并发编程实践五：ReentrantLock
ReentrantLock是一个可重入的相互排斥锁，实现了接口Lock，和synchronized相比，它们提供了同样的功能。但ReentrantLock使用更灵活。功能更强大，也更复杂。这篇文章将为你介绍ReentrantLock。以及它的实现机制。
ReentrantLock介绍
通常，ReentrantLock按以下的方式使用：
public class ReentrantLockTest {
private final ReentrantLock lock = new ReentrantLock();//问题1：lock为什么定义为final
public void m() {
lock.lock();
try {
// method body
} finally {
lock.unlock();
}
}
}
首先须要定义一个lock，在使用时首先通过lock的lock方法加锁，然后运行临界区代码。最后在final中调用lock的unlock方法解锁（防止异常后无法解锁）。想了解锁的实现原理，能够參考上一篇：“并发编程实践四：实现正确和高效的锁”。
ReentrantLock提供了两种锁：公平锁和非公平锁，默认是非公平锁。
若指定为公平锁，则全部线程尽量依照调用lock的先后次序获取锁（问题二：为什么说尽量？），否则，假设为非公平锁，则调用lock的线程和等待队列中的线程将竞争锁。公平锁更加公平，但非公平锁则具有更好的性能。
ReentrantLock是可重入的。也就是一个线程能够多次调用lock成功，但要求调用了多少次lock，就须要相应调用多少次unlock。而且该锁最多支持同一个线程发起的2147483648（锁的数量是用一个int变量保存）个递归锁。超出这个限制将会导致lock方法抛出error。
ReentrantLock除了实现Lock接口外，还提供了一些辅助的方法，如：isLocked和getQueueLength等，这些方法对检測和监视可能非常实用。
以下我将对这些功能的内部实现做具体的介绍。
ReentrantLock实现
ReentrantLock内部使用了一个AQS的实现类，我在“并发编程实践二：AbstractQueuedSynchronizer”中对AQS的基本流程做过一个主要的介绍。并涉及到一些代码细节，只是不了解AQS也不会影响对这篇文章的理解。
ReentrantLock使用了AQS的相互排斥模式，以下我将分别介绍非公平锁、公平锁和ReentrantLock提供的辅助功能。
非公平锁
你能够使用以下的方法定义一个公平锁：
private final ReentrantLock lock = new ReentrantLock(false)。或者直接 private final ReentrantLock lock = new ReentrantLock()。
线程首先通过ReentrantLock的lock来申请锁，ReentrantLock的lock调用NonfairSync（AQS的实现类）的lock方法。
//NonfairSync的lock
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
NonfairSync的lock方法首先尝试更改AQS的状态（这里也就是新到的线程和等待队列中的线程竞争获取锁，新到的线程可能会获得成功，导致不公平），假设更改成功则改动当前锁的owner为自己。然后返回。否则进入acquire。
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
acquire调用tryAcquire来再次尝试获取锁，假设成功。则返回，否则调用addWaiter将自己增加等待队列，最后在acquireQueued中等待唤醒和运行唤醒后的操作。从tryAcquire開始：
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {//锁空暇
if (compareAndSetState(0, acquires)) {//尝试获取锁
setExclusiveOwnerThread(current);//设置锁owner
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {//owner是自己
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // 溢出，因为state是一个int。因此最多仅仅能申请2147483648次
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
tryAcquire直接调用nonfairTryAcquire。nonfairTryAcquire首先获取AQS状态，假设状态为0，则说明当前锁已经空暇。则再次尝试更改状态，假设成功，则将锁的owner设置为自己。然后返回true。失败则返回false；假设AQS状态不为0，则说明锁已经被占用。假设owner是自己。则能够再次获取锁，假设锁已经溢出。则报错，否则设置AQS状态。返回true。不符合上述情况，返回false。
tryAcquire失败后，线程进入addWaiter将自己增加等待队列。
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
if (pred != null) {//队列已经初始化
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {//尝试
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { //初始化队列
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
addWaiter中。假设tail不为空，则将tail通过CAS设置为当前线程节点。假设成功。则返回；否则将进入enq中循环加入节点到tail，直到成功。enq中。假设tail为空。则应该是首次使用队列。须要初始化，则将队列的head设置为一个空节点，假设成功，则将tail等于head，否则，假设失败，则说明有其他线程已经初始化了head，进入下一个循环又一次開始。
若队列不为空，则更改tail为当前节点，循环直到成功。
在线程将自己加入到等待队列后，线程则进入acquireQueued中。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
acquireQueued中首先进行一个检查，假设当前节点的前续节点为head（说明当前节点已经为队列的第一个节点），则再次调用tryAcquire尝试获取锁（这个尝试是必须的。由于其他线程可能在该线程入队列之前已经释放了锁，假设不再次尝试，可能导致线程长时间等待）。成功或则更改head（节点出队列），然后返回。
假设当前节点的前续节点不为head，则首先在shouldParkAfterFailedAcquire中检查并更改前续节点状态，然后在parkAndCheckInterrupt中进入堵塞睡眠。
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
