java多线程之ReentrantLock
前言
相信学过java的人都知道 synchronized 这个关键词，也知道它用于控制多线程对并发资源的安全访问，兴许，你还用过Lock相关的功能，但你可能从来没有想过java中的锁底层的机制是怎么实现的。如果真是这样，而且你有兴趣了解，今天我将带领你轻松的学习下java中非常重要，也非常基础的可重入锁-ReentrantLock的实现机制。
ReentrantLock是一个可重入的互斥锁，又被称为“独占锁”。
顾名思义，ReentrantLock锁在同一个时间点只能被一个线程锁持有；而可重入的意思是，ReentrantLock锁，可以被单个线程多次获取。
ReentrantLock分为“公平锁”和“非公平锁”。它们的区别体现在获取锁的机制上是否公平。“锁”是为了保护竞争资源，防止多个线程同时操作线程而出错，ReentrantLock在同一个时间点只能被一个线程获取(当某线程获取到“锁”时，其它线程就必须等待)；ReentraantLock是通过一个FIFO的等待队列来管理获取该锁所有线程的。在“公平锁”的机制下，线程依次排队获取锁；而“非公平锁”在锁是可获取状态时，不管自己是不是在队列的开头都会获取锁。
听故事把知识掌握了
在一个村子里面，有一口井水，水质非常的好，村民们都想打井里的水。这井只有一口，村里的人那么多，所以得出个打水的规则才行。村长绞尽脑汁，最终想出了一个比较合理的方案，咱们来仔细的看看聪明的村长大人的智慧。
井边安排一个看井人，维护打水的秩序。
打水时，以家庭为单位，哪个家庭任何人先到井边，就可以先打水，而且如果一个家庭占到了打水权，其家人这时候过来打水不用排队。而那些没有抢占到打水权的人，一个一个挨着在井边排成一队，先到的排在前面。打水示意图如下 ：
是不是感觉很和谐，如果打水的人打完了，他会跟看井人报告，看井人会让第二个人接着打水。这样大家总都能够打到水。是不是看起来挺公平的，先到的人先打水，当然不是绝对公平的，自己看看下面这个场景 :
看着，一个有娃的父亲正在打水，他的娃也到井边了，所以女凭父贵直接排到最前面打水，羡煞旁人了。
以上这个故事模型就是所谓的公平锁模型，当一个人想到井边打水，而现在打水的人又不是自家人，这时候就得乖乖在队列后面排队。
事情总不是那么一帆风顺的，总会有些人想走捷径，话说看井人年纪大了，有时候，眼力不是很好，这时候，人们开始打起了新主意。新来打水的人，他们看到有人排队打水的时候，他们不会那么乖巧的就排到最后面去排队，反之，他们会看看现在有没有人正在打水，如果有人在打水，没辄了，只好排到队列最后面，但如果这时候前面打水的人刚刚打完水，正在交接中，排在队头的人还没有完成交接工作，这时候，新来的人可以尝试抢打水权，如果抢到了，呵呵，其他人也只能睁一只眼闭一只眼，因为大家都默认这个规则了。这就是所谓的非公平锁模型。新来的人不一定总得乖乖排队，这也就造成了原来队列中排队的人可能要等很久很久。
java可重入锁-ReentrantLock实现细节
ReentrantLock支持两种获取锁的方式，一种是公平模型，一种是非公平模型。在继续之前，咱们先把故事元素转换为程序元素。
咱们先来说说公平锁模型：
初始化时， state=0，表示无人抢占了打水权。这时候，村民A来打水(A线程请求锁)，占了打水权，把state+1，如下所示：
线程A取得了锁，把 state原子性+1,这时候state被改为1，A线程继续执行其他任务，然后来了村民B也想打水（线程B请求锁），线程B无法获取锁，生成节点进行排队，如下图所示：
初始化的时候，会生成一个空的头节点，然后才是B线程节点，这时候，如果线程A又请求锁，是否需要排队？答案当然是否定的，否则就直接死锁了。当A再次请求锁，就相当于是打水期间，同一家人也来打水了，是有特权的，这时候的状态如下图所示：
到了这里，相信大家应该明白了什么是可重入锁了吧。就是一个线程在获取了锁之后，再次去获取了同一个锁，这时候仅仅是把状态值进行累加。如果线程A释放了一次锁，就成这样了：
仅仅是把状态值减了，只有线程A把此锁全部释放了，状态值减到0了，其他线程才有机会获取锁。当A把锁完全释放后，state恢复为0，然后会通知队列唤醒B线程节点，使B可以再次竞争锁。当然，如果B线程后面还有C线程，C线程继续休眠，除非B执行完了，通知了C线程。注意，当一个线程节点被唤醒然后取得了锁，对应节点会从队列中删除。
非公平锁模型
如果你已经明白了前面讲的公平锁模型，那么非公平锁模型也就非常容易理解了。当线程A执行完之后，要唤醒线程B是需要时间的，而且线程B醒来后还要再次竞争锁，所以如果在切换过程当中，来了一个线程C，那么线程C是有可能获取到锁的，如果C获取到了锁，B就只能继续乖乖休眠了。这里就不再画图说明了。
队列是非阻塞的。
获取锁的步骤：
公平锁
若“锁没有被任何线程锁拥有”，则判断“当前线程”是不是CLH队列中的第一个线程线程（队列中没有线程了），若是的话，则获取该锁，设置锁的状态，并切设置锁的拥有者为“当前线程”，如果不是第一个线程，则加入到队列中
