重点，一文掌握ReentrantLock加解锁原理！｜原创

创始人

2024-02-14 16:11:34

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本文详细讲解了 ReentrantLock 加锁和释放锁的原理，以及和 Synchronized 的对比。本文较长，建议收藏！

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简要总结 ReentrantLock

实现原理：volatile 变量 + CAS设置值 + AQS + 两个队列

实现阻塞：同步队列 + CAS抢占标记为 valatile 的 state

实现等待唤醒：await ：持有锁，park ->加入等待队列；signal：唤醒下一个等待队列节点，转移进入同步队列，然后CAS抢占或者按照阻塞队列等待抢占。接着 await 后续内容程序得以继续执行。

ReentrantLock 结构分析

ReentrantLock 继承了Lock接口， lock方法实际上是调用了Sync的子类NonfairSync(非公平锁)的lock方法。ReentrantLock的真正实现在他的两个内部类NonfairSync 和 FairSync中，默认实现是非公平锁。并且内部类都继承于内部类Sync，而Sync根本的实现则是大名鼎鼎的 AbstractQueuedSynchronizer 同步器（AQS）。

具体详见如下代码：

public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {private static final long serialVersionUID = 7373984872572414699L;/** Synchronizer providing all implementation mechanics */private final Sync sync;public ReentrantLock() {sync = new NonfairSync();}abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {……省略代码}//非公平锁static final class NonfairSync extends Sync {private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;/*** Performs lock.  Try immediate barge, backing up to normal* acquire on failure.*/final void lock() {if (compareAndSetState(0, 1))setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());elseacquire(1);}protected final boolean tryAcquire(int acquires) {return nonfairTryAcquire(acquires);}}// 公平锁static final class FairSync extends Sync {private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;final void lock() {acquire(1);}/*** Fair version of tryAcquire.  Don't grant access unless* recursive call or no waiters or is first.*/protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
……省略}}// lock 方法本质就是调用sync类public void lock() {sync.lock();}
}

lock 加锁过程

按照调用 lock 方法是否抢占锁成功，可以以调用 park 方法为界限，将加锁的过程分为两部分：一部分是当前线程被阻塞前，另一部分是线程被唤醒继续执行后。(这里以非公平锁为例)

阻塞前

1.直接通过CAS尝试获取锁，设置state为1。如果获取成功则将锁标识设为独占，就是是将当前线程设置给 exclusiveOwnerThread。

final void lock() {if (compareAndSetState(0, 1))setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());elseacquire(1);
}

2.如果获取失败，再次尝试获取，调用acquire。

3.tryAcquire ->：判断锁是否被占有，如果空闲则再次尝试CAS获取锁；如果已被占有则对比占有锁的线程是否为本线程，是的话将state+1，这就是可重入锁的关键逻辑。

//AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquire(int arg) {if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))selfInterrupt();
}
//ReentrantLock.NonfairSync
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {return nonfairTryAcquire(acquires);
}
//ReentrantLock.Sync
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {final Thread current = Thread.currentThread();int c = getState();if (c == 0) {// cas再次尝试获取if (compareAndSetState(0, acquires)) {setExclusiveOwnerThread(current);return true;}}else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {// 可重入逻辑int nextc = c + acquires;if (nextc < 0) // overflowthrow new Error("Maximum lock count exceeded");setState(nextc);return true;}return false;
}

4.如果获取失败则将节点插入队列尾部，如果队列为空，则会初始化队列，并且设置头尾节点为空节点，再将Node设为尾节点。

// 获取锁失败
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))// 加入同步队列
private Node addWaiter(Node mode) {Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);// Try the fast path of enq; backup to full enq on failureNode pred = tail;if (pred != null) {node.prev = pred;// 通过CAS设置尾节点为当前节点，前驱节点为之前的尾节点。if (compareAndSetTail(pred, node)) {pred.next = node;return node;}}// 如果当前链表为空，则在此处进行初始化enq(node);return node;
}
private Node enq(final Node node) {for (;;) {Node t = tail;if (t == null) { // Must initializeif (compareAndSetHead(new Node()))tail = head;} else {// 追加到队列尾node.prev = t;if (compareAndSetTail(t, node)) {t.next = node;return t;}}}
}

5.将新建的Node传入acquireQueued，获取前驱节点，如果节点就是head 头节点，那么尝试CAS竞争锁（head随时释放）。如果抢占成功将头节点设为自己。

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {boolean failed = true;try {boolean interrupted = false;for (;;) {final Node p = node.predecessor();// 如果是头节点，再次尝试if (p == head && tryAcquire(arg)) {setHead(node);p.next = null; // help GCfailed = false;return interrupted;}if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())interrupted = true;}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}
}

6.如果没有抢占成功，则进入shouldParkAfterFailedAcquire逻辑，将前驱节点设置为Signal，表示后继节点（也就是当前节点）需要前驱节点去唤醒。设置完之后再次进入自旋锁，尝试获得锁。

关于Node的状态这里说明一下：

节点刚创建的时候，status=0，假设这时候本节点就是head节点，那么他会进入else逻辑，将自身状态设置为Signal，然后再次进入自旋，尝试获取锁。如果还是没有获取到锁，那么再次进入shouldParkAfterFailedAcquire方法后会进入第一个if逻辑，方法返回True。

