一文看懂JUC之AQS机制

为了解决原子性的问题，Java加入了锁机制，同时保证了可见性和顺序性。JDK1.5的并发包中新增了Lock接口以及相关实现类来实现锁功能，比synchronized更加灵活，开发者可根据实际的场景选择相应的实现类J W u。

本文注重讲解其不同衍生类的使用场景以及其内部AQS的原b F h X 7 E理。并发问题引入以及synchroniz~ . r = Fed相关的知识请看上一篇文章一文看懂Java锁机制。

Lock特性

可重入

像synchronized和Reentrant~ y aLock都是可重入锁，可重入性表明了锁的分配机制是基于m M i线程的分配，而不是基于方法调用的分配。

举个简单的例子，当一个线程e u s 5 v + ) ,已经获取到锁，当后续再获取同一个锁，直接获取成功。但获取锁和释放锁必须要成对出现。

可响应中断

当线程因为获取锁而进入阻塞状态，1 P ] % %外部是可以中断该线程的，s c n w调用方通过捕获InterruptedException可以捕获中断

可设置超时时间

获取锁时，可以指定超时时间，可b o $ – \ k S 8以通过返回值来判断是否! ! g 3 & *成功获取锁

公平1 e j ] g / 2性

提供公平性锁和非公平锁（默认）两种选择。

公平锁，线程将按照他们发出请求的顺序来获取锁，不允许插队；
非公平锁，则允许插队：当一个线程发生获取锁的请求的时刻，如果这个锁是可用的，那这个线程将跳过所在队列里等待线程并获得锁。

考虑这么一种情况：A线程持有锁! _ = . O f W，B线程请求这个锁，因此B线程被挂起；Aw z a F 4 F 0 7 M线程释放这个锁时，B线程将被唤醒，因此再次尝试获取锁；与此同时，C线程也请/ r % b ] 5 K求获取这个锁，那么, h @ v ~C线程很可能在B线程被完全唤醒之前获得、使v Z s用以及释放这个锁。

这是种双赢的局面，B获取锁的时刻（B被唤醒后才能获取锁）并没有推迟，C更早地获取了锁，并且吞吐量也获得了提高。在大多数情况下，非公平锁的性能要高于公平锁的性能。

另外，这个公G p Q + Q 1 v v平性是针对线程而言的，不能依赖此来实现业务上的公平性，应该由开发者自己控制，比如通过FIFO队列来保证公布。

读写锁

允许读锁和写锁分离，读锁与写锁互斥，但是多个读锁可以共存，适用于读频次远大于写频次的场景

丰富的API

提供了多个方法来获取锁相关的信息，可以帮Q K j A V 3 { Z助开发者监控和排查问题

iM U 2sFairs _ N ? 8 D()：判断锁是否是公平锁
isLockT ] 8 = p yed()：判断z l S锁是否被任何线程获取了
isHeldh u \ \ J Q BByCurrentThrev L ; c B v mad()：判断锁是否被当前线程获取了
hasQueuedThreads()：判断是否有线程在等待该锁J T 2 X \ \ 3
getHoldCount()：查询当前r + ,线程占有lock锁的次数
gex ! J . JtQueueLength()：获取正U u I M * d 1在等待此锁的线程数

锁的使用

ReentrantLock

独占锁的实现，拥有上面列举; f = 6 j P r的除读写锁之外的所有特性，使用比较简单



classX{


//创建独占锁实例


priX e ZvatefinalReentrantLocklock=newReentra] | j Y 1 [ # b intLock()b ] W P;v I u U B s . T


//e } ` C V + | : 0...


publicvoidm(){


lock.loc3 p U xk();//blockuntilconditionholdS % V + z Q K k Fs


try{


//...methodbody


}finally{


//必J ( s 3 _ T * m X须要释放X T l =锁，unlock与lock成对出现


lock.unlock()


}


}

}

ReentrantReadWriteLock

读写锁的实现，拥有上面列举的所有特性。并且写锁可降级为读锁，反之不行。



classCachedData{


Objectdata;


volatilebooleancG ; XacheValid;


finalReentx q : \ 1 } v 3rantReadWriteLockrwl=newReentrantReadWriteL5 8 !ock();


voidprocessCachedDax 0 z p { , a e (ta(){


rwl.readLock().lock();


if(!cD A s kacheValid){


//MustreleasereadlockbeforeacquB 5 = J o T giringwritelock


rwl.read3 m g 2 I ~ + +Lock().unlock();


rwl.writeLock().lo{ B 7ck();


try{


//Recheckstatebecauseanother= I { - U 6 - vthreadmighthave


//acquiredwritF ( m { q R a | 2elockandchangedstatebeforewedid.

