正文
Java并发编程基础-ReentrantLock的机制
提示：扫一扫查出行【扫一扫了解最新限行尾号】
复制提示
同步锁：
我们知道，锁是用来控制多个线程访问共享资源的方式，一般来说，一个锁能够防止多个线程同时访问共享资源，在Lock接口出现之前，Java应用程序只能依靠synchronized关键字来实现同步锁的功能，在java5以后，增加了JUC的并发包且提供了Lock接口用来实现锁的功能，它提供了与synchroinzed关键字类似的同步功能，只是它比synchronized更灵活，能够显示的获取和释放锁。Lock是一个接口，核心的两个方法lock和unlock，它有很多的实现，比如ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock;
ReentrantLock(重入锁)：
先来简单看一下 ReentrantLock 的类图：
重入锁表示支持在已经获得锁的线程中，再一次的去访问以这个对象为锁的同步块的时候，不需要再一次去获得锁，只需要增加 objectMonitor 中的重入次数（_recursions）就可以了。来个简单的demo 来感受一下：
public class AtomicDemo {
private static int count = 0;
static Lock lock = new ReentrantLock();
public static void inc() {
lock.lock();
try {
Thread.sleep(1);
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
count++;
lock.unlock();
}
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
for (int i = 0; i < 1000; i++) {
new Thread(() -> {
AtomicDemo.inc();
}).start();
;
}
Thread.sleep(3000);
System.out.println("result:" + count);
}
}
以上这个小例子能实现线程安全，synchronized 也能实现同样的效果，那么来看看 ReentrantLock 跟 synchronized 有什么区别：
Ø 从层次上，一个是关键字、一个是类， 这是最直观的差异。
Ø 从使用上，lock具备更大的灵活性，可以控制锁的释放和获取； 而synchronized的锁的释放是被动的，当出现异常或者同步代码块执行完以后，才会释放锁。
Ø lock可以判断锁的状态、而synchronized无法做到。
Ø lock可以实现公平锁、非公平锁； 而synchronized只有非公平锁。
Ø synchronized 内的程序在异常发生时jvm会自动释放锁，ReentrantLock 必须要必须要必须要手动释放锁。
ReentrantReadWriteLock：
我们以前理解的锁，基本都是排他锁，也就是这些锁在同一时刻只允许一个线程进行访问，而读写锁在同一时刻可以允许多个线程访问，但是在写线程访问时，所有的读线程和其他写线程都会被阻塞。读写锁维护了一对锁，一个读锁、一个写锁; 一般情况下，读写锁的性能都会比排它锁好，因为大多数场景读是多于写的。在读多于写的情况下，读写锁能够提供比排它锁更好的并发性和吞吐量.看一个简单的demo：
public class ReadWriteLockDemo {
static Map<String, Object> cacheMap = new HashMap<>();
static ReentrantReadWriteLock rwl = new ReentrantReadWriteLock();
static Lock read = rwl.readLock();//读锁
static Lock write = rwl.writeLock();//写锁
public static final Object get(String key) {
System.out.println("开始读取数据");
read.lock(); // 读锁
try {
return cacheMap.get(key);
} finally {
read.unlock();
}
}
public static final Object put(String key, Object value) {
write.lock();
System.out.println("开始写数据");
try {
return cacheMap.put(key, value);
} finally {
write.unlock();
}
}
}
在这个案例中，通过hashmap来模拟了一个内存缓存，然后使用读写锁来保证这个内存缓存的线程安全性。当执行读操作的时候，需要获取读锁，在并发访问的时候，读锁不会被阻塞，因为读操作不会影响执行结果。在执行写操作是，线程必须要获取写锁，当已经有线程持有写锁的情况下，当前线程会被阻塞，只有当写锁释放以后，其他读写操作才能继续执行。当已经有线程持有写锁的情况下，这个时候有线程去访问写操作，将会在调用read.lock()的地方阻塞。使用读写锁提升读操作的并发性，也保证每次写操作对所有的读写操作的可见性。
l 读锁与读锁可以共享，l 读锁与写锁不可以共享（排他），l 写锁与写锁不可以共享（排他）。
AQS(AbstractQueuedSynchronizer)：