/**
* Checks and updates status for a node that failed to acquire.
* Returns true if thread should block. This is the main signal
* control in all acquire loops.  Requires that pred == node.prev.
* 如果获取锁失败，检查并且更新节点。如果需要被park阻塞，返回true。
* 在所有的循环逻辑中，这是主要的信号控制逻辑。
*
* pred：表示前驱节点
* node：表示当前线程节点
*/
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {int ws = pred.waitStatus;if (ws == Node.SIGNAL)// 第二次尝试获取锁会进入这段逻辑/** This node has already set status asking a release* to signal it, so it can safely park.*/// 表明线程已经准备好被阻塞并等待之后被唤醒return true;if (ws > 0) {/** Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and* indicate retry.*/// 若pred.waitStatus状态位大于0，说明这个前驱点已经取消了获取锁的操作，// doWhile循环会递归删除掉这些放弃获取锁的节点do {node.prev = pred = pred.prev;} while (pred.waitStatus > 0);pred.next = node;} else {/** 节点刚创建的时候，status=0，逻辑会走到这里将自身状态设置为signal* 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.*///若状态位不为Node.SIGNAL,且没有取消操作，则会尝试将前驱节点状态位修改为Node.SIGNAL// 表示将会唤醒后继节点compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);}return false;
}

7.第二次自旋获取失败后，由于前驱节点已经是Signal，这时进入parkAndCheckInterrupt，将当前线程阻塞，等待被唤醒。后续其他线程如果也尝试抢占锁，会同样被阻塞。

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {// 阻塞线程LockSupport.park(this);// 线程继续执行return Thread.interrupted();
}

park方法被唤醒后

在其他线程释放锁资源后，唤醒下一个节点，park的后半部分逻辑继续执行。

继续执行之前Park之后的逻辑，在此处线程被唤醒。这里会返回中断标记，这也是为什么ReentrantLock可以相应中断的原因。

然后再次进入自旋锁，使用CAS获取到锁标记，将头节点设为当前节点，然后返回中断标记跳出循环。
至此，获取锁流程结束。

unlock 释放锁过程

1.尝试释放锁，用state减去1，判断是否等于0。如果等于0表示已经完全释放锁，将线程标记设为null。否则释放失败，表示当前线程仍在继续持有，继续持有说明有重入情况。

// ReentrantLock
public void unlock() {sync.release(1);
}
// AQS
public final boolean release(int arg) {// 释放锁if (tryRelease(arg)) {Node h = head;if (h != null && h.waitStatus != 0)// 唤醒后继节点unparkSuccessor(h);return true;}return false;
}
// 释放锁
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;// 释放锁setExclusiveOwnerThread(null);}setState(c);return free;
}

2.拿到头节点，然后解锁后继节点。如果当前节点状态小于0（signal=-1），则修改节点status为0。然后向后递归找到status小于等于0的节点（正常为0），调用unpark解除阻塞。返回解锁成功。

// 唤醒后继节点
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;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.*/// 拿到下一个节点Node s = node.next;//要解除阻塞的线程在后继节点中，通常只是下一个节点。但如果取消或明显为空，则从尾部向前遍历以找到实际未取消的继任者。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)//解锁LockSupport.unpark(s.thread);
}

3.在这之后便继续开始执行之前被阻塞的线程中的逻辑。

到这里 ReentrantLock 的加解锁过程原理便讲解结束，关于条件队列的内容，有兴趣后续文章会做讲解。

对比 Synchronized

既然已经了解了 ReentrantLock ，那么在此对大家所熟知的 Synchronized 进行一个对比。

与Synchronized相同点：

1.ReentrantLock和synchronized都是独占锁,只允许线程互斥的访问临界区。

但是实现上两者不同:synchronized加锁解锁的过程是隐式的,用户不用手动操作,优点是操作简单，但显得不够灵活。一般并发场景使用synchronized的就够了；ReentrantLock需要手动加锁和解锁,且解锁的操作尽量要放在finally代码块中,保证线程正确释放锁。ReentrantLock操作较为复杂，但是因为可以手动控制加锁和解锁过程,在复杂的并发场景中能派上用场。

2.ReentrantLock和synchronized都是可重入锁。

synchronized因为可重入因此可以放在被递归执行的方法上,且不用担心线程最后能否正确释放锁；而ReentrantLock在重入时要却确保重复获取锁的次数必须和重复释放锁的次数一样，否则可能导致其他线程无法获得该锁。

3.都可以实现线程之间的等待通知机制。使用synchronized结合Object上的wait和notify方法可以实现线程间的等待通知机制。ReentrantLock结合Condition接口同样可以实现这个功能。而且相比前者使用起来更清晰也更简单。

与Synchronized 不同点：

ReentrantLock是Java层面的实现，synchronized是JVM层面的实现。
使用synchronized关键字实现同步，线程执行完同步代码块会自动释放锁(a 线程执行完同步代码会释放锁；b 线程执行过程中发生异常会释放锁)，而ReentrantLock需要手动释放锁需在finally中手工释放锁（unlock()方法释放锁），否则容易造成线程死锁。
synchronized是非公平锁，ReentrantLock可以实现公平和非公平锁。
ReentrantLock 可以设置超时获取锁。在指定的截止时间之前获取锁，如果截止时间到了还没有获取到锁，则返回。配合重试机制更好的解决死锁。
ReentrantLock上等待获取锁的线程是可中断的，线程可以放弃等待锁。而synchonized会无限期等待下去。
ReentrantLock 的 tryLock() 方法可以尝试非阻塞的获取锁，调用该方法后立刻返回，如果能够获取则返回true，否则返回false。
synchronized无法判断是否获取锁的状态，Lock可以判断是否获取到锁，并且可以主动尝试去获取锁。

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