if(!cacheValid){

dc Z ) 6 { & v X }ata=...


cacheValid=true;

}

//Downgradebyacquiringreadlockbeforereleasingwritelock


rwl.rL @ f + x W xeadLock().lock();


}finally{


rwl.writeLoc\ W 8 & 9 u 0 \ ck().unlock();//U= v b \ Anlockwrite,stillholdread


}


}


try{


use(data);


}finally{


rwl.readLock().unlock();


}


}

}

StampedLock

StampedLock也是一种读写锁，提供两种读模式：乐观读和悲观读。乐观读允许读的过程中也可以获取写锁h F F d w (后写入！这样一来，我们读的数据就可能不一致，所以，需要一点额外的代码来判u / – z断q T ( K h } Z * Q读的过程中是否有写入。

乐观锁的% f a ? X意思就是乐观地估计读的过程中大, K G @ O 8概率不会有写入，因此被称为乐观锁。反过来，悲观锁则是读的过程中拒绝有写入，也就是写入必须等待。显然乐观锁的并发效率更高，但一旦有小概率的写入导致读取的数据不一致，需要能检测出来，再读一遍就行。



publicclassPoint{


privatefina? 8 \ Y i )lStamC I SpedLockstampedLock=newStampedLockJ ) y : ! { 0 } X(m M M d 2 O &);


privatedoublex;


privatedoubley;


publicvoidmove(doubledeltaX,doubledeltaY){


longstamp=stamp* f F j Z 2 3 E 3edLock.writeLock();//获取写锁


try{


x+=deltaX;


y+=deltaY;


}finally{


stamp_ ? b / ^ Y 6edLock.unlocU y kkWrim h )te(stamp);//释放写锁


}


}


publicdoubledistanceFromOrigin(){


longstamp=stampedLock.tryOm w & F 5 : hptimisticRead();//获得一个乐观读锁


//注意下面两行代码不是原S z q ] i $ o .子操作


//假设x,y=(100,200)


doublecurrentX=x;


//此处已读取到x=100，但x,y可能被写线程修改为(300,400)


doublecurrentY=y;


//此处已读取到y，如果没有写入，读取是正确的(100,200)


//如果有写入，读取是错误的(100,400)


if(!stampedLock.validate(stamp)){//检查乐观读锁后是M D % 3 A C z h ^否有其他写锁发生


stamp=stampedLock.readLock();//获取一个悲观读锁


try{


currentX=x;


currentY=y;

}fJ _ ) q n K zinally5 ? b q [ M 1 . U{

stampedLock.unlockRead(stamp);//释放悲$ c + n _ C观读锁


}


}


returnc ; mMath.sqrt(currentXp [ | d*currentX+currentY*currentY);


}_ : Z e L \ $ 1

}

Condition

Condition成为条件队列或条件变量，为一个线程挂起执行（等待）提供了一种方法，直到另一线程通知某些状态条件现在可能为真为5 W L h f o止。由于对该共享状态信息的访问发生在不同的线程中，因此必须由互斥锁对其其进行保护。

await方法：必须在获取锁之后的调用，表示释放当前锁，阻\ = 3 Z 7 w 7 {塞当前线程；等待其他线程调用锁的signal或signalAll方法f % ! I j M f，线程唤醒重新获k 0 M取锁。

Lock配合Condition，可以实现sw N Nynchronize# \ f . Ed 与对象（wait，notify）同样的效果，来进行线程间基于共享变量的通信。但优势在于同一个锁可以由多个条件队列，当某个条件满足时，只需要唤醒对应的条件队列即可，避免无效的竞争。



//9 t \ f + o !此类实现类似阻塞队列（AL + 4 Q j 2 g i [rrayBlockingQueue1 g M ,）


classBoundedBuffer{


finalLocklock=| p znewReentrantLock();


finalConditionnotFull=lock.newCondition();


finalConditionnotEmpty=lock.newConditioX , o ? l #n();


fins f D U S (alObject[]items=newObject[100];


intputptr,takeptr,count;


publicvoidput(Objectx)throwsInterrupted& u z i / g U HException{


lock.lock();


tr6 = n 4 . 4 5 M .y{


while(count==items.length)


notFull.await()v K V l;


iteR m | y { q 6 k oms[putptr]=x;


if(++putptr==items.length)putptr=0;


