ReentrantLock的实现网上有很多文章了，本篇文章会简单介绍下其java层实现，重点放在分析竞争锁失败后如何阻塞线程。
因篇幅有限，synchronized的内容将会放到下篇文章。
Java Lock的实现
ReentrantLock是jdk中常用的锁实现，其实现逻辑主语基于AQS(juc包中的大多数同步类实现都是基于AQS)；接下来会简单介绍AQS的大致原理，关于其实现细节以及各种应用，之后会写一篇文章具体分析。
AQS
AQS是类AbstractQueuedSynchronizer.java的简称，JUC包下的ReentrantLock、CyclicBarrier、CountdownLatch都使用到了AQS。
其大致原理如下：
- AQS维护一个叫做state的int型变量和一个双向链表，state用来表示同步状态，双向链表存储的是等待锁的线程
- 加锁时首先调用tryAcquire尝试获得锁，如果获得锁失败，则将线程插入到双向链表中，并调用LockSupport.park()方法阻塞当前线程。
- 释放锁时调用LockSupport.unpark()唤起链表中的第一个节点的线程。被唤起的线程会重新走一遍竞争锁的流程。
其中tryAcquire方法是抽象方法，具体实现取决于实现类，我们常说的公平锁和非公平锁的区别就在于该方法的实现。
ReentrantLock
ReentrantLock分为公平锁和非公平锁，我们只看公平锁。
ReentrantLock.lock会调用到ReentrantLock#FairSync.lock中：
FairSync.java
static final class FairSync extends Sync { 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) { 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; } } AbstractQueuedSynchronizer.java public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); }
可以看到FairSync.lock调用了AQS的acquire方法，而在acquire中首先调用tryAcquire尝试获得锁，以下两种情况返回true：
- state==0(代表没有线程持有锁)，且等待队列为空(公平的实现)，且cas修改state成功。
- 当前线程已经获得了锁，这次调用是
重入
如果tryAcquire失败则调用acquireQueued阻塞当前线程。acquireQueued最终会调用到LockSupport.park()阻塞线程。
LockSupport.park
个人认为，要深入理解锁机制，一个很重要的点是理解系统是如何阻塞线程的。
LockSupport.java
public static void park(Object blocker) {
Thread t = Thread.currentThread();
setBlocker(t, blocker);
UNSAFE.park(false, 0L);
setBlocker(t, null);
}
park方法的参数blocker是用于负责这次阻塞的同步对象，在AQS的调用中，这个对象就是AQS本身。我们知道synchronized关键字是需要指定一个对象的（如果作用于方法上则是当前对象或当前类），与之类似blocker就是LockSupport指定的对象。
park方法调用了native方法UNSAFE.park，第一个参数代表第二个参数是否是绝对时间，第二个参数代表最长阻塞时间。
其实现如下,只保留核心代码，完整代码看查看unsafe.cpp
Unsafe_Park(JNIEnv *env, jobject unsafe, jboolean isAbsolute, jlong time){ ... thread->parker()->park(isAbsolute != 0, time); ... } park方法在os_linux.cpp中（其他操作系统的实现在os_xxx中）
void Parker::park(bool isAbsolute, jlong time) { ... //获得当前线程 Thread* thread = Thread::current(); assert(thread->is_Java_thread(), "Must be JavaThread"); JavaThread *jt = (JavaThread *)thread; //如果当前线程被设置了interrupted标记，则直接返回 if (Thread::is_interrupted(thread, false)) { return; } if (time > 0) { //unpacktime中根据isAbsolute的值来填充absTime结构体，isAbsolute为true时，time代表绝对时间且单位是毫秒，否则time是相对时间且单位是纳秒 //absTime.tvsec代表了对于时间的秒 //absTime.tv_nsec代表对应时间的纳秒 unpackTime(&absTime, isAbsolute, time); } //调用mutex trylock方法 if (Thread::is_interrupted(thread, false) || pthread_mutex_trylock(_mutex) != 0) { return; } //_counter是一个许可的数量，跟ReentrantLock里定义的许可变量基本都是一个原理。 unpack方法调用时会将_counter赋值为1。 //_counter>0代表已经有人调用了unpark，所以不用阻塞 int status ; if (_counter > 0) { // no wait needed _counter = 0; //释放mutex锁 status = pthread_mutex_unlock(_mutex); return; } //设置线程状态为CONDVAR_WAIT OSThreadWaitState osts(thread->osthread(), false /* not Object.wait() */); ... //等待 _cur_index = isAbsolute ? ABS_INDEX : REL_INDEX; pthread_cond_timedwait(&_cond[_cur_index], _mutex, &absTime); ... //释放mutex锁 status = pthread_mutex_unlock(_mutex) ; }
park方法用POSIX的pthread_cond_timedwait方法阻塞线程，调用pthread_cond_timedwait前需要先获得锁，因此park主要流程为：
- 调用
pthread_mutex_trylock尝试获得锁，如果获取锁失败则直接返回 - 调用
