AQS 抽象队列同步器
2024-01-07 18:58:26
AQS
AQS （抽象队列同步器）： AbstractQueuedSynchronizer 是什么
- 来自jdk1.5，是用来实现锁或者其他同步器组件的公共基础部分的抽象实现，是重量级基础框架以及JUC的基石，主要用于解决锁分配给谁的问题
- 整体是通过一个抽象的FIFO队列来完成资源获取线程的排队工作，并通过一个int变量表示持有锁的状态
- 锁是面向开发人员的，而同步器是JDK统一规范并简化了锁的实现，并抽象出来的公共基础部分，屏蔽了同步状态、同步队列的管理，和线程排队、通知、唤醒等机制
和AQS相关的类有：
- ReentranLock
- CountDownLatch
- ReentrantReadWriteLock
- Semaphore
- 等
AQS 原理
- 整体是通过一个抽象的FIFO队列来完成资源获取线程的排队工作，并通过一个int变量表示持有锁的状态
- 如果共享资源被占用，就需要阻塞唤醒机制来保证锁的分配，这个机制主要是通过CLH队列的变体实现的，将暂时获取锁失败的线程，以及自身的等待状态封装成队列的节点对象node，放入队列中
- 通过CAS、自旋等维护共享资源的状态，达到并发效果
- 内部结构：
- 队列的 头指针、尾指针
- int 类型的同步状态的标识 state ，默认值0代表没有被占用，大于等于1代表被占用
- 内部类node，将暂时获取锁失败的线程，以及自身的等待状态封装成队列的节点对象node
- int类型变量 waitStatus 当前节点再队列中的等待状态，默认为0
- 1表示线程被取消
- -1表示后继线程需要被唤醒
- -2表示等待conditon唤醒
- -3表示共享式（锁分为共享和独占）同步状态获取将无条件地传播下去
- 前一个节点的指针和后一个节点的指针
- 请求线程
- int类型变量 waitStatus 当前节点再队列中的等待状态，默认为0
CLH队列
- (Craig, Landin,Hagersten) 三个科学家名字的简称
- 通过state状态判断是否阻塞，从尾部入队，头部出队
以ReentrantLock为例，加锁和解锁的步骤为：
lock
-
当调用 lock 方法加锁时
- 非公平锁，会先尝试通过cas 比较并交换的操作把 states 的状态值从 0更新为1，如果更新成功，就把持有锁的线程设置为自己
- 更新失败就和公平锁一样，执行 AQS 的 acquire方法
- 除此之外，公平和非公平锁的区别就是，再获取同步状态时，公平锁需要判断等待队列中再自己之前是否存在有效节点，如果有公平锁就需要排队
- 因为公平锁讲究先到先得，线程再获取锁时，如果这个锁的等待队列已经有线程再等待，当前线程就会直接进入等待队列
- 而非公平锁，不管是否有队列，如果可以获取锁，就会立刻占有锁的对象，所以第一个在队列里排队的线程苏醒后，仍然需要去竞争锁，且不一定能竞争到锁
acquire 方法源码：
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
acquire
- 调用lock方法加锁，除非是非公平锁能直接拿到锁，其他情况下都是在调用acquire 方法
- acquire 方法分为三种情况：
- 调用 tryAcquire 方法尝试加锁；
-
AQS类的tryAcquire方法只是做了规范，方法内直接抛出异常，所以这个方法需要由子类去实现
-
非公平锁的tryAcquire 方法会先判断锁的状态state是否为0，为0说明没有被其他线程占用，就立即使用cas操作变更state为1，变更成功就把持有锁的线程设置为自己，变更失败就表示加锁失败
-
如果锁的状态为1，说明锁已经被占用，在比较当前线程和持有锁的线程是否一致，不一致就加锁失败
-
tryAcquire 方法公平和非公平锁的区别是
- 再获取同步状态时，公平锁需要判断等待队列中再自己之前是否存在有效节点，如果有公平锁就需要排队
- 非公平锁，不管是否有队列，如果可以获取锁，就会立刻占有锁的对象
-
如果 tryAcquire 方法抢锁失败，就需要调用 addWaiter加入到等待队列
-
- 加锁失败，调用 addWaite方法，进入等待队列；
- acquire 方法的 addWaiter 方法创建的是独占的node节点，节点中封装的是当前线程
- 首先要判断 链表的尾指针是否为空
- 如果为空，就需要初始化链表，首先new一个空的哨兵节点，这个节点并不存储信息，只是作为占位使用，然后设置哨兵节点为头节点，然后把头节点赋值给尾节点
- 当链表初始化完成后，或者链表中已经由其他节点时，就用CAS操作把新节点加入到链表尾部，如果节点加入链表失败就进行下一次循环，直到把节点加入成功为止
- 如果不为空，直接用CAS操作把新节点加入到链表尾部，同样如果节点加入链表失败就进行循环，直到把节点加入成功为止
- 节点成功入队后，需要调用acquireQueued 方法
- 进入队列之后，调用acquireQueued 方法，线程进入阻塞状态，等待唤醒后才能继续执行
- 首先获取当前节点的前置节点，如果前置节点是头节点，就尝试去获取锁
- 如果获取锁成功，就把自己设为头节点，就把锁的state改为1，设置当前线程为持有锁的线程
- 如果前置节点不是头节点，或者获取锁失败
- 就需要判断前置节点的waitStatus状态值，waitStatus值默认为0，第一次进入循环，会把前置节点的waitStatus的值改为-1后，继续下一次循环后，会调用 LockSupport.park 方法阻塞当前线程，需要等待其他线程释放锁后，再唤醒阻塞的线程