++count;


notEmpty.signal();


}finally{


lock.unlock();


}


}


publicObjecttake()throwsInterruptedException{


lock.lock();


try{


while(count==0)


notEmpty.awaitL ( m b 0 l();


Objectx=il r [ A m 0 4 | 8tems[takeptr];


if(++takeptr==items.length)takeptr=0;


--count;


notFull.signal();


returnx;


}finally{


lock.unlock();


}


}

}

BlockingQueue

BlockingQueue阻塞队列实际上是一个生产者/消费者模型，当队列长度大于指定的最大值，生产线程就会被阻塞；反之当队列元素为空时，消费线程就会被阻塞；同时当消费成功时，就会唤醒阻塞的生产者线程；生产成功就会唤醒消费者线程；

内部使用就是ReentrantLock + Condition来实现的，可以参照上面的示例。

CountDownLatch

称之为倒计时器锁，初U ! Q } N K P始化指定数值，调用couJ m X z 5 q I ,ntDown可以对数\ [ ] 5 & n值减一，当数值减为0时，就会唤醒所有因为调用await方法而阻塞的线程。

可以达到一组线程等待另外一组线c 9 Y R ` g y程都完成任务的效果。



classDriver{//...


voidmain()throwsInterruptedException{


CountDownLatchstartSignal=newCountDownLatch(1)/ M C = (;


CountDownLatchdoneSignal=newCountDownLatch(N);


forH C 9 Q 5 s 8 x }(inti=0;i<N;++i)//createandstartthreads


newThread(newWorker(startSignal,doneSignal)).start();


doSomethingElse();//don'tlC w ~ 6 Y e ; F \etrunyet


startSignal.countDown();//letallt{ 1 % ^ ehreadsL h { M D 4 F #proceed


doSomethi0 N a # v jngElse();


doneSig_ J q dnal.await();//waitfo# ` D V t f P SrallU l Z 2tofinish


}


}


classWorkerimplementsRu3 { & _nnable{


privatefinalCountDownLatchstartSignal;


prV z nivatefinalCountDownLatchdoneSignal;


Worker(CountDownLQ % q U N = { ~atchstartSignal,CountDownLatchdoneSignal){


this.startSignal=startSignal;


this.doneSignal=doneSignal;


}


publicvoidrun(){


try{


startSignal.await();


doWork();


doneSignal.countDo8 y r y 4 ]wn();


}ck 5 ^ zatch(InterruptedExceptionex){W N f}//return;


}


voF * M W M (iddoWork(){z 4 M _...}

}

CyclicBarS P W { Lrier

称之为同步屏障，它使得一组线程互相等待，直到到达某个公共屏障点。

初始化指定数值，调用await方法会使得线程阻塞，直到指定数量的线程都调用await方法时，所有被阻塞的线程会r J N X被唤醒，继续执行。

与CountDownLatch的区别是，CountDownLatch是一组线程等待另外一组线程，而Cycl7 T \icBarrier是一组线程之间相互等待。

Semaphore

称之为信号量2 Q t $ %，与T L l L w A q Z +互斥锁ReentrantLock用法类似，区别就是Semaphore共享的资源是多个，允许多个线程同时竞争成功。? c , w 8

AQS原理

AQS 是 AbstractQueuedSynchronizer的缩写，中文抽象队列同步器，是构建各类锁和同步器的基础实现。~ u L 4 M E \ Z内部维护了共享变量state （in7 5 M ; 6t类型）和双向队列（包含头指针和尾指针）

并发问题解决

原子性

Unsafe.compareAndSwapXXX 实! ! C / w X 6 T现CAS更改 state 和队列指针内部依赖CPU提供的原子指令

可见性与有序性

volatil) N D ^ : Z ` L 8e 修饰 state 与队列指针（prev/next/head/tail）

线程阻塞与唤醒

Unsafe.park Unsafe.parkNanos Unsafe.unpark

UnsafeJ 1 4 M 8 * D类是在sun.misc包下，不属于Java标准。提供了内存管理、对象实例x / % ~ V { 1 g化、数组操作、CAS操作、线程挂起与恢复等功能，Unsafe类提升了Java运行a V k W效率，增强了Java语言底层的操作能力。很多Java的基础类库，包括一些被广泛使用的高性能开发库都是基于Unsafe类开发的，比如Netty、Cassandra、Hadoop、Kafka等