如果如果“锁”的持有者已经是当前线程，则将更新锁的状态（+1）即可（也就是重入）；
如果不属于上面的两种情况(被其他线程拥有)，则将该线程加入队列等待。
非公平锁
1 如果“锁”没有被任何线程拥有，则通过CAS函数设置“锁”的状态，同时，设置“当前线程”为锁的持有者，然后返回true。
2 如果“锁”的持有者已经是当前线程，则将更新锁的状态（+1）即可（也就是重入）。
3 如果不属于上面的两种情况，则将该线程加入队列等待。
释放锁
如果“当前线程”不是“锁的持有者”，则抛出异常。
每释放锁一次，锁的状态-1。
如果“当前线程”在本次释放锁操作之后，对锁的拥有状态是0(即，当前线程彻底释放该“锁”)，则设置“锁”的持有者为null，即锁是可获取状态。同时，更新当前线程的锁的状态为0。
如果当前线程释放成功了，state=0，会唤醒后继线程（从队列中）获取锁。
上半部分重点理解，下面对部分源码进行解析
函数列表 // 创建一个 ReentrantLock ，默认是“非公平锁”。 ReentrantLock() // 创建策略是fair的 ReentrantLock。fair为true表示是公平锁，fair为false表示是非公平锁。 ReentrantLock(boolean fair) // 查询当前线程保持此锁的次数。 int getHoldCount() // 返回目前拥有此锁的线程，如果此锁不被任何线程拥有，则返回 null。 protected Thread getOwner() // 返回一个 collection，它包含可能正等待获取此锁的线程。 protected Collection<Thread> getQueuedThreads() // 返回正等待获取此锁的线程估计数。 int getQueueLength() // 返回一个 collection，它包含可能正在等待与此锁相关给定条件的那些线程。 protected Collection<Thread> getWaitingThreads(Condition condition) // 返回等待与此锁相关的给定条件的线程估计数。 int getWaitQueueLength(Condition condition) // 查询给定线程是否正在等待获取此锁。 boolean hasQueuedThread(Thread thread) // 查询是否有些线程正在等待获取此锁。 boolean hasQueuedThreads() // 查询是否有些线程正在等待与此锁有关的给定条件。 boolean hasWaiters(Condition condition) // 如果是“公平锁”返回true，否则返回false。 boolean isFair() // 查询当前线程是否保持此锁。 boolean isHeldByCurrentThread() // 查询此锁是否由任意线程保持。 boolean isLocked() // 获取锁。 void lock() // 如果当前线程未被中断，则获取锁。 void lockInterruptibly() // 返回用来与此 Lock 实例一起使用的 Condition 实例。 Condition newCondition() // 仅在调用时锁未被另一个线程保持的情况下，才获取该锁。 boolean tryLock() // 如果锁在给定等待时间内没有被另一个线程保持，且当前线程未被中断，则获取该锁。 boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit) // 试图释放此锁。 void unlock()
1、lock()方法的实现
进入lock()方法，发现其内部调用的是sync.lock();
public void lock() { sync.lock(); }
sync是在ReentrantLock的构造函数中实现的。其中fair参数的不同可实现公平锁和非公平锁。由于在锁释放的阶段，锁处于无线程占有的状态，此时其他线程和在队列中等待的线程都可以抢占该锁，从而出现公平锁和非公平锁的区别。
非公平锁：当锁处于无线程占有的状态，此时其他线程和在队列中等待的线程都可以抢占该锁。
公平锁：当锁处于无线程占有的状态，在其他线程抢占该锁的时候，都需要先进入队列中等待。
本文以非公平锁NonfairSync的sync实例进行分析。
public ReentrantLock() { sync = new NonfairSync(); } public ReentrantLock(boolean fair) { sync = (fair)? new FairSync() : new NonfairSync(); }
由图1可知，NonfairSync继承自Sync，因此也继承了AbstractQueuedSynchronizer中的所有方法实现。接着进入NonfairSync的lock()方法。