pthread_cond_timedwait进行等待 - 调用
pthread_mutex_unlock释放锁
另外，在阻塞当前线程前，会调用OSThreadWaitState的构造方法将线程状态设置为CONDVAR_WAIT，在Jvm中Thread状态枚举如下
enum ThreadState { ALLOCATED, // Memory has been allocated but not initialized INITIALIZED, // The thread has been initialized but yet started RUNNABLE, // Has been started and is runnable, but not necessarily running MONITOR_WAIT, // Waiting on a contended monitor lock CONDVAR_WAIT, // Waiting on a condition variable OBJECT_WAIT, // Waiting on an Object.wait() call BREAKPOINTED, // Suspended at breakpoint SLEEPING, // Thread.sleep() ZOMBIE // All done, but not reclaimed yet };
Linux的timedwait
由上文我们可以知道LockSupport.park方法最终是由POSIX的pthread_cond_timedwait的方法实现的。
我们现在就进一步看看pthread_mutex_trylock,pthread_cond_timedwait,pthread_mutex_unlock这几个方法是如何实现的。
Linux系统中相关代码在glibc库中。
pthread_mutex_trylock
先看trylock的实现，
代码在glibc的pthread_mutex_trylock.c文件中，该方法代码很多，我们只看主要代码
//pthread_mutex_t是posix中的互斥锁结构体 int __pthread_mutex_trylock (mutex) pthread_mutex_t *mutex; { int oldval; pid_t id = THREAD_GETMEM (THREAD_SELF, tid); switch (__builtin_expect (PTHREAD_MUTEX_TYPE (mutex), PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP)) { case PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK_NP: case PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP: case PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP: /* Normal mutex. */ if (lll_trylock (mutex->__data.__lock) != 0) break; /* Record the ownership. */ mutex->__data.__owner = id; ++mutex->__data.__nusers; return 0; } } //以下代码在lowlevellock.h中 #define __lll_trylock(futex) \ (atomic_compare_and_exchange_val_acq (futex, 1, 0) != 0) #define lll_trylock(futex) __lll_trylock (&(futex))
mutex默认用的是PTHREAD_MUTEX_NORMAL类型(与PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP相同)；
因此会先调用lll_trylock方法，lll_trylock实际上是一个cas操作，如果mutex->__data.__lock==0则将其修改为1并返回0，否则返回1。
如果成功，则更改mutex中的owner为当前线程。
pthread_mutex_unlock
pthread_mutex_unlock.c int internal_function attribute_hidden __pthread_mutex_unlock_usercnt (mutex, decr) pthread_mutex_t *mutex; int decr; { if (__builtin_expect (type, PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP) == PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP) { /* Always reset the owner field. */ normal: mutex->__data.__owner = 0; if (decr) /* One less user. */ --mutex->__data.__nusers; /* Unlock. */ lll_unlock (mutex->__data.__lock, PTHREAD_MUTEX_PSHARED (mutex)); return 0; } } pthread_mutex_unlock将mutex中的owner清空，并调用了lll_unlock方法 lowlevellock.h #define __lll_unlock(futex, private) \ ((void) ({ \ int *__futex = (futex); \ int __val = atomic_exchange_rel (__futex, 0); \ \ if (__builtin_expect (__val > 1, 0)) \ lll_futex_wake (__futex, 1, private); \ })) #define lll_unlock(futex, private) __lll_unlock(&(futex), private) #define lll_futex_wake(ftx, nr, private) \ ({ \ DO_INLINE_SYSCALL(futex, 3, (long) (ftx), \ __lll_private_flag (FUTEX_WAKE, private), \ (int) (nr)); \ _r10 == -1 ? -_retval : _retval; \ })
lll_unlock分为两个步骤：
- 将futex设置为0并拿到设置之前的值（用户态操作）
- 如果futex之前的值>1，代表存在锁冲突，也就是说有线程调用了
