逐行分析AQS源码(2)——独占锁的释放
thisisid 2019-06-28
前言
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上一篇文章 我们逐行分析了独占锁的获取操作, 本篇文章我们来看看独占锁的释放。如果前面的锁的获取流程你已经趟过一遍了, 那锁的释放部分就很简单了, 这篇文章我们直接开始看源码.
开始之前先提一句, JAVA的内置锁在退出临界区之后是会自动释放锁的, 但是ReentrantLock这样的显式锁是需要自己显式的释放的, 所以在加锁之后一定不要忘记在finally块中进行显式的锁释放:
Lock lock = new ReentrantLock();
...
lock.lock();
try {
// 更新对象
//捕获异常
} finally {
lock.unlock();
}一定要记得在 finally 块中释放锁! ! !
一定要记得在 finally 块中释放锁! ! !
一定要记得在 finally 块中释放锁! ! !
Example: ReentrantLock的锁释放
由于锁的释放操作对于公平锁和非公平锁都是一样的, 所以, unlock的逻辑并没有放在 FairSync 或 NonfairSync 里面, 而是直接定义在 ReentrantLock类中:
public void unlock() {
sync.release(1);
}由于释放锁的逻辑很简单, 这里就不画流程图了, 我们直接看源码:
release
release方法定义在AQS类中，描述了释放锁的流程
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}可以看出, 相比获取锁的acquire方法, 释放锁的过程要简单很多, 它只涉及到两个子函数的调用:
tryRelease(arg)
- 该方法由继承AQS的子类实现, 为释放锁的具体逻辑
unparkSuccessor(h)
- 唤醒后继线程
下面我们分别分析这两个子函数
tryRelease
tryRelease方法由ReentrantLock的静态类Sync实现:
多嘴提醒一下, 能执行到释放锁的线程, 一定是已经获取了锁的线程(这不废话嘛!)
另外, 相比获取锁的操作, 这里并没有使用任何CAS操作, 也是因为当前线程已经持有了锁, 所以可以直接安全的操作, 不会产生竞争.
protected final boolean tryRelease(int releases) {
// 首先将当前持有锁的线程个数减1(回溯到调用源头sync.release(1)可知, releases的值为1)
// 这里的操作主要是针对可重入锁的情况下, c可能大于1
int c = getState() - releases;
// 释放锁的线程当前必须是持有锁的线程
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
// 如果c为0了, 说明锁已经完全释放了
boolean free = false;
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}是不是很简单? 代码都是自解释的, LZ就不多嘴了.
unparkSuccessor
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}锁成功释放之后, 接下来就是唤醒后继节点了, 这个方法同样定义在AQS中.
值得注意的是, 在成功释放锁之后(tryRelease 返回 true之后), 唤醒后继节点只是一个 "附加操作", 无论该操作结果怎样, 最后 release操作都会返回 true.
接下来我们就看看unparkSuccessor的源码：
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
// 如果head节点的ws比0小, 则直接将它设为0
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
// 通常情况下, 要唤醒的节点就是自己的后继节点
// 如果后继节点存在且也在等待锁, 那就直接唤醒它
// 但是有可能存在 后继节点取消等待锁 的情况
// 此时从尾节点开始向前找起, 直到找到距离head节点最近的ws<=0的节点
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; // 注意! 这里找到了之并有return, 而是继续向前找
}
// 如果找到了还在等待锁的节点,则唤醒它
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}在上一篇文章分析 shouldParkAfterFailedAcquire 方法的时候, 我们重点提到了当前节点的前驱节点的 waitStatus 属性, 该属性决定了我们是否要挂起当前线程, 并且我们知道, 如果一个线程被挂起了, 它的前驱节点的 waitStatus值必然是Node.SIGNAL.
在唤醒后继节点的操作中, 我们也需要依赖于节点的waitStatus值.
下面我们仔细分析 unparkSuccessor函数:
首先, 传入该函数的参数node就是头节点head, 并且条件是
h != null && h.waitStatus != 0
h!=null 我们容易理解, h.waitStatus != 0是个什么意思呢?
我不妨逆向来思考一下, waitStatus在什么条件下等于0? 从上一篇文章到现在, 我们发现之前给 waitStatus赋值过的地方只有一处, 那就是shouldParkAfterFailedAcquire 函数中将前驱节点的 waitStatus设为Node.SIGNAL, 除此之外, 就没有了.
然而, 真的没有了吗???
其实还有一处, 那就是新建一个节点的时候, 在addWaiter 函数中, 当我们将一个新的节点添加进队列或者初始化空队列的时候, 都会新建节点 而新建的节点的waitStatus在没有赋值的情况下都会初始化为0.
所以当一个head节点的waitStatus为0说明什么呢, 说明这个head节点后面没有在挂起等待中的后继节点了(如果有的话, head的ws就会被后继节点设为Node.SIGNAL了), 自然也就不要执行 unparkSuccessor 操作了.
另外一个有趣的问题是, 为什么要从尾节点开始逆向查找, 而不是直接从head节点往后正向查找, 这样只要正向找到第一个, 不就可以停止查找了吗?
