ReentrantLock 及 AQS 实现原理

提到 JAVA 加锁，我们通常会想到 synchronized 关键字或者是 Java Concurrent Util（后面简称JCU）包下面的 Lock，今天就来扒一扒 Lock 是如何实现的，比如我们可以先提出一些问题：当我们通实例化一个 ReentrantLock 并且调用它的 lock 或 unlock 的时候，这其中发生了什么？如果多个线程同时对同一个锁实例进行 lock 或 unlcok 操作，这其中又发生了什么？

什么是可重入锁？

ReentrantLock 是可重入锁，什么是可重入锁呢？可重入锁就是当前持有该锁的线程能够多次获取该锁，无需等待。可重入锁是如何实现的呢？这要从 ReentrantLock 的一个内部类 Sync 的父类说起，Sync 的父类是 
AbstractQueuedSynchronizer（后面简称AQS）。

什么是AQS？

AQS 是 JDK1.5 提供的一个基于 FIFO 等待队列实现的一个用于实现同步器的基础框架，这个基础框架的重要性可以这么说，JCU 包里面几乎所有的有关锁、多线程并发以及线程同步器等重要组件的实现都是基于 AQS 这个框架。AQS 的核心思想是基于 volatile int state 这样的一个属性同时配合 Unsafe 工具对其原子性的操作来实现对当前锁的状态进行修改。当 state 的值为 0 的时候，标识改 Lock 不被任何线程所占有。

ReentrantLock 锁的架构

ReentrantLock 的架构相对简单，主要包括一个 Sync 的内部抽象类以及 Sync 抽象类的两个实现类。上面已经说过了 Sync 继承自 AQS，他们的结构示意图如下：

 

上图除了 AQS 之外，我把 AQS 的父类 
AbstractOwnableSynchronizer（后面简称AOS）也画了进来，可以稍微提一下，AOS 主要提供一个 exclusiveOwnerThread 属性，用于关联当前持有该所的线程。另外、Sync 的两个实现类分别是 NonfairSync 和 FairSync，由名字大概可以猜到，一个是用于实现公平锁、一个是用于实现非公平锁。那么 Sync 为什么要被设计成内部类呢？我们可以看看 AQS 主要提供了哪些 protect 的方法用于修改 state 的状态，我们发现 Sync 被设计成为安全的外部不可访问的内部类。ReentrantLock 中所有涉及对 AQS 的访问都要经过 Sync，其实，Sync 被设计成为内部类主要是为了安全性考虑，这也是作者在 AQS 的 comments 上强调的一点。

AQS 的等待队列

作为 AQS 的核心实现的一部分，举个例子来描述一下这个队列长什么样子，我们假设目前有三个线程 Thread1、Thread2、Thread3 同时去竞争锁，如果结果是 Thread1 获取了锁，Thread2 和 Thread3 进入了等待队列，那么他们的样子如下：

 

AQS 的等待队列基于一个双向链表实现的，HEAD 节点不关联线程，后面两个节点分别关联 Thread2 和 Thread3，他们将会按照先后顺序被串联在这个队列上。这个时候如果后面再有线程进来的话将会被当做队列的 TAIL。

1）入队列

我们来看看，当这三个线程同时去竞争锁的时候发生了什么？代码：

 

解读：三个线程同时进来，他们会首先会通过 CAS 去修改 state 的状态，如果修改成功，那么竞争成功，因此这个时候三个线程只有一个 CAS 成功，其他两个线程失败，也就是 tryAcquire 返回 false。接下来，addWaiter 会把将当前线程关联的 EXCLUSIVE 类型的节点入队列：

 

解读：如果队尾节点不为 null，则说明队列中已经有线程在等待了，那么直接入队尾。对于我们举的例子，这边的逻辑应该是走 enq，也就是开始队尾是 null，其实这个时候整个队列都是 null 的。代码：

 

解读：如果 Thread2 和 Thread3 同时进入了 enq，同时 t==null，则进行 CAS 操作对队列进行初始化，这个时候只有一个线程能够成功，然后他们继续进入循环，第二次都进入了 else 代码块，这个时候又要进行 CAS 操作，将自己放在队尾，因此这个时候又是只有一个线程成功，我们假设是 Thread2 成功，哈哈，Thread2 开心的返回了，Thread3 失落的再进行下一次的循环，最终入队列成功，返回自己。

