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共享锁和排它锁（ReentrantReadWriteLock）

2024-08-02 10:18:53   226人阅读

1、什么是共享锁和排它锁

     共享锁就是允许多个线程同时获取一个锁，一个锁可以同时被多个线程拥有。
     排它锁，也称作独占锁，一个锁在某一时刻只能被一个线程占有，其它线程必须等待锁被释放之后才可能获取到锁。

2、排它锁和共享锁实例

     ReentrantLock就是一种排它锁。CountDownLatch是一种共享锁。这两类都是单纯的一类，即，要么是排它锁，要么是共享锁。
   ReentrantReadWriteLock是同时包含排它锁和共享锁特性的一种锁，这里主要以ReentrantReadWriteLock为例来进行分析学习。我们使用ReentrantReadWriteLock的写锁时，使用的便是排它锁的特性；使用ReentrantReadWriteLock的读锁时，使用的便是共享锁的特性。

3、锁的等待队列组成

 ReentrantReadWriteLock有一个读锁(ReadLock)和一个写锁(WriteLock)属性，分别代表可重入读写锁的读锁和写锁。有一个Sync属性来表示这个锁上的等待队列。ReadLock和WriteLock各自也分别有一个Sync属性表示在这个锁上的队列

通过构造函数来看，
    public ReentrantReadWriteLock(boolean fair) {
        sync = (fair)? new FairSync() : new NonfairSync();
        readerLock = new ReadLock(this);
        writerLock = new WriteLock(this);
    }

在创建读锁和写锁对象的时候，会把这个可重入的读写锁上的Sync属性传递过去。
protected ReadLock(ReentrantReadWriteLock lock) {
            sync = lock.sync;
        }
protected WriteLock(ReentrantReadWriteLock lock) {
            sync = lock.sync;
        }

所以，最终的效果是读锁和写锁使用的是同一个线程等待队列。这个队列就是通过我们在前面介绍过的AbstractQueuedSynchronizer实现的。


4、锁的状态
    
既然读锁和写锁使用的是同一个等待队列，那么这里要如何区分一个锁的读状态（有多少个线程正在读这个锁）和写状态（是否被加了写锁，哪个线程正在写这个锁）。

首先每个锁都有一个exclusiveOwnerThread属性，这是继承自AbstractQueuedSynchronizer，来表示当前拥有这个锁的线程。那么，剩下的主要问题就是确定，有多少个线程正在读这个锁，以及是否加了写锁。

这里可以通过线程获取锁时执行的逻辑来看，下面是线程获取读锁时会执行的一部分代码。

  final boolean tryReadLock() {
            Thread current = Thread.currentThread();
            for (;;) {
                int c = getState();
                if (exclusiveCount(c) != 0 &&
                    getExclusiveOwnerThread() != current)
                    return false ;
                if (sharedCount(c) == MAX_COUNT)
                    throw new Error("Maximum lock count exceeded" );
                if (compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
                    HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
                    if (rh == null || rh.tid != current.getId())
                        cachedHoldCounter = rh = readHolds.get();
                    rh.count++;
                    return true ;
                }
            }
        }

注意这个函数的调用exclusiveCount(c) ，用来计算这个锁当前的写加锁次数（同一个进程多次进入会累加）。代码如下

/** Returns the number of shared holds represented in count  */
        static int sharedCount( int c)    { return c >>> SHARED_SHIFT; }
        /** Returns the number of exclusive holds represented in count  */
         static int exclusiveCount (int c) { return c & EXCLUSIVE_MASK; }

相关常量的定义如下

static final int SHARED_SHIFT   = 16;

static final int EXCLUSIVE_MASK = (1 << SHARED_SHIFT) - 1; 

如果从二进制来看EXCLUSIVE_MASK的表示，这个值的低16位全是1，而高16位则全是0，所以exclusiveCount是把state的低16位取出来，表示当前这个锁的写锁加锁次数。
再来看sharedCount，取出了state的高16位，用来表示这个锁的读锁加锁次数。所以，这里是用state的高16位和低16位来分别表示这个锁上的读锁和写锁的加锁次数。

现在再回头来看tryReadLock实现，首先检查这个锁上是否被加了写锁，同时检查加写锁的是不是当前线程。如果不是被当前线程加了写锁，那么试图加读锁就失败了。如果没有被加写锁，或者是被当前线程加了写锁，那么就把读锁加锁次数加1，通过compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)来实现
SHARED_UNIT的定义如下，刚好实现了高16位的加1操作。
static final int SHARED_UNIT    = (1 << SHARED_SHIFT);



5、线程阻塞和唤醒的时机

线程的阻塞和访问其他锁的时机相似，在线程视图获取锁，但这个锁又被其它线程占领无法获取成功时，线程就会进入这个锁对象的等待队列中，并且线程被阻塞，等待前面线程释放锁时被唤醒。