Lock之所以能实现线程安全的锁，主要的核心是AQS(AbstractQueuedSynchronizer),AbstractQueuedSynchronizer提供了一个FIFO队列，可以看做是一个用来实现锁以及其他需要同步功能的框架。这里简称该类为AQS。AQS的使用依靠继承来完成，子类通过继承自AQS并实现所需的方法来管理同步状态。例如常见的ReentrantLock，CountDownLatch等AQS的两种功能
从使用上来说，AQS的功能可以分为两种：独占和共享。
独占锁模式下，每次只能有一个线程持有锁，比如前面给大家演示的ReentrantLock就是以独占方式实现的互斥锁。
共享锁模式下，允许多个线程同时获取锁，并发访问共享资源，比如ReentrantReadWriteLock。
很显然，独占锁是一种悲观保守的加锁策略，它限制了读/读冲突，如果某个只读线程获取锁，则其他读线程都只能等待，这种情况下就限制了不必要的并发性，因为读操作并不会影响数据的一致性。 共享锁则是一种乐观锁，它放宽了加锁策略，允许多个执行读操作的线程同时访问共享资源。
AQS的内部实现：
同步器依赖内部的同步队列（一个FIFO双向队列）来完成同步状态的管理，当前线程获取同步状态失败时，同步器会将当前线程以及等待状态等信息构造成为一个节点（Node）并将其加入同步队列，同时会阻塞当前线程，当同步状态释放时，会把首节点中的线程唤醒，使其再次尝试获取同步状态。Node的主要属性如下：
static final class Node {
int waitStatus; //表示节点的状态，包含cancelled（取消）；condition 表示节点在等待，也就是在condition队列中
Node prev; //前继节点
Node next; //后继节点
Node nextWaiter; //存储在condition队列中的后继节点
Thread thread; //当前线程
}
AQS类底层的数据结构是使用双向链表，是队列的一种实现。包括一个head节点和一个tail节点，分别表示头结点和尾节点，其中头结点不存储Thread，仅保存next结点的引用。
当一个线程成功地获取了同步状态（或者锁），其他线程将无法获取到同步状态，转而被构造成为节点并加入到同步队列中，而这个加入队列的过程必须要保证线程安全，因此同步器提供了一个基于
CAS的设置尾节点的方法：compareAndSetTail(Node expect,Node update)，它需要传递当前线程“认为”的尾节点和当前节点，只有设置成功后，当前节点才正式与之前的尾节点建立关联。
同步队列遵循FIFO，首节点是获取同步状态成功的节点，首节点的线程在释放同步状态时，将会唤醒后继节点，而后继节点将会在获取同步状态成功时将自己设置为首节点。设置首节点是通过获取同步状态成功的线程来完成的，由于只有一个线程能够成功获取到同步状态，因此设置头节点的方法并不需要使用CAS来保证，它只需要将首节点设置成为原首节点的后继节点并断开原首节点的next引用即可。
compareAndSet（Head/Tail）
AQS中，除了本身的链表结构以外，还有一个很关键的功能，就是CAS，这个是保证在多线程并发的情况下保证线程安全的前提下去把线程加入到AQS中的方法,可以简单理解为乐观锁。
/**
* CAS head field. Used only by enq.
*/
private final boolean compareAndSetHead(Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(this, headOffset, null, update);
} /**
* CAS tail field. Used only by enq.
*/
private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update);
}
这两个个方法里面，首先，用到了unsafe类，(Unsafe类是在sun.misc包下，不属于Java标准。但是很多Java的基础类库，包括一些被广泛使用的高性能开发库都是基于Unsafe类开发的，比如Netty、Hadoop、Kafka等；Unsafe可认为是Java中留下的后门，提供了一些低层次操作，如直接内存访问、线程调度等)然后调用了compareAndSwapObject这个方法。
public final native boolean compareAndSwapObject(Object var1, long var2, Object var4,Object var5);
这个是一个native方法，第一个参数为需要改变的对象，第二个为偏移量(即之前求出来的headOffset的值)，第三个参数为期待的值，第四个为更新后的值。整个方法的作用是如果当前时刻的值等于预期值var4相等，则更新为新的期望值 var5，如果更新成功，则返回true，否则返回false；这里传入了一个headOffset，这个headOffset是什么呢？在下面的代码中，通过unsafe.objectFieldOffset。
然后通过反射获取了AQS类中的成员变量，并且这个成员变量被volatile修饰的
/**
* Head of the wait queue, lazily initialized. Except for
* initialization, it is modified only via method setHead. Note:
* If head exists, its waitStatus is guaranteed not to be
* CANCELLED.