FUTEX_WAIT在休眠，所以通过调用系统函数FUTEX_WAKE唤醒休眠线程
FUTEX_WAKE 在上一篇文章有分析，futex机制的核心是当获得锁时，尝试cas更改一个int型变量（用户态操作），如果integer原始值是0，则修改成功，该线程获得锁，否则就将当期线程放入到 wait queue中，wait queue中的线程不会被系统调度（内核态操作）。
futex变量的值有3种：0代表当前锁空闲，1代表有线程持有当前锁，2代表存在锁冲突。futex的值初始化时是0；当调用try_lock的时候会利用cas操作改为1（见上面的trylock函数）；当调用lll_lock时，如果不存在锁冲突，则将其改为1，否则改为2。
#define __lll_lock(futex, private) \ ((void) ({ \ int *__futex = (futex); \ if (__builtin_expect (atomic_compare_and_exchange_bool_acq (__futex, \ 1, 0), 0)) \ { \ if (__builtin_constant_p (private) && (private) == LLL_PRIVATE) \ __lll_lock_wait_private (__futex); \ else \ __lll_lock_wait (__futex, private); \ } \ })) #define lll_lock(futex, private) __lll_lock (&(futex), private) void __lll_lock_wait_private (int *futex) { //第一次进来的时候futex==1,所以不会走这个if if (*futex == 2) lll_futex_wait (futex, 2, LLL_PRIVATE); //在这里会把futex设置成2，并调用futex_wait让当前线程等待 while (atomic_exchange_acq (futex, 2) != 0) lll_futex_wait (futex, 2, LLL_PRIVATE); }
pthread_cond_timedwait
pthread_cond_timedwait用于阻塞线程，实现线程等待，
代码在glibc的pthread_cond_timedwait.c文件中，代码较长，你可以先简单过一遍，看完下面的分析再重新读一遍代码
int int __pthread_cond_timedwait (cond, mutex, abstime) pthread_cond_t *cond; pthread_mutex_t *mutex; const struct timespec *abstime; { struct _pthread_cleanup_buffer buffer; struct _condvar_cleanup_buffer cbuffer; int result = 0; /* Catch invalid parameters. */ if (abstime->tv_nsec < 0 || abstime->tv_nsec >= 1000000000) return EINVAL; int pshared = (cond->__data.__mutex == (void *) ~0l) ? LLL_SHARED : LLL_PRIVATE; //1.获得cond锁 lll_lock (cond->__data.__lock, pshared); //2.释放mutex锁 int err = __pthread_mutex_unlock_usercnt (mutex, 0); if (err) { lll_unlock (cond->__data.__lock, pshared); return err; } /* We have one new user of the condvar. */ //每执行一次wait(pthread_cond_timedwait/pthread_cond_wait)，__total_seq就会+1 ++cond->__data.__total_seq; //用来执行futex_wait的变量 ++cond->__data.__futex; //标识该cond还有多少线程在使用，pthread_cond_destroy需要等待所有的操作完成 cond->__data.__nwaiters += 1 << COND_NWAITERS_SHIFT; /* Remember the mutex we are using here. If there is already a different address store this is a bad user bug. Do not store anything for pshared condvars. */ //保存mutex锁 if (cond->__data.__mutex != (void *) ~0l) cond->__data.__mutex = mutex; /* Prepare structure passed to cancellation handler. */ cbuffer.cond = cond; cbuffer.mutex = mutex; /* Before we block we enable cancellation. Therefore we have to install a cancellation handler. */ __pthread_cleanup_push (&buffer, __condvar_cleanup, &cbuffer); /* The current values of the wakeup counter. The "woken" counter must exceed this value. */ //记录futex_wait前的__wakeup_seq（为该cond上执行了多少次sign操作+timeout次数）和__broadcast_seq（代表在该cond上执行了多少次broadcast） unsigned long long int val; unsigned long long int seq; val = seq = cond->__data.__wakeup_seq; /* Remember the broadcast counter. */ cbuffer.bc_seq = cond->__data.__broadcast_seq; while (1) { //3.计算要wait的相对时间 struct timespec rt; { #ifdef __NR_clock_gettime INTERNAL_SYSCALL_DECL (err); int ret; ret = INTERNAL_VSYSCALL (clock_gettime, err, 2, (cond->__data.