2）并发问题

基于上面两段代码，他们是如何实现不进行加锁，当有多个线程，或者说很多很多的线程同时执行的时候，怎么能保证最终他们都能够乖乖的入队列而不会出现并发问题的呢？这也是这部分代码的经典之处，多线程竞争，热点、单点在队列尾部，多个线程都通过【CAS+死循环】这个free-lock黄金搭档来对队列进行修改，每次能够保证只有一个成功，如果失败下次重试，如果是N个线程，那么每个线程最多 loop N 次，最终都能够成功。

3）挂起等待线程

上面只是 addWaiter 的实现部分，那么节点入队列之后会继续发生什么呢？那就要看看 acquireQueued 是怎么实现的了，为保证文章整洁，代码我就不贴了，同志们自行查阅，我们还是以上面的例子来看看，Thread2 和 Thread3 已经被放入队列了，进入 acquireQueued 之后：

1. 对于 Thread2 来说，它的 prev 指向 HEAD，因此会首先再尝试获取锁一次，如果失败，则会将 HEAD 的 waitStatus 值为 SIGNAL，下次循环的时候再去尝试获取锁，如果还是失败，且这个时候 prev 节点的 waitStatus 已经是 SIGNAL，则这个时候线程会被通过 LockSupport 挂起。
2. 对于 Thread3 来说，它的 prev 指向 Thread2，因此直接看看 Thread2 对应的节点的 waitStatus 是否为 SIGNAL，如果不是则将它设置为 SIGNAL，再给自己一次去看看自己有没有资格获取锁，如果 Thread2 还是挡在前面，且它的 waitStatus 是 SIGNAL，则将自己挂起。

如果 Thread1 死死的握住锁不放，那么 Thread2 和 Thread3 现在的状态就是挂起状态啦，而且 HEAD，以及 Thread 的 waitStatus 都是 SIGNAL，尽管他们在整个过程中曾经数次去尝试获取锁，但是都失败了，失败了不能死循环呀，所以就被挂起了。当前状态如下：

 

锁释放-等待线程唤起

我们来看看当 Thread1 这个时候终于做完了事情，调用了 unlock 准备释放锁，这个时候发生了什么。代码：

 

解读：首先，Thread1 会修改AQS的state状态，加入之前是 1，则变为 0，注意这个时候对于非公平锁来说是个很好的插入机会，举个例子，如果锁是公平锁，这个时候来了 Thread4，那么这个锁将会被 Thread4 抢去。。。

我们继续走常规路线来分析，当 Thread1 修改完状态了，判断队列是否为 null，以及队头的 waitStatus 是否为 0，如果 waitStatus 为 0，说明队列无等待线程，按照我们的例子来说，队头的 waitStatus 为 SIGNAL=-1，因此这个时候要通知队列的等待线程，可以来拿锁啦，这也是 unparkSuccessor 做的事情，unparkSuccessor 主要做三件事情：

1. 将队头的 waitStatus 设置为 0。
2. 通过从队列尾部向队列头部移动，找到最后一个 waitStatus<=0 的那个节点，也就是离队头最近的没有被cancelled的那个节点，队头这个时候指向这个节点。
3. 将这个节点唤醒，其实这个时候 Thread1 已经出队列了。

还记得线程在哪里挂起的么，上面说过了，在 acquireQueued 里面，我没有贴代码，自己去看哦。这里我们也大概能理解 AQS 的这个队列为什么叫 FIFO 队列了，因此每次唤醒仅仅唤醒队头等待线程，让队头等待线程先出。

羊群效应

这里说一下羊群效应，当有多个线程去竞争同一个锁的时候，假设锁被某个线程占用，那么如果有成千上万个线程在等待锁，有一种做法是同时唤醒这成千上万个线程去去竞争锁，这个时候就发生了羊群效应，海量的竞争必然造成资源的剧增和浪费，因此终究只能有一个线程竞争成功，其他线程还是要老老实实的回去等待。AQS 的 FIFO 的等待队列给解决在锁竞争方面的羊群效应问题提供了一个思路：保持一个 FIFO 队列，队列每个节点只关心其前一个节点的状态，线程唤醒也只唤醒队头等待线程。其实这个思路已经被应用到了分布式锁的实践中，见：Zookeeper 分布式锁的改进实现方案。

总结

这篇文章粗略的介绍一下 ReentrantLock 以及锁实现基础框架 AQS 的实现原理，大致上通过举了个三个线程竞争锁的例子，从 lock、unlock 过程发生了什么这个问题，深入了解 AQS 基于状态的标识以及 FIFO 等待队列方面的工作原理，最后扩展介绍了一下羊群效应问题，博主才疏学浅，还请多多指教。