final void lock() { // 利用cas置状态位，如果成功，则表示占有锁成功 if (compareAndSetState(0, 1)) // 记录当前线程为锁拥有者 setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else acquire(1); }
在lock方法中，利用cas实现ReentrantLock的状态置位（cas即compare and swap，它是CPU的指令，因此赋值操作都是原子性的）。如果成功，则表示占有锁成功，并记录当前线程为锁拥有者。当占有锁失败，则调用acquire(1)方法继续处理。
public final void acquire(int arg) { //尝试获得锁，如果失败，则加入到队列中进行等待 if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); }
acquire()是AbstractQueuedSynchronizer的方法。它首先会调用tryAcquire()去尝试获得锁，如果获得锁失败，则将当前线程加入到CLH队列中进行等待。tryAcquire()方法在NonfairSync中有实现，但最终调用的还是Sync中的nonfairTryAcquire()方法。
protected final boolean tryAcquire(int acquires) { return nonfairTryAcquire(acquires); } final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); // 获得状态 int c = getState(); // 如果状态为0，则表示该锁未被其他线程占有 if (c == 0) { // 此时要再次利用cas去尝试占有锁 if (compareAndSetState(0, acquires)) { // 标记当前线程为锁拥有者 setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } // 如果当前线程已经占有了，则state + 1,记录占有次数 else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) // overflow throw new Error("Maximum lock count exceeded"); // 此时无需利用cas去赋值，因为该锁肯定被当前线程占有 setState(nextc); return true; } return false; }
在nonfairTryAcquire()中，首先会去获得锁的状态，如果为0，则表示锁未被其他线程占有，此时会利用cas去尝试将锁的状态置位，并标记当前线程为锁拥有者；如果锁的状态大于0，则会判断锁是否被当前线程占有，如果是，则state + 1，这也是为什么lock()的次数要和unlock()次数对等；如果占有锁失败，则返回false。
在nonfairTryAcquire()返回false的情况下，会继续调用acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))方法，将当前线程加入到队列中继续尝试获得锁。
private Node addWaiter(Node mode) {
// 创建当前线程的节点
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
Node pred = tail;
// 如果尾节点不为空
if (pred != null) {
// 则将当前线程的节点加入到尾节点之后，成为新的尾节点
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
// CAS方法有可能失败，因此要循环调用，直到当前线程的节点加入到队列中
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
Node h = new Node(); // Dummy header，头节点为虚拟节点
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;
}
}
}
}
addWaiter()是AbstactQueuedSynchronizer的方法，会以节点的形式来标记当前线程，并加入到尾节点中。enq()方法是在节点加入到尾节点失败的情况下，通过for(;;)循环反复调用cas方法，直到节点加入成功。由于enq()方法是非线程安全的，所以在增加节点的时候，需要使用cas设置head节点和tail节点。此时添加成功的结点状态为Node.EXCLUSIVE。
在节点加入到队列成功之后，会接着调用acquireQueued()方法去尝试获得锁。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
