tryAcquire方法的语义在于用具体子类判断请求线程是否可以获得锁，无论成功与否AbstractQueuedSynchronizer都将处理后面的流程。
二、锁实现（加锁）
简单说来，AbstractQueuedSynchronizer会把所有的请求线程构成一个CLH队列，当一个线程执行完毕（lock.unlock()）时会激活自己的后继节点，但正在执行的线程并不在队列中，而那些等待执行的线程全部处于阻塞状态，经过调查线程的显式阻塞是通过调用LockSupport.park()完成，而LockSupport.park()则调用sun.misc.Unsafe.park()本地方法，再进一步，HotSpot在Linux中中通过调用pthread_mutex_lock函数把线程交给系统内核进行阻塞。
该队列如图：
与synchronized相同的是，这也是一个虚拟队列，不存在队列实例，仅存在节点之间的前后关系。令人疑惑的是为什么采用CLH队列呢？原生的CLH队列是用于自旋锁，但Doug Lea把其改造为阻塞锁。
当有线程竞争锁时，该线程会首先尝试获得锁，这对于那些已经在队列中排队的线程来说显得不公平，这也是非公平锁的由来，与synchronized实现类似，这样会极大提高吞吐量。
如果已经存在Running线程，则新的竞争线程会被追加到队尾，具体是采用基于CAS的Lock-Free算法，因为线程并发对Tail调用CAS可能会导致其他线程CAS失败，解决办法是循环CAS直至成功。AbstractQueuedSynchronizer的实现非常精巧，令人叹为观止，不入细节难以完全领会其精髓，下面详细说明实现过程：
2.1 Sync.nonfairTryAcquire
nonfairTryAcquire方法将是lock方法间接调用的第一个方法，每次请求锁时都会首先调用该方法。
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) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
} 该方法会首先判断当前状态，如果c==0说明没有线程正在竞争该锁，如果不c !=0 说明有线程正拥有了该锁。
如果发现c==0，则通过CAS设置该状态值为acquires,acquires的初始调用值为1，每次线程重入该锁都会+1，每次unlock都会-1，但为0时释放锁。如果CAS设置成功，则可以预计其他任何线程调用CAS都不会再成功，也就认为当前线程得到了该锁，也作为Running线程，很显然这个Running线程并未进入等待队列。
如果c !=0 但发现自己已经拥有锁，只是简单地++acquires，并修改status值，但因为没有竞争，所以通过setStatus修改，而非CAS，也就是说这段代码实现了偏向锁的功能，并且实现的非常漂亮。
2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter
addWaiter方法负责把当前无法获得锁的线程包装为一个Node添加到队尾：
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;
} 其中参数mode是独占锁还是共享锁，默认为null，独占锁。追加到队尾的动作分两步：
如果当前队尾已经存在(tail!=null)，则使用CAS把当前线程更新为Tail
如果当前Tail为null或则线程调用CAS设置队尾失败，则通过enq方法继续设置Tail
下面是enq方法：
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
Node h = new Node(); // Dummy header
h.next = node;
node.prev = h;
if (compareAndSetHead(h)) {
tail = node;
return h;
}
}
else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
} 该方法就是循环调用CAS，即使有高并发的场景，无限循环将会最终成功把当前线程追加到队尾（或设置队头）。总而言之，addWaiter的目的就是通过CAS把当前线程追加到队尾，并返回包装后的Node实例。
把线程要包装为Node对象的主要原因，除了用Node构造供虚拟队列外，还用Node包装了各种线程状态，这些状态被精心设计为一些数字值：
- SIGNAL(-1) ：线程的后继线程正/已被阻塞，当该线程release或cancel时要重新这个后继线程(unpark)
- CANCELLED(1)：因为超时或中断，该线程已经被取消
- CONDITION(-2)：表明该线程被处于条件队列，就是因为调用了Condition.await而被阻塞
- PROPAGATE(-3)：传播共享锁
- 0：0代表无状态
2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued
acquireQueued的主要作用是把已经追加到队列的线程节点（addWaiter方法返回值）进行阻塞，但阻塞前又通过tryAccquire重试是否能获得锁，如果重试成功能则无需阻塞，直接返回
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} catch (RuntimeException ex) {
cancelAcquire(node);
throw ex;
}
} 仔细看看这个方法是个无限循环，感觉如果p == head && tryAcquire(arg)条件不满足循环将永远无法结束，当然不会出现死循环，奥秘在于第12行的parkAndCheckInterrupt会把当前线程挂起，从而阻塞住线程的调用栈。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
} 如前面所述，LockSupport.park最终把线程交给系统（Linux）内核进行阻塞。当然也不是马上把请求不到锁的线程进行阻塞，还要检查该线程的状态，比如如果该线程处于Cancel状态则没有必要，具体的检查在shouldParkAfterFailedAcquire中：
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
/*
* This node has already set status asking a release
* to signal it, so it can safely park
*/
return true;
if (ws > 0) {
/*
* Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
* indicate retry.
