ReentrantLock的lock-unlock流程详解

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ReentrantLock类图：

• AbstractOwnableSynchronizer类保持和获取独占线程。
• AbstractQueuedSynchronizer是以虚拟队列的方式管理线程的锁获取与锁释放，以及各种情况下的线程中断。提供了默认的同步实现，但是获取锁和释放锁的实现定义为抽象方法，由子类实现。目的是使开发人员可以自由定义获取锁以及释放锁的方式。
• Sync是ReentrantLock的内部抽象类，实现了简单的获取锁和释放锁。
• NonfairSync和FairSync分别表示“非公平锁”和“公平锁”，都继承于Sync，并且都是ReentrantLock的内部类。
• ReentrantLock实现了Lock接口的lock-unlock方法，根据fair参数决定使用NonfairSync还是FairSync。

       Node是对每一个访问同步代码的线程的封装。不仅包括了需要同步的线程，而且也包含了每个线程的状态，比如等待解除阻塞，等待条件唤醒，已经被取消等等。同时Node还关联了前驱和后继，即prev和next。个人认为是为了以集中的方式管理多个不同状态的线程，当不同的线程发生状态改变时，可以尽快的反应到别的线程上，提高运行效率。比如某个Node的prev已经被取消了，那么当对这个prev解除阻塞的时候就可以被忽略掉，进而尝试解除该Node的阻塞状态。

       多个Node连接起来成为了虚拟队列（因为不存在真正的队列容器将每个元素装起来所以说是虚拟的，我把它称为release队列，意思是等待释放），那么就得有head和tail。针对公平锁，head是不带线程的特殊Node，只有next，而最新一个请求锁的线程取锁失败时就把它添加到队尾，即tail。但是对于非公平锁，新请求锁的线程会插队，也许会插到最前面，也许不会。

       这里可能有人会有疑问：head放在队列中有什么用处？为什么不是一个等待锁的线程作为head呢？原因很简单，因为每个等待线程都有可能被中断而取消，对于一个已经取消的线程，自然是有机会就把它gc了。那么gc前一定得让后续的Node成为head，这样一来setHead的操作过于分散，而且要应对多种线程状态的变化来设置head，这样就太麻烦了。所以这里很巧妙地将head的next设置为等待锁的Node，head就相当于一个引导的作用，因为head没有线程，所以不存在“取消”这种状态。

State：

state是用来记录锁的持有情况。

• 没有线程持有锁的时候，state为0。
• 当某个线程获取锁时，state的值增加，具体增加多少开发人员可自定义，默认为1，表示该锁正在被一个线程占有。
• 当某个已经占用锁的线程再次获取到锁时，state再增长，此为重入锁。
• 当占有锁的线程释放锁时，state也要减去当初占有时传入的值，默认为1。

// ReentrantLock.class

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    if (c == 0) {
        // 此为公平锁的实现，而非公平锁不调用hasQueuedPredecessors方法，即不需要判断队列里是否有内容，直接通过CAS修改state来竞争锁
        if (!hasQueuedPredecessors() &&
            compareAndSetState(0, acquires)) {
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    }
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0)
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        setState(nextc);
        return true;
    }
    return false;
}

// AbstractQueuedSynchronizer.class

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) {
        /*
         * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
         * indicate retry.
         */
        do {
            node.prev = pred = pred.prev;
        } while (pred.waitStatus > 0);
        pred.next = node;
    } else {
        /*
         * waitStatus must be 0 or PROPAGATE.  Indicate that we
         * need a signal, but don't park yet.  Caller will need to
         * retry to make sure it cannot acquire before parking.
         */
        /*
         * 为什么不关心是否成功却还要设置呢？
         *
         * 如果设置失败，表示前驱已经被signal了。如果前驱是head，说明有机会获取锁，所以返回false后还可以再次tryAcquire
         *
         * 如果设置成功，表示前驱等待signal。如果再次确认pred.waitStatus仍然是Node.SIGNAL，则表明前驱等待释放锁的情况下必须阻塞当前线程
         * 所以返回true后即被park
         */
        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    }
    return false;
}

如图所示，这里的粉红色折线与lock流程图里的粉红色虚折线对应，即线程A调用lock阻塞与线程B调用unlock解除线程A的阻塞。同时可以看到unlock只有一个CAS操作，但是也不用关心设置是否成功。我给这段代码做了下面解释：

// AbstractQueuedSynchronizer.class

private void unparkSuccessor(Node node) {
    /*
     * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try
     * to clear in anticipation of signalling.  It is OK if this
     * fails or if status is changed by waiting thread.
     */
    int ws = node.waitStatus;
	/*
	 * 为什么不关心是否成功却还要设置呢？
	 *
	 * 注意这里的Node实际就是head
	 * 
	 * 如果设置成功，即head.waitStatus=0，则可以让这时即将被阻塞的线程有机会再次调用tryAcquire获取锁。
	 * 也就是让shouldParkAfterFailedAcquire方法里的compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL)执行失败返回false，这样就能再有机会再tryAcquire了
	 *
	 * 如果设置失败，新跟随在head后面的线程被阻塞，但是没关系，下面的代码会立即将这个阻塞线程释放掉
	 */
    if (ws < 0)
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);

    /*
     * Thread to unpark is held in successor, which is normally
     * just the next node.  But if cancelled or apparently null,
     * traverse backwards from tail to find the actual
     * non-cancelled successor.
     */
    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);
}

本篇只讲了普通的lock-unlock，下篇会讲讲等待-通知，即Condition的await-signal的详细流程

参考资料：

自旋锁、排队自旋锁、MCS锁、CLH锁        http://coderbee.net/index.php/concurrent/20131115/577/comment-page-1
深入JVM锁机制1-synchronized      http://blog.csdn.net/chen77716/article/details/6618779
深入JVM锁机制2-Lock      http://blog.csdn.net/chen77716/article/details/6641477
ReentrantLock和synchronized两种锁定机制的对比 http://blog.csdn.net/fw0124/article/details/6672522
虚拟机中的锁优化简介（适应性自旋/锁粗化/锁削除/轻量级锁/偏向锁）  http://icyfenix.iteye.com/blog/1018932 可参考《深入理解Java虚拟机：JVM高级特性与最佳实践》

ReentrantLock的lock-unlock流程详解

原文：http://blog.csdn.net/luonanqin/article/details/41871909