AQS内部有两种模式：独占模式和共享模式

AQSE k u n F | O * 的设计是基于模板方法的，使用者需要继承 AQS 并重写指定的方法。不同的自定义同步器争用共享资源的方式不同，比S 5 1 Z c如可重入、公平性等都是子类来实现。

自定义同步器在实现时只需要实现共享资源state的获取与释放方式即可，至于具体线程等待队列的维护（如获取资源失败入队/唤醒出队等），由AQS内部处理。

独占模式

只有一个线程都能够获取到锁
锁释放后需要唤醒后继节点

AQS提供的独占模式相关的方法



//获取独占锁（线程阻塞直至获取成功）


publicfinalvoidacquire(i/ q Ynt)


//获取独占锁，可被中断


publicfinalvoidacquireInterruptibly(int)


//获取独占锁，可被中断和指定超时时间


publicfinalbooleantryAcquireNanos(int,long)


//释放独占锁（释放锁后，将等待队列中第一个等待节点唤醒）

publicfinalbooleanrelease(int)

AQS子@ ) , c ^ E d类需要实现的独占模式相关u e a的方法



//尝试获取独占& ) N锁m ` Y { F D 5 e N


protecx [ W _tedb[ | Fooleantrya Q / V ! k z 3 }Acquire(int)


//尝试释放独占锁

protectedbooleantryRelease(int)

获取独占锁的流程

调用子类tk u ; & NryAcquire尝试获取锁，获取成功，直接返回
通过自旋CAS将当前线程封装成节点加入队列末尾
循I : W – Y T环等待或尝试tryAcquire获取锁
- 判断前置节点如果为head，则尝试获取锁
- 根据队列中节点状态，决定是否需要阻塞当前线程
- tryAcquire获取锁成功后，将当前节} M Z =点设置为head 并返回
如果当前线程中断或超时，则执行cancelAcquire
- 将Z g [ +当前节点状态置为CANCELED，并从队列删除
- 如果前置节点为Head，则将后置节点唤醒

释放独占锁的流程

共享模式

多个线程都能够获取到锁
锁释放后需要唤醒后继节点
锁获取后如果还有资源需要唤醒后继共享节T $ T点

AQS提供的共享模式相关的方法



//获取共享锁（线程阻塞直至获取成功）


publL i C Eicfinalg C c a qvoidacquireShared(int)


//获取共享锁，可被中断


publicfinalacquireSharedInterruptibly(int)


//获取共享锁，可被中断和指定超时时间


publicfinaltryAcquireSharedNanos(int,long)


//获取共享锁

publicfinalbooleanreleaseS/ F j ( t ohared(int)

AQS子类需要实现的共享模式相关的方法



//尝试获取共享锁


protectedinttryAcquireShared(int)


//尝试释放共享锁

protectedbooleanx V S *tryReleaseShared(int)

获取共享锁的流程

1.调用子类tryAcquireShared尝试获取锁，获取成功，直接返回

2.通过l A K V s x自旋CAS将当前线程封装成节点加入队列I O # 8 L / X g V末尾

3.循环等待或尝试tryAcquireShared获取锁

判断前置节点如果为head，则尝试获取锁
根据队列中节点状态，决定是否需要阻塞当前线程
tryAcquireShar\ A – I X J Y Zed获取锁成功后，将当前节点设置为head
- 如果资源有剩余或者原先的head节点状态为SIGNAL/PROPAGATE，则调用doReleaseShared
- 如果当前head节点状态为SIGNALf 6 B 2，唤醒后继节点
- 如果当前headC e x o V Q节点状态为ZERO，将head节点状态置为PROPAGATE
如果当前线程中断或超时，则执行cz j fancelAcquire
- 将当前节点状态置为CANCELED，并从队列删除
- 如果前置节点为Head，则将后置节点唤醒

释放共8 G r e享锁的流程

等待队列中节点的状态变化

ReentrantLock示例

tryAcquire逻Z $ \辑

tryRelease逻辑

【责任编辑：庞桂玉 TEL：（010）68476606】

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