*/
private transient volatile Node head; /**
* Tail of the wait queue, lazily initialized. Modified only via
* method enq to add new wait node.
*/
private transient volatile Node tail; /**
* The synchronization state.
*/
private volatile int state;
unsafe.objectFieldOffset：
headOffset这个是指类中相应字段在该类的偏移量，在这里具体即是指head这个字段在AQS类的内存中相对于该类首地址的偏移量。一个Java对象可以看成是一段内存，每个字段都得按照一定的顺序放在这段内存里，通过这个方法可以准确地告诉你某个字段相对于对象的起始内存地址的字节偏移。用于在后面的compareAndSwapObject中，去根据偏移量找到对象在内存中的具体位置这个方法在unsafe.cpp文件中，代码如下：
UNSAFE_ENTRY(jboolean, Unsafe_CompareAndSwapObject(JNIEnv *env, jobject unsafe, jobject
obj, jlong offset, jobject e_h, jobject x_h))
UnsafeWrapper("Unsafe_CompareAndSwapObject");
oop x = JNIHandles::resolve(x_h); // 新值
oop e = JNIHandles::resolve(e_h); // 预期值
oop p = JNIHandles::resolve(obj);
HeapWord* addr = (HeapWord *)index_oop_from_field_offset_long(p, offset);// 在内存中的具体位置
oop res = oopDesc::atomic_compare_exchange_oop(x, addr, e, true);// 调用了另一个方法，实际上就是通过cas操作来替换内存中的值是否成功
jboolean success = (res == e); // 如果返回的res等于e，则判定满足compare条件（说明res应该为内存中的当前值），但实际上会有ABA的问题
if (success) // success为true时，说明此时已经交换成功（调用的是最底层的cmpxchg指令）
update_barrier_set((void*)addr, x); // 每次Reference类型数据写操作时，都会产生一个Write Barrier暂时中断操作，配合垃圾收集器
return success;
UNSAFE_END
所以其实compareAndSet这个方法，最终调用的是unsafe类的compareAndSwap，这个指令会对内存中的共享数据做原子的读写操作。
1. 首先， cpu会把内存中将要被更改的数据与期望值做比较
2. 然后，当两个值相等时，cpu才会将内存中的对象替换为新的值。否则，不做变更操作
3. 最后，返回操作执行结果
很显然，这是一种乐观锁的实现思路。
ReentrantLock的实现原理：
之所以叫重入锁是因为同一个线程如果已经获得了锁，那么后续该线程调用lock方法时不需要再次获取锁，也就是不会阻塞；重入锁提供了两种实现，一种是非公平的重入锁，另一种是公平的重入锁。怎么理解公平和非公平呢？如果在绝
对时间上，先对锁进行获取的请求一定先被满足获得锁，那么这个锁就是公平锁，反之，就是不公平的。简单来说公平锁就是等待时间最长的线程最优先获取锁。
非公平锁的实现流程时序图：
ReentrantLock.lock： 这个是获取锁的入口，调用了sync.lock； sync是一个实现了AQS的抽象类，这个类的主要作用是用来实现同步控制的，并且sync有两个实现，一个是NonfairSync(非公平锁)、另一个是FailSync(公平锁)； 我们先来看一下非公平锁的实现：
public void lock() {//reentrantLock.lock();
sync.lock();
}
final void lock() {
//这是跟公平锁的主要区别,一上来就试探锁是否空闲,如果可以插队，则设置获得锁的线程为当前线程