// 获得前一个节点
final Node p = node.predecessor();
// 如果前一个节点是头结点，那么直接去尝试获得锁
// 因为其他线程有可能随时会释放锁，没必要Park等待
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;
}
}
在acquireQueued()方法中，会利用for (;;)一直去获得锁，如果前一个节点为head节点，则表示可以直接尝试去获得锁了，因为占用锁的线程随时都有可能去释放锁并且该线程是被unpark唤醒的CLH队列中的第一个节点，获得锁成功后返回。
如果该线程的节点在CLH队列中比较靠后或者获得锁失败，即其他线程依然占用着锁，则会接着调用shouldParkAfterFailedAcquire()方法来阻塞当前线程，以让出CPU资源。在阻塞线程之前，会执行一些额外的操作以提高CLH队列的性能。由于队列中前面的节点有可能在等待过程中被取消掉了，因此当前线程的节点需要提前，并将前一个节点置状态位为SIGNAL，表示可以阻塞当前节点。因此该函数在判断到前一个节点为SIGNAL时，直接返回true即可。此处虽然存在对CLH队列的同步操作，但由于局部变量节点肯定是不一样的，所以对CLH队列操作是线程安全的。由于在compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL)执行之前可能发生pred节点抢占锁成功或pred节点被取消掉，因此此处需要返回false以允许该节点可以抢占锁。
当shouldParkAfterFailedAcquire()返回true时，会进入parkAndCheckInterrupt()方法。parkAndCheckInterrupt()方法最终调用safe.park()阻塞该线程，以免该线程在等待过程中无线循环消耗cpu资源。至此，当前线程便被park了。那么线程何时被unpark，这将在unlock()方法中进行。
这里有一个小细节需要注意，在线程被唤醒之后，会调用Thread.interrupted()将线程中断状态置位为false，然后记录下中断状态并返回上层函数去抛出异常。我想这样设计的目的是为了可以让该线程可以完成抢占锁的操作，从而可以使当前节点称为CLH的虚拟头节点。
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) {
// 如果前面的节点是CANCELLED状态，则一直提前
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
public static void park(Object blocker) {
Thread t = Thread.currentThread();
setBlocker(t, blocker);
unsafe.park(false, 0L);
setBlocker(t, null);
}2、unlock()方法的实现
同lock()方法，unlock()方法依然调用的是sync.release(1)。
public final boolean release(int arg) {
// 释放锁
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
// 此处有个疑问，为什么需要判断h.waitStatus != 0
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
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;
}可以看到，tryRelease()方法实现了锁的释放，逻辑上即是将锁的状态置为0。当释放锁成功之后，通常情况下不需要唤醒队列中线程，因此队列中总是有一个线程处于活跃状态。
总结：
ReentrantLock的锁资源以state状态描述，利用CAS则实现对锁资源的抢占，并通过一个CLH队列阻塞所有竞争线程，在后续则逐个唤醒等待中的竞争线程。ReentrantLock继承AQS完全从代码层面实现了java的同步机制，相对于synchronized，更容易实现对各类锁的扩展。同时，AbstractQueuedSynchronizer中的Condition配合ReentrantLock使用，实现了wait/notify的功能。
参考：：https://blog.csdn.net/yanyan19880509/article/details/52345422
https://blog.csdn.net/jiangjiajian2008/article/details/52226189
http://www.cnblogs.com/skywang12345/p/3496101.html