__nwaiters & ((1 << COND_NWAITERS_SHIFT) - 1)), &rt); # ifndef __ASSUME_POSIX_TIMERS if (__builtin_expect (INTERNAL_SYSCALL_ERROR_P (ret, err), 0)) { struct timeval tv; (void) gettimeofday (&tv, NULL); /* Convert the absolute timeout value to a relative timeout. */ rt.tv_sec = abstime->tv_sec - tv.tv_sec; rt.tv_nsec = abstime->tv_nsec - tv.tv_usec * 1000; } else # endif { /* Convert the absolute timeout value to a relative timeout. */ rt.tv_sec = abstime->tv_sec - rt.tv_sec; rt.tv_nsec = abstime->tv_nsec - rt.tv_nsec; } #else /* Get the current time. So far we support only one clock. */ struct timeval tv; (void) gettimeofday (&tv, NULL); /* Convert the absolute timeout value to a relative timeout. */ rt.tv_sec = abstime->tv_sec - tv.tv_sec; rt.tv_nsec = abstime->tv_nsec - tv.tv_usec * 1000; #endif } if (rt.tv_nsec < 0) { rt.tv_nsec += 1000000000; --rt.tv_sec; } /*---计算要wait的相对时间 end---- */ //是否超时 /* Did we already time out? */ if (__builtin_expect (rt.tv_sec < 0, 0)) { //被broadcast唤醒，这里疑问的是，为什么不需要判断__wakeup_seq？ if (cbuffer.bc_seq != cond->__data.__broadcast_seq) goto bc_out; goto timeout; } unsigned int futex_val = cond->__data.__futex; //4.释放cond锁，准备wait lll_unlock (cond->__data.__lock, pshared); /* Enable asynchronous cancellation. Required by the standard. */ cbuffer.oldtype = __pthread_enable_asynccancel (); //5.调用futex_wait /* Wait until woken by signal or broadcast. */ err = lll_futex_timed_wait (&cond->__data.__futex, futex_val, &rt, pshared); /* Disable asynchronous cancellation. */ __pthread_disable_asynccancel (cbuffer.oldtype); //6.重新获得cond锁，因为又要访问&修改cond的数据了 lll_lock (cond->__data.__lock, pshared); //__broadcast_seq值发生改变，代表发生了有线程调用了广播 if (cbuffer.bc_seq != cond->__data.__broadcast_seq) goto bc_out; //判断是否是被sign唤醒的，sign会增加__wakeup_seq //第二个条件cond->__data.__woken_seq != val的意义在于 //可能两个线程A、B在wait，一个线程调用了sign导致A被唤醒，这时B因为超时被唤醒 //对于B线程来说，执行到这里时第一个条件也是满足的，从而导致上层拿到的result不是超时 //所以这里需要判断下__woken_seq（即该cond已经被唤醒的线程数）是否等于__wakeup_seq（sign执行次数+timeout次数） val = cond->__data.__wakeup_seq; if (val != seq && cond->__data.__woken_seq != val) break; /* Not woken yet. Maybe the time expired? */ if (__builtin_expect (err == -ETIMEDOUT, 0)) { timeout: /* Yep. Adjust the counters. */ ++cond->__data.__wakeup_seq; ++cond->__data.__futex; /* The error value. */ result = ETIMEDOUT; break; } } //一个线程已经醒了所以这里__woken_seq +1 ++cond->__data.__woken_seq; bc_out: // cond->__data.__nwaiters -= 1 << COND_NWAITERS_SHIFT; /* If pthread_cond_destroy was called on this variable already, notify the pthread_cond_destroy caller all waiters have left and it can be successfully destroyed. */ if (cond->__data.__total_seq == -1ULL && cond->__data.__nwaiters < (1 << COND_NWAITERS_SHIFT)) lll_futex_wake (&cond->__data.__nwaiters, 1, pshared); //9.cond数据修改完毕，释放锁 lll_unlock (cond->__data.__lock, pshared); /* The cancellation handling is back to normal, remove the handler. */ __pthread_cleanup_pop (&buffer, 0); //10.重新获得mutex锁 err = __pthread_mutex_cond_lock (mutex); return err ?: result; }
上面的代码虽然加了注释，但相信大多数人第一次看都看不懂。