- 当持有锁的线程释放锁，且调用LockSupport.unpark 唤醒该线程后才能继续执行，LockSupport.unpark 唤醒的是头节点的下一个节点
- 线程被唤醒后,检查线程是否被中断，如果线程没有被中断，就继续进行循环
- 继续尝试去加锁，因为是非公平锁，所以有可能会加锁失败
- 如果加锁成功，就把锁的state改为1，设置当前线程为持有锁的线程，并且把当前线程的节点设置为链表的头节点，原本的头节点会从链表中剔除
- 因为每次唤醒的都是头节点的下一个节点，所以成功抢到到锁后，被唤醒的节点会成为新的头节点，后续会唤醒链表的下一个节点
- 如果线程在等待过程中取消，没有获取到锁就跳出了循环，failed值为默认的true，就会执行cancelAcquire方法，取消正在排队的节点
- 首先设置当前节点的线程为null，然后获取上一个没有取消的前置节点，
- 把当前节点的 waitStatus 设置为1（1就是要取消的节点）
- 如果当前节点是尾节点，就把上一个有效的节点设置为尾节点
- 如果不是尾节点，并且满足出队条件，就变更链表中相关节点的前置和后置引用，剔除要取消的节点
非公平锁的 tryAcquire 方法源码
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
//先判断锁的状态state是否为0，为0说明没有被其他线程占用
if (c == 0) {
//为0说明没有被其他线程占用，使用cas操作变更state为1
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
//变更成功就把持有锁的线程设置为自己，变更失败就表示加锁失败
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
//如果锁的状态为1，说明锁已经被占用，在比较当前线程和持有锁的线程是否一致
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
//加锁失败
return false;
}
addWaiter(Node.EXCLUSIVE) 加入等待队列 源码：
- Node.EXCLUSIVE 代表的是独占的节点，也就是排他锁
private Node addWaiter(Node mode) {
//node节点中封装的是当前线程
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//尾指针
Node pred = tail;
//链表的尾指针是否为空
if (pred != null) {
node.prev = pred;
//如果加入失败，就会走下面的循环，直到把节点加入链表为止
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
//尾节点
Node t = tail;
//如果尾节点为null
if (t == null) { // Must initialize
//就需要new一个node节点，并且设置为头节点，然后把头节点赋值给尾节点
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
//当链表初始化完成后，或者链表中已经由其他节点时
//把要加入链表的新节点的前指针设置为尾节点
node.prev = t;
//并且把新加入的节点设置为尾节点
if (compareAndSetTail(t, node)) {
//设置成功就之前尾节点的后指针指向新节点，这样新节点就变成了新的尾节点，如果设置失败，就继续循环，直到把新节点加入到链表尾部为止
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
acquireQueued 源码
- 线程进入阻塞状态，等待唤醒后才能继续执行
//arg为1，独占锁
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
//获得node节点的前置节点
final Node p = node.predecessor();
//node节点的前置节点是否为头节点，如果是就尝试去获取锁
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
//判断node节点的前置节点的waitStatus状态，默认情况下都是0，在第二次循环的时候，就会改成-1，然后执行parkAndCheckInterrupt方法
//parkAndCheckInterrupt方法会阻塞当前线程
//也就是后面的节点会把前面节点的 waitStatus 改为-1
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
/**
* waitStatus 当前节点再队列中的等待状态
默认为0
1表示线程获取锁的请求被取消
-1表示线程已经准备好了
-2表示节点在等待队列中，等待唤醒
-3表示共享式（锁分为共享和独占）同步状态获取将无条件地传播下去
*/
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
//前置节点的状态
int ws = pred.waitStatus;
// SIGNAL= -1 ， 当线程再次进行循环的时候，前一个节点的waitStatus已经被设置为-1，就返回true
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