if (compareAndSetState(0, 1))
//exclusiveOwnerThread属性是AQS从父类AbstractOwnableSynchronizer中继承的属性，用来保存当前占用同步状态的线程
//这里我的理解是跟Synchronized在JVM底层中ObjectMonitor中的 _owner 是一样的道理
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);//尝试去获取锁
}
compareAndSetState，这个方法在前面提到过了，通过cas算法去改变state的值，而这个state是什么呢？ 在AQS中存在一个变量state，对于ReentrantLock来说，如果state=0表示无锁状态、如果state>0表示有锁状态。所
以在这里，是表示当前的state如果等于0，则替换为1，如果替换成功表示获取锁成功了由于ReentrantLock是可重入锁，所以持有锁的线程可以多次加锁，经过判断加锁线程就是当前持有锁的线程时（即
exclusiveOwnerThread==Thread.currentThread()），即可加锁，每次加锁都会将state的值+1，state等于几，就代表当前持有锁的线程加了几次锁;解锁时每解一次锁就会将state减1，state减到0后，锁就被释放掉，这时其它线
程可以加锁。
AbstractQueuedSynchronizer.acquire():
如果CAS操作未能成功，说明state已经不为0，此时继续acquire(1)操作,acquire是AQS中的方法 当多个线程同时进入这个方法时，首先通过cas去修改state的状态，如果修改成功表示竞争锁成功，竞争失败的，tryAcquire会返回false.
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
这个方法的主要作用是:
Ø 尝试获取独占锁，获取成功则返回，否则进入队列
Ø 自旋获取锁，并且判断中断标识，如果中断标识为true，则设置线程中断
Ø addWaiter方法把当前线程封装成Node，并添加到队列的尾部
NonfairSync.tryAcquire():
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
tryAcquire方法尝试获取锁，如果成功就返回，如果不成功，则把当前线程和等待状态信息构适成一个Node节点，并将结点放入同步队列的尾部。然后为同步队列中的当前节点循环等待获取锁，直到成功.
nonfairTryAcquire(acquires):
这里可以看非公平锁的涵义，即获取锁并不会严格根据争用锁的先后顺序决定。这里的实现逻辑类似synchroized关键字的偏向锁的做法，即可重入而不用进一步进行锁的竞争，也解释了ReentrantLock中Reentrant(可重入)的意义.
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState(); //获取当前的状态，前面讲过，默认情况下是0表示无锁状态
if (c == 0) {
if (compareAndSetState(0, acquires)) { //通过cas来改变state状态的值，如果更新成功，表示获取锁成功, 这个操作外部方法lock()就做过一次，这里再做只是为了再尝试一次，尽量以最简单的方式获取锁。
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {//如果当前线程等于获取锁的线程，表示重入，直接累加重入次数
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow 如果这个状态值越界，抛出异常；如果没有越界，则设置后返回true
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
//如果状态不为0，且当前线程不是owner，则返回false。
return false; //获取锁失败，返回false
}
addWaiter():
当前锁如果已经被其他线程锁持有，那么当前线程来去请求锁的时候，会进入这个方法,这个方法主要是把当前线程封装成node，添加到AQS的链表中.