首先我们要看到，从后往前找是基于一定条件的：
if (s == null || s.waitStatus > 0)
即后继节点不存在，或者后继节点取消了排队，这一条件大多数条件下是不满足的。因为虽然后继节点取消排队很正常，但是通过上一篇我们介绍的shouldParkAfterFailedAcquire方法可知，节点在挂起前，都会给自己找一个waitStatus状态为SIGNAL的前驱节点，而跳过那些已经cancel掉的节点。
所以，这个从后往前找的目的其实是为了照顾刚刚加入到队列中的节点，这就牵涉到我们上一篇特别介绍的“尾分叉”了：
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); //将当前线程包装成Node
Node pred = tail;
// 如果队列不为空, 则用CAS方式将当前节点设为尾节点
if (pred != null) {
node.prev = pred; //step 1, 设置前驱节点
if (compareAndSetTail(pred, node)) { // step2, 将当前节点设置成新的尾节点
pred.next = node; // step 3, 将前驱节点的next属性指向自己
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}如果你仔细看上面这段代码, 可以发现节点入队不是一个原子操作, 虽然用了compareAndSetTail操作保证了当前节点被设置成尾节点，但是只能保证，此时step1和step2是执行完成的，有可能在step3还没有来的及执行到的时候，我们的unparkSuccessor方法就开始执行了，此时pred.next的值还没有被设置成node，所以从前往后遍历的话是遍历不到尾节点的，但是因为尾节点此时已经设置完成，node.prev = pred操作也被执行过了，也就是说，如果从后往前遍历的话，新加的尾节点就可以遍历到了，并且可以通过它一直往前找。
所以总结来说，之所以从后往前遍历是因为，我们是处于多线程并发的条件下的，如果一个节点的next属性为null, 并不能保证它就是尾节点（可能是因为新加的尾节点还没来得及执行pred.next = node）, 但是一个节点如果能入队, 则它的prev属性一定是有值的,所以反向查找一定是最精确的。
最后, 在调用了 LockSupport.unpark(s.thread) 也就是唤醒了线程之后, 会发生什么呢?
当然是回到最初的原点啦, 从哪里跌倒(被挂起)就从哪里站起来(唤醒)呗:
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this); // 喏, 就是在这里被挂起了, 唤醒之后就能继续往下执行了
return Thread.interrupted();
}那接下来做什么呢?
还记得我们上一篇在讲“锁的获取”的时候留的问题吗？ 如果线程从这里唤醒了，它将接着往下执行。
注意，这里有两个线程：
一个是我们这篇讲的线程，它正在释放锁，并调用了LockSupport.unpark(s.thread) 唤醒了另外一个线程;
而这个另外一个线程，就是我们上一节讲的因为抢锁失败而被阻塞在LockSupport.park(this)处的线程。
我们再倒回上一篇结束的地方，看看这个被阻塞的线程被唤醒后，会发生什么。从上面的代码可以看出，他将调用 Thread.interrupted()并返回。
我们知道，Thread.interrupted()这个函数将返回当前正在执行的线程的中断状态，并清除它。接着，我们再返回到parkAndCheckInterrupt被调用的地方:
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;
}
// 我们在这里！在这里！！在这里！！！
// 我们在这里！在这里！！在这里！！！
// 我们在这里！在这里！！在这里！！！
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}具体来说，就是这个if语句
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;可见，如果Thread.interrupted()返回true，则 parkAndCheckInterrupt()就返回true, if条件成立，interrupted状态将设为true;
如果Thread.interrupted()返回false, 则 interrupted 仍为false。
再接下来我们又回到了for (;;) 死循环的开头，进行新一轮的抢锁。
假设这次我们抢到了，我们将从 return interrupted处返回，返回到哪里呢？ 当然是acquireQueued的调用处啦:
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}我们看到，如果acquireQueued的返回值为true, 我们将执行 selfInterrupt():
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();
}而它的作用，就是中断当前线程。
绕了这么一大圈，到最后还是中断了当前线程，到底是在干嘛呢？
其实这一切的原因都在于:
我们并不知道线程被唤醒的原因。
具体来说，当我们从LockSupport.park(this)处被唤醒，我们并不知道是因为什么原因被唤醒，可能是因为别的线程释放了锁，调用了 LockSupport.unpark(s.thread)，也有可能是因为当前线程在等待中被中断了，因此我们通过Thread.interrupted()方法检查了当前线程的中断标志，并将它记录下来，在我们最后返回acquire方法后，如果发现当前线程曾经被中断过，那我们就把当前线程再中断一次。
为什么要这么做呢？
从上面的代码中我们知道，即使线程在等待资源的过程中被中断唤醒，它还是会不依不饶的再抢锁，直到它抢到锁为止。也就是说，它是不响应这个中断的，仅仅是记录下自己被人中断过。
最后，当它抢到锁返回了，如果它发现自己曾经被中断过，它就再中断自己一次，将这个中断补上。
注意，中断对线程来说只是一个建议，一个线程被中断只是其中断状态被设为true, 线程可以选择忽略这个中断，中断一个线程并不会影响线程的执行。
线程中断是一个很重要的概念，这个我们以后有机会再细讲。(已成文，参见Thread类源码解读(3)——线程中断interrupt)
最后再小小的插一句，事实上在我们从return interrupted;处返回时并不是直接返回的，因为还有一个finally代码块：
finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}它做了一些善后工作，但是条件是failed为true，而从前面的分析中我们知道，要从for(;;)中跳出来，只有一种可能，那就是当前线程已经拿到了锁，因为整个争锁过程我们都是不响应中断的，所以不可能有异常抛出，既然是拿到了锁，failed就一定是true，所以这个finally块在这里实际上并没有什么用，它是为响应中断式的抢锁所服务的，这一点我们以后有机会再讲。
(完)
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