//线程被取消
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
//如果前置节点的 waitStatus不等于-1也不大于0，就把waitStatus的值改为-1后，返回false
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
//阻塞当前线程
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
//验证当前线程的通行证，阻塞当前线程
LockSupport.park(this);
//被唤醒后,检查线程是否被中断，如果线程没有被中断，就返回 false
return Thread.interrupted();
}
取消正在进行的获取尝试
// node 为需要取消的节点
private void cancelAcquire(Node node) {
// Ignore if node doesn't exist
if (node == null)
return;
//设置当前节点的线程为null
node.thread = null;
//获取上一个节点
Node pred = node.prev;
//waitStatus > 0 ，表示上一个节点也要取消
while (pred.waitStatus > 0)
//那么就一直向上找，直到找到没有取消的前置节点
node.prev = pred = pred.prev;
//获取不会取消的前置节点的下一个节点
Node predNext = pred.next;
//把当前节点的 waitStatus 设置为1，1就是要取消的节点
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
//如果当前节点是尾节点，就把上一个还有效的节点设置为尾节点
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
//设置成功，就把上一个节点的后置节点设置为null,这样上一个还有效的节点就成为了尾节点
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
//否则
int ws;
//前置节点不能是头节点，因为头节点只是占位节点，并且满足出队条件
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
//变更链表中相关节点的前置和后置引用，剔除要取消的节点
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // help GC
}
}
unlock
unlock 源码，其实是再调用release方法
public void unlock() {
sync.release(1);
}
release方法会首先尝试释放锁
- tryRelease 会把持有锁的线程为null，并且把锁的state设置为0
- 如果链表被初始化过，有在等待的线程节点，头节点就不为空，且waitStatus值为-1
- 接下来会把头节点的waitStatus的改为0，如果头节点的下一个节点不为null，就调用LockSupport.unpark 方法，唤醒头节点的下一个节点
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
AQS的tryRelease方法，同样没有做实现，需要子类自己去实现，下面是ReentrantLock的实现
protected final boolean tryRelease(int releases) {
//传入的releases为1，持有锁的线程State为1，所以C为0
int c = getState() - releases;
//如果当前线程不等于持有锁的线程会抛出异常，这种情况一般不会出现
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
//c等于0，就设置持有锁的线程为null,并且把state设置为0，返回true
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
unparkSuccessor
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
//重新把头节点的waitStatus值改为0
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
//头节点的下一个节点
Node s = node.next;
//如果链表被初始化过，有在等待的线程节点，头节点的后置节点就不为null
//如果链表后面还有其他节点，那么头节点的后置节点waitStatus值就为-1
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;
}
//如果头节点的下一个节点不为null，就直接调用 LockSupport.unpark 方法，唤醒头节点的下一个节点
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
文章来源:https://blog.csdn.net/persistence_PSH/article/details/135441801
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