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);//创建一个独占的Node节点,mode为排他模式
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
// 尝试快速入队,如果失败则降级至full enq
Node pred = tail;// tail是AQS的中表示同步队列队尾的属性，刚开始为null，所以进行enq(node)方法
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {// 防止有其他线程修改tail,使用CAS进行修改,如果失败则降级至full enq
pred.next = node;// 如果成功之后旧的tail的next指针再指向新的tail,成为双向链表
return node;
}
}
enq(node);// 如果队列为null或者CAS设置新的tail失败
return node;
}
enq(node): enq就是通过自旋操作把当前节点加入到队列中
private Node enq(final Node node) {
for (;;) { //无效的循环，为什么采用for(;;)，是因为它执行的指令少，不占用寄存器
Node t = tail;// 此时head, tail都为null
if (t == null) { // Must initialize// 如果tail为null则说明队列首次使用,需要进行初始化
if (compareAndSetHead(new Node()))// 设置头节点,如果失败则存在竞争,留至下一轮循环
tail = head; // 用CAS的方式创建一个空的Node作为头结点，因为此时队列中只一个头结点，所以tail也指向head，第一次循环执行结束
} else {
//进行第二次循环时，tail不为null，进入else区域。将当前线程的Node结点的prev指向tail，然后使用CAS将tail指向Node
//这部分代码和addWaiter代码一样，将当前节点添加到队列
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
//t此时指向tail,所以可以CAS成功，将tail重新指向CNode。此时t为更新前的tail的值，
//即指向空的头结点，t.next=node，就将头结点的后续结点指向Node，返回头结点
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
acquireQueued(final Node node, int arg):
addWaiter返回了插入的节点，作为acquireQueued方法的入参,这个方法主要用于争抢锁
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();// 获取prev节点,若为null即刻抛出NullPointException
if (p == head && tryAcquire(arg)) {// 如果前驱为head才有资格进行锁的抢夺
setHead(node); // 获取锁成功后就不需要再进行同步操作了,获取锁成功的线程作为新的head节点
//凡是head节点,head.thread与head.prev永远为null, 但是head.next不为null
p.next = null; // help GC
failed = false; //获取锁成功
return interrupted;
}
//如果获取锁失败，则根据节点的waitStatus决定是否需要挂起线程
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())// 若前面为true,则执行挂起,待下次唤醒的时候检测中断的标志
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed) // 如果抛出异常则取消锁的获取,进行出队(sync queue)操作
cancelAcquire(node);
}
}
原来的head节点释放锁以后，会从队列中移除，原来head节点的next节点会成为head节点。
shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)：
从上面的分析可以看出，只有队列的第二个节点可以有机会争用锁，如果成功获取锁，则此节点晋升为头节点。对于第三个及以后的节点，if (p == head)条件不成立，首先进行shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)操作。shouldParkAfterFailedAcquire方法是判断一个争用锁的线程是否应该被阻塞。它首先判断一个节点的前置节点的状态是否为Node.SIGNAL，如果是，是说明此节点已经将状态设置-1，如果锁释放，则应当通知当前节点，所以它可以安全的阻塞了，返回true。
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus; //前继节点的状态
if (ws == Node.SIGNAL)//如果是SIGNAL状态，意味着当前线程需要被unpark唤醒
return true;
//如果前节点的状态大于0，即为CANCELLED状态时，则会从前节点开始逐步循环找到一个没有被“CANCELLED”节点设置
//为当前节点的前节点，返回false。在下次循环执行shouldParkAfterFailedAcquire时，返回true。这个操作实际是把队列中CANCELLED的节点剔除掉。
if (ws > 0) {// 如果前继节点是“取消”状态，则设置 “当前节点”的 “当前前继节点” 为 “‘原前继节点'的前继节点”。
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
// 如果前继节点为“0”或者“共享锁”状态，则设置前继节点为SIGNAL状态。
/*
* 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.
*/
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
parkAndCheckInterrupt()：
如果shouldParkAfterFailedAcquire返回了true，则会执行：“parkAndCheckInterrupt()”方法，它是通过LockSupport.park(this)将当前线程挂起到WATING状态，它需要等待一个中断、unpark方法来唤醒它，通过这样一种FIFO的机制的等待，来实现了Lock的操作。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);// LockSupport提供park()和unpark()方法实现阻塞线程和解除线程阻塞