我们来简单梳理下，上面代码有两把锁，一把是mutex锁，一把cond锁。另外，在调用pthread_cond_timedwait前后必须调用pthread_mutex_lock(&mutex);和pthread_mutex_unlock(&mutex);加/解mutex锁。
因此pthread_cond_timedwait的使用大致分为几个流程:
- 加mutex锁（在
pthread_cond_timedwait调用前） - 加cond锁
- 释放mutex锁
- 修改cond数据
- 释放cond锁
- 执行futex_wait
- 重新获得cond锁
- 比较cond的数据，判断当前线程是被正常唤醒的还是timeout唤醒的，需不需要重新wait
- 修改cond数据
- 是否cond锁
- 重新获得mutex锁
- 释放mutex锁（在
pthread_cond_timedwait调用后）
看到这里，你可能有几点疑问：为什么需要两把锁？mutex锁和cond锁的作用是什么？
mutex锁
说mutex锁的作用之前，我们回顾一下java的Object.wait的使用。Object.wait必须是在synchronized同步块中使用。试想下如果不加synchronized也能运行Object.wait的话会存在什么问题？
Object condObj=new Object(); voilate int flag = 0; public void waitTest(){ if(flag == 0){ condObj.wait(); } } public void notifyTest(){ flag=1; condObj.notify(); }
如上代码，A线程调用waitTest,这时flag==0,所以准备调用wait方法进行休眠，这时B线程开始执行，调用notifyTest将flag置为1，并调用notify方法，注意:此时A线程还没调用wait,所以notfiy没有唤醒任何线程。然后A线程继续执行，调用wait方法进行休眠，而之后不会有人来唤醒A线程，A线程将永久wait下去！
Object condObj=new Object(); voilate int flag = 0; public void waitTest(){ synchronized(condObj){ if(flag == 0){ condObj.wait(); } } } public void notifyTest(){ synchronized(condObj){ flag=1; condObj.notify(); } }
在有锁保护下的情况下， 当调用condObj.wait时，flag一定是等于0的，不会存在一直wait的问题。
回到pthread_cond_timedwait，其需要加mutex锁的原因就呼之欲出了：保证wait和其wait条件的原子性
不管是glibc的pthread_cond_timedwait/pthread_cond_signal还是java层的Object.wait/Object.notify,Jdk AQS的Condition.await/Condition.signal，所有的Condition机制都需要在加锁环境下才能使用，其根本原因就是要保证进行线程休眠时，条件变量是没有被篡改的。
注意下mutex锁释放的时机，回顾上文中pthread_cond_timedwait的流程，在第2步时就释放了mutex锁，之后调用futex_wait进行休眠，为什么要在休眠前就释放mutex锁呢？原因也很简单：如果不释放mutex锁就开始休眠，那其他线程就永远无法调用signal方法将休眠线程唤醒（因为调用signal方法前需要获得mutex锁）。
在线程被唤醒之后还要在第10步中重新获得mutex锁是为了保证锁的语义（思考下如果不重新获得mutex锁会发生什么）。
cond锁
cond锁的作用其实很简单： 保证对象cond->data的线程安全。
在pthread_cond_timedwait时需要修改cond->data的数据，如增加__total_seq（在这个cond上一共执行过多少次wait）增加__nwaiters（现在还有多少个线程在wait这个cond），所有在修改及访问cond->data时需要加cond锁。
这里我没想明白的一点是，用mutex锁也能保证cond->data修改的线程安全，只要晚一点释放mutex锁就行了。为什么要先释放mutex，重新获得cond来保证线程安全？ 是为了避免mutex锁住的范围太大吗？
该问题的答案可以见评论区@11800222 的回答：
mutex锁不能保护cond->data修改的线程安全，调用signal的线程没有用mutex锁保护修改cond的那段临界区。
pthread_cond_wait/signal这一对本身用cond锁同步就能睡眠唤醒。
wait的时候需要传入mutex是因为睡眠前需要释放mutex锁，但睡眠之前又不能有无锁的空隙，解决办法是让mutex锁在cond锁上之后再释放。
而signal前不需要释放mutex锁，在持有mutex的情况下signal，之后再释放mutex锁。
如何唤醒休眠线程
唤醒休眠线程的代码比较简单，主要就是调用lll_futex_wake。
int __pthread_cond_signal (cond) pthread_cond_t *cond; { int pshared = (cond->__data.__mutex == (void *) ~0l) ? LLL_SHARED : LLL_PRIVATE; //因为要操作cond的数据，所以要加锁 lll_lock (cond->__data.__lock, pshared); /* Are there any waiters to be woken? */ if (cond->__data.__total_seq > cond->__data.__wakeup_seq) { //__wakeup_seq为执行sign与timeout次数的和 ++cond->__data.__wakeup_seq; ++cond->__data.__futex; ... //唤醒wait的线程 lll_futex_wake (&cond->__data.__futex, 1, pshared); } /* We are done. */ lll_unlock (cond->__data.__lock, pshared); return 0; }
End
本文对Java简单介绍了ReentrantLock实现原理，对LockSupport.park底层实现pthread_cond_timedwait机制做了详细分析。
看完这篇文章，你可能还会有疑问：Synchronized锁的实现和ReentrantLock是一样的吗？Thread.sleep/Object.wait休眠线程的原理和LockSupport.park有什么区别？linux内核层的futex的具体是如何实现的？
原文：Java架构笔记
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