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
/*
* 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;
} 检查原则在于：
-
规则1：如果前继的节点状态为SIGNAL，表明当前节点需要unpark，则返回成功，此时acquireQueued方法的第12行（parkAndCheckInterrupt）将导致线程阻塞
-
规则2：如果前继节点状态为CANCELLED(ws>0)，说明前置节点已经被放弃，则回溯到一个非取消的前继节点，返回false，acquireQueued方法的无限循环将递归调用该方法，直至规则1返回true，导致线程阻塞
-
规则3：如果前继节点状态为非SIGNAL、非CANCELLED，则设置前继的状态为SIGNAL，返回false后进入acquireQueued的无限循环，与规则2同
总体看来，shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前继节点判断当前线程是否应该被阻塞，如果前继节点处于CANCELLED状态，则顺便删除这些节点重新构造队列。
至此，锁住线程的逻辑已经完成，下面讨论解锁的过程。
三、解锁
请求锁不成功的线程会被挂起在acquireQueued方法的第12行，12行以后的代码必须等线程被解锁锁才能执行，假如被阻塞的线程得到解锁，则执行第13行，即设置interrupted = true，之后又进入无限循环。
从无限循环的代码可以看出，并不是得到解锁的线程一定能获得锁，必须在第6行中调用tryAccquire重新竞争，因为锁是非公平的，有可能被新加入的线程获得，从而导致刚被唤醒的线程再次被阻塞，这个细节充分体现了“非公平”的精髓。通过之后将要介绍的解锁机制会看到，第一个被解锁的线程就是Head，因此p == head的判断基本都会成功。
至此可以看到，把tryAcquire方法延迟到子类中实现的做法非常精妙并具有极强的可扩展性，令人叹为观止！当然精妙的不是这个Template设计模式，而是Doug Lea对锁结构的精心布局。
解锁代码相对简单，主要体现在AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中：
class AbstractQueuedSynchronizer
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
} class Sync
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;
} tryRelease与tryAcquire语义相同，把如何释放的逻辑延迟到子类中。
tryRelease语义很明确：如果线程多次锁定，则进行多次释放，直至status==0则真正释放锁，所谓释放锁即设置status为0，因为无竞争所以没有使用CAS。
release的语义在于：如果可以释放锁，则唤醒队列第一个线程（Head），具体唤醒代码如下：
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);
/*
* Thread to unpark is held in successor, which is normally
* just the next node. But if cancelled or apparently null,
* traverse backwards from tail to find the actual
* non-cancelled successor.
*/
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);
}
这段代码的意思在于找出第一个可以unpark的线程，一般说来head.next == head，Head就是第一个线程，但Head.next可能被取消或被置为null，因此比较稳妥的办法是从后往前找第一个可用线程。貌似回溯会导致性能降低，其实这个发生的几率很小，所以不会有性能影响。之后便是通知系统内核继续该线程，在Linux下是通过pthread_mutex_unlock完成。之后，被解锁的线程进入上面所说的重新竞争状态。
四、Lock VS Synchronized
AbstractQueuedSynchronizer通过构造一个基于阻塞的CLH队列容纳所有的阻塞线程，而对该队列的操作均通过Lock-Free（CAS）操作，但对已经获得锁的线程而言，ReentrantLock实现了偏向锁的功能。
synchronized的底层也是一个基于CAS操作的等待队列，但JVM实现的更精细，把等待队列分为ContentionList和EntryList，目的是为了降低线程的出列速度；当然也实现了偏向锁，从数据结构来说二者设计没有本质区别。但synchronized还实现了自旋锁，并针对不同的系统和硬件体系进行了优化，而Lock则完全依靠系统阻塞挂起等待线程。
当然Lock比synchronized更适合在应用层扩展，可以继承AbstractQueuedSynchronizer定义各种实现，比如实现读写锁（ReadWriteLock），公平或不公平锁；同时，Lock对应的Condition也比wait/notify要方便的多、灵活的多。
ReentrantReadWriteLock
可重入读写锁。读写锁维护了一个读锁，一个写锁。
读锁同一时刻允许多个读线程访问。
写锁同一时刻只允许一个写线程，其他读/写线程都需要阻塞。
Lock和synchronized的简单对比
|
类别 |
synchronized |
Lock |
|
存在层次 |
Java的关键字，在jvm层面上 |
是一个接口 |
|
锁的释放 |
1、以获取锁的线程执行完同步代码，释放锁； 2、线程执行发生异常，jvm会让线程释放锁。 |
必须在finally中释放锁，不然容易造成线程死锁 |
|
锁的获取 |
假设A线程获得锁，B线程等待。如果A线程阻塞，B线程会一直等待。 |
Lock有多种获取锁的方式，如lock、tryLock |
|
锁状态 |
无法判断，只能阻塞 |
可以判断; tryLock(); tryLock(long time, TimeUnit unit); 可避免死锁。 |
|
锁类型 |
可重入，非公平，不可中断 |
可重入，可公平（两者皆可） 可中断：lockInterruptibly(); |
|
功能 |
功能单一 |
API丰富； tryLock(); tryLock(long time, TimeUnit unit); 可避免死锁。 |
浙公网安备 33010602011771号