return Thread.interrupted();
}
ReentrantLock.unlock ：加锁的过程分析完以后，再来分析一下释放锁的过程，调用release方法，这个方法里面做两件事，1，释放锁 ；2，唤醒park的线程
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
tryRelease(int releases)：
这个动作可以认为就是一个设置锁状态的操作，而且是将状态减掉传入的参数值（参数是1），如果结果状态为0，就将排它锁的Owner设置为null，以使得其它的线程有机会进行执行。 在排它锁中，加锁的时候状态会增加1（当然可以自己修改这个值），在解锁的时候减掉1，同一个锁，在可以重入后，可能会被叠加为2、3、4这些值，只有unlock()的次数与lock()的次数对应才会将Owner线程设置为空，而且也只有这种情况下才会返回true。
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases; // 这里是将锁的数量减1
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())// 如果释放的线程和获取锁的线程不是同一个，抛出非法监视器状态异常
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) {
// 由于重入的关系，不是每次释放锁c都等于0，
// 直到最后一次释放锁时，才会把当前线程释放
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
LockSupport：
LockSupport类是Java6引入的一个类，提供了基本的线程同步原语。LockSupport实际上是调用了Unsafe类里的函数，归结到Unsafe里，只有两个函数：
public native void unpark(Thread jthread);
public native void park(boolean isAbsolute, long time);
unpark函数为线程提供“许可(permit)”，线程调用park函数则等待“许可”。这个有点像信号量，但是这个“许可”是不能叠加的，“许可”是一次性的。permit相当于0/1的开关，默认是0，调用一次unpark就加1变成了1.调用一次park会消费permit，又会变成0。 如果再调用一次park会阻塞，因为permit已经是0了。直到permit变成1.这时调用unpark会把permit设置为1.每个线程都有一个相关的permit，permit最多只有一个，重复调用unpark不会累积在使用LockSupport之前，我们对线程做同步，只能使用wait和notify，但是wait和notify其实不是很灵活，并且耦合性很高，调用notify必须要确保某个线程处于wait状态，而park/unpark模型真正解耦了线程之间的同步，先后顺序没有没有直接关联，同时线程之间不再需要一个Object或者其它变量来存储状态，不再需要关心对方的状态。
做个简单的总结：在获取同步状态时，同步器维护一个同步队列，获取状态失败的线程都会被加入到队列中并在队列中进行自旋；移出队列（或停止自旋）的条件是前驱节点为头节点且成功获取了同步状态。在释放同步状态时，同步器调用tryRelease(int arg)方法释放同步状态，然后唤醒头节点的后继节点。
公平锁和非公平锁的区别：
锁的公平性是相对于获取锁的顺序而言的，如果是一个公平锁，那么锁的获取顺序就应该符合请求的绝对时间顺序，也就是FIFO。 在上面分析的例子来说，只要CAS设置同步状态成功，则表示当前线程获取了锁，而公平锁则不一样，差异点有两个。从获取锁的方法上能看出其区别：
FairSync.tryAcquire：
final void lock() {
acquire(1);
}
非公平锁在获取锁的时候，会先通过CAS进行抢占，而公平锁则不会
FairSync.tryAcquire
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()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
这个方法与nonfairTryAcquire(int acquires)比较，不同的地方在于判断条件多了hasQueuedPredecessors()方法，也就是加入了[同步队列中当前节点是否有前驱节点]的判断，如果该方法返回true，则表示有线程比当前线程更早地请求获取锁，因此需要等待前驱线程获取并释放锁之后才能继续获取锁。
Condition：
通过前面的课程学习，我们知道任意一个Java对象，都拥有一组监视器方法（定义在java.lang.Object上），主要包括wait()、notify()以及notifyAll()方法，这些方法与synchronized同步关键字配合，可以实现等待/通知模式
JUC包提供了Condition来对锁进行精准控制，Condition是一个多线程协调通信的工具类，可以让某些线程一起等待某个条件（condition），只有满足条件时，线程才会被唤醒。condition中使用了 await()，及signal()，signalAll()方法来替代wait()、notify()以及notifyAll()方法的操作，下面通过一个简单的例子来了解一下：
await():
public class ConditionDemoWait extends Thread {
private Lock lock;
private Condition condition;
public ConditionDemoWait(Lock lock, Condition condition) {
this.lock = lock;
this.condition = condition;
}
@Override
public void run() {
// TODO Auto-generated method stub
System.out.println("begin -ConditionDemoWait");
try {
lock.lock();
condition.await();
System.out.println("end - ConditionDemoWait");
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
} finally {
lock.unlock();
}
}
}
signal():
public class ConditionDemoSignal extends Thread {
private Lock lock;
private Condition condition;
public ConditionDemoSignal(Lock lock, Condition condition) {