shouldParkAfterFailedAcquire中需要推断pred的waitStatus。假设为Node.SIGNAL（表示其他线程释放锁后，会唤醒pred的兴许节点的线程）。则返回true，线程将在parkAndCheckInterrupt中进入堵塞睡眠。否则假设ws大于0（表示pred已经被取消），则将已经取消的节点删除，并返回false（可能node已经是队列的第一个节点。返回false将导致线程在acquireQueued中再次尝试获取锁，假设获取锁失败将再次进入shouldParkAfterFailedAcquire中）；否则线程将尝试将pred的值设置为Node.SIGNAL，并返回false（返回false将导致在acquireQueued中再次尝试获取锁，这一点很重要，由于释放锁的线程仅仅有在pred的waitStatus为Node.SIGNAL时。才会运行唤醒线程的操作，而在这里将pred的waitStatus设置为Node.SIGNAL之前，可能其他线程已经释放了锁，假设不再尝试一次获取锁，可能会导致线程长时间堵塞，因此，在pred的waitStatus设置成功后。必需要又一次再尝试一次）。
当pred的waitStatus为Node.SIGNAL后，则线程在parkAndCheckInterrupt中进入堵塞睡眠。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
线程进入堵塞睡眠后，就须要还有一个线程在释放了锁之后将其唤醒，还有一个线程会调用lock的unlock方法。
public void unlock() {
sync.release(1);
}
unlock终于调用AQS的release方法。
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
release中线程使用tryRelease释放锁。释放锁成功后将进入唤醒等待线程的流程：假设队列不为空。而且head的waitStatus不为0（表示存在兴许节点的线程等待被唤醒）。则调用unparkSuccessor唤醒兴许节点的线程。
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())//限制其他线程进入
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
tryRelease中获取AQS的状态，并减去releases（释放锁）。得到c。假设运行的线程不是锁的owner。则抛出异常（这里就限制了后面的代码仅仅有锁的owner线程可以进入），假设c为0。则表示锁已经被释放（假设线程获取了多次锁，则须要unlock多次后锁才干释放），将锁的owner设置为空，然后设置AQS的状态到c，返回锁是否已经释放。
释放锁成功后。线程将在unparkSuccessor中唤醒等待队列中的线程。
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
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);
}
unparkSuccessor中，首先将node的waitStatus设置到0（node不再须要唤醒兴许节点了），然后删除掉已经取消的节点，将终于有效的节点保存到s，假设s不为空。则运行唤醒操作。
线程运行完唤醒操作后。就退出结束了，然后唤醒的线程将又一次进入acquireQueued中运行。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
acquireQueued中，唤醒的线程的节点的前续肯定为head，线程将调用tryAcquire尝试获取锁（唤醒的线程将和新到的线程一起竞争锁），假设获取锁成功。则改动head（出队列）。并退出；否则将又一次进入堵塞状态（是不是非常郁闷）。
到这里，整个的流程就结束了，以下我们来看看公平锁。
公平锁
公平锁和非公平锁流程大致同样，仅仅是对新到的线程的处理上不一样，非公平锁是新到的线程和等待队列中的线程一起竞争锁。但公平锁则始终保证等待最长的线程获取锁。
公平锁的定义方式为：
private final ReentrantLock lock = new ReentrantLock(true)；
公平锁和非公平锁的差异在于锁的获取上，公平锁的lock方法例如以下：
final void lock() {
acquire(1);
}
不像非公平锁直接尝试获取锁，公平锁不尝试获取锁，直接进入acquire，这里acquire的操作和非公平锁是一致的，差别在tryAcquire上。
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {//owner是自己
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
tryAcquire中公平锁在锁空暇（c==0）的情况下，首先通过hasQueuedPredecessors推断是否有等待线程，假设没有。才尝试获取锁，若获取锁成功，则将自己设置为锁的owner，并返回。假设锁不空暇。假设自己是锁的owner，则能够再次获取锁，否则返回false。
因此公平锁和非公平锁的差别就在于多了hasQueuedPredecessors推断。
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
Node t = tail;
Node h = head;
Node s;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
hasQueuedPredecessors中。假设tail和head不同，而且head的next为空或者head的next的线程不是当前线程，则表示队列不为空。
有两种情况会导致h的next为空：
1）当前线程进入hasQueuedPredecessors的同一时候。还有一个线程已经更改了tail（在enq中），但还没有将head的next指向自己。这中情况表明队列不为空；
2）当前线程将head赋予h后，head被还有一个线程移出队列，导致h的next为空。这样的情况说明锁已经被占用。
假设队列不为空（hasQueuedPredecessors返回true）。则tryAcquire返回false，线程将进入等待队列（后面的流程和非公平锁一致）。
因为线程的调度。非公平锁在推断的过程中可能出现：
线程A调用tryAcquire失败后，并在调用addWaiter之前，线程B释放了锁，且线程C推断到锁空暇，进入hasQueuedPredecessors返回false（等待队列为空）。终于C比A先获取到锁。
由此来看。公平锁也并不是绝对公平。
而且。公平锁在使用中，后来的线程总是须要进入等待队列等待，会导致效率减少，从JDK文档的描写叙述，效率将减少非常多。
结束语
这篇文章主要介绍了ReentrantLock的公平锁和非公平锁的实现流程。公平锁尽量保证获取锁的公平性，採用先来先得的原则。但因为线程的调度，会导致某些后到的线程先获取到锁；非公平锁不保证锁的获取的公平性，新到的线程将和等待队列中的线程竞争锁。公平锁具备公平性但性能差，而非公平锁不保证公平性但具有更好的性能。