this.lock = lock;
this.condition = condition;
}
@Override
public void run() {
System.out.println("begin -ConditionDemoSignal");
try {
lock.lock();
condition.signal();
System.out.println("end - ConditionDemoSignal");
} finally {
lock.unlock();
}
}
}
通过以下代码测试就可以看到跟 wait(),notify()，一样的效果：
public static void main(String[] args) {
ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
Condition condition = lock.newCondition();
ConditionDemoWait waitThread =new ConditionDemoWait(lock,condition);
waitThread.start();
ConditionDemoSignal signalThread =new ConditionDemoSignal(lock,condition);
signalThread.start();
}
来看以下在源码中 await() , signal() 分别做了些什么操作：
await() :方法
调用Condition的await()方法（或者以await开头的方法），会使当前线程进入等待队列并释放锁，同时线程状态变为等待状态。当从await()方法返回时，当前线程一定获取了Condition相关联的锁。其实在JVM底层源码的objectMonitor 中维护的一些变量中的 _cxq (争抢锁的同步队列), _waitSet (调用了wait方法加入该等待队列), _owner (锁所属线程),_recursions(重入次数)等一系列的属性类比到 Java 代码层面，其中 AQS 其实就跟 objectMonitor的作用真的是一样一样的，它的成员变量中也维护着包括这些属性。去进行对底层的操作，之前提到的 AQS队列可以类比为 _cxq队列，而这里的 condition 则可类比为 _waitSet 。
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter(); //创建一个新的节点，节点状态为condition，采用的数据结构仍然是链表
int savedState = fullyRelease(node); //释放当前的锁，得到锁的状态，并唤醒AQS队列中的一个线程
int interruptMode = 0;//如果当前节点没有在同步队列上，即还没有被signal，则将当前线程阻塞
//isOnSyncQueue 判断当前 node 状态,如果是 CONDITION 状态,或者不在队列上了,就继续阻塞,还在队列上且不是 CONDITION 状态了,就结束循环和阻塞
while (!isOnSyncQueue(node)) {//第一次判断的是false，因为前面已经释放锁了
LockSupport.park(this); // 第一次总是 park 自己,开始阻塞等待
// 线程判断自己在等待过程中是否被中断了,如果没有中断,则再次循环,会在 isOnSyncQueue 中判断自己是否在队列上.
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
// 当这个线程醒来,会尝试拿锁, 当 acquireQueued 返回 false 就是拿到锁了.
// interruptMode != THROW_IE -> 表示这个线程没有成功将 node 入队,但 signal 执行了 enq 方法让其入队了.
// 将这个变量设置成 REINTERRUPT.
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
// 如果 node 的下一个等待者不是 null, 则进行清理,清理 Condition 队列上的节点.
// 如果是 null ,就没有什么好清理的了.
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
// 如果线程被中断了,需要抛出异常.或者什么都不做
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
signal() 方法
调用Condition的signal()方法，将会唤醒在等待队列中等待时间最长的节点（首节点），在唤醒节点之前，会将节点移到同步队列中
public final void signal() {
if (!isHeldExclusively()) //先判断当前线程是否获得了锁
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter; // 拿到 Condition 队列上第一个节点
if (first != null)
doSignal(first);//不为空，则进入signal
}
doSignal(Node first) ：
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)// 如果第一个节点的下一个节点是 null,那么, 最后一个节点也是 null.
lastWaiter = null; // 将 next 节点设置成 null
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
该方法先是 CAS 修改了节点状态，如果成功，就将这个节点放到 AQS 队列中，然后唤醒这个节点上的线程。此时，那个节点就会在 await 方法中苏醒
final boolean transferForSignal(Node node) {
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
// 如果上一个节点的状态被取消了, 或者尝试设置上一个节点的状态为 SIGNAL 失败了(SIGNAL 表示: 他的 next 节点需要停止阻塞),
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread); // 唤醒输入节点上的线程.
return true;
}
这里唤醒的同时，将该线程节点放入到AQS同步队列去争抢锁，跟 synchronized 的底层实现的思想是差不多的，JVM的实现也是从 _waitSet 队列中 取出封装的 ObjectWaiter，然后进入 unpark 操作。如果调用 await() 的时候，不把该节点放入一个等待队列，那么在该节点变成signal 状态的时候（释放锁）会被虚拟机回收，后续也将无法继续执行其中逻辑代码。