但因为加读锁和加写锁进入等待队列时存在一定的区别，加读锁时，final Node node = addWaiter(Node.SHARED);节点的nextWaiter指向一个共享节点，表明当前这个线程是处于共享状态进入等待队列。

加写锁时如下，
public final void acquire (int arg) {
        if (!tryAcquire(arg) &&
            acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
            selfInterrupt();
    }
线程是处于排它状态进入等待队列的。


在线程的阻塞上，读锁和写锁的时机相似，但在线程的唤醒上，读锁和写锁则存在较大的差别。

读锁通过AbstractQueuedSynchronizer的doAcquireShared来完成获取锁的动作。
  private void doAcquireShared( int arg) {
        final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
        try {
            boolean interrupted = false;
            for (;;) {
                final Node p = node.predecessor();
                if (p == head) {
                    int r = tryAcquireShared(arg);
                    if (r >= 0) {
                        setHeadAndPropagate(node, r);
                        p.next = null ; // help GC
                        if (interrupted)
                            selfInterrupt();
                        return ;
                    }
                }
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                    interrupted = true ;
            }
        } catch (RuntimeException ex) {
            cancelAcquire(node);
            throw ex;
        }
    }
在tryAcquireShared获取读锁成功后（返回正数表示获取成功），有一个setHeadAndPropagate的函数调用。

写锁通过AbstractQueuedSynchronizer的acquire来实现锁的获取动作。
  public final void acquire( int arg) {
        if (!tryAcquire(arg) &&
            acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
            selfInterrupt();
    }
如果tryAcquire获取成功则直接返回，否则把线程加入到锁的等待队列中。和一般意义上的ReentrantLock的原理一样。

所以在加锁上，主要的差别在于这个setHeadAndPropagate方法，其代码如下


private void setHeadAndPropagate (Node node, int propagate) {
        Node h = head; // Record old head for check below
        setHead(node);
        /*
         * Try to signal next queued node if:
         * Propagation was indicated by caller,
         * or was recorded (as h.waitStatus) by a previous operation
         * (note: this uses sign-check of waitStatus because
         * PROPAGATE status may transition to SIGNAL.)
         * and
         * The next node is waiting in shared mode,
         * or we don‘t know, because it appears null
         *
         * The conservatism in both of these checks may cause
         * unnecessary wake-ups, but only when there are multiple
         * racing acquires/releases, so most need signals now or soon
         * anyway.
         */
        if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0) {
            Node s = node.next;
            if (s == null || s.isShared())
                doReleaseShared();
        }
    }

主要操作是把这个节点设为头节点（成为头节点，则表示不在等待队列中，因为获取锁成功了），同时释放锁(doReleaseShared)。

下面来看doReleaseShared的实现

  private void doReleaseShared() {
        /*
         * Ensure that a release propagates, even if there are other
         * in-progress acquires/releases. This proceeds in the usual
         * way of trying to unparkSuccessor of head if it needs
         * signal. But if it does not, status is set to PROPAGATE to
         * ensure that upon release, propagation continues.
         * Additionally, we must loop in case a new node is added
         * while we are doing this. Also, unlike other uses of
         * unparkSuccessor, we need to know if CAS to reset status
         * fails, if so rechecking.
         */
        for (;;) {
            Node h = head;
            if (h != null && h != tail) {
                int ws = h.waitStatus;
                if (ws == Node.SIGNAL) {
                    if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
                        continue ; // loop to recheck cases
                    unparkSuccessor(h);
                }
                else if (ws == 0 &&
                         !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
                    continue ; // loop on failed CAS
            }
            if (h == head) // loop if head changed
                break ;
        }
    }
 
把头节点的waitStatus这只为0或者Node.PROPAGATE，并且唤醒下一个线程，然后就结束了。

总结一下，就是一个线程在获取读锁后，会唤醒锁的等待队列中的第一个线程。如果这个被唤醒的线程是在获取读锁时被阻塞的，那么被唤醒后，就会在for循环中，又执行到setHeadAndPropagate，这样就实现了读锁获取时的传递唤醒。这种传递在遇到一个因为获取写锁被阻塞的线程节点时被终止。
     
6、读线程之间的唤醒
     
     如果一个线程在共享模式下获取了锁状态，这个时候，它是否要唤醒其它在共享模式下等待在该锁上的线程？

     由于多个线程可以同时获取共享锁而不相互影响，所以，当一个线程在共享状态下获取了锁之后，理论上是可以唤醒其它在共享状态下等待该锁的线程。但如果这个时候，在这个等待队列中，既有共享状态的线程，同时又有排它状态的线程，这个时候又该如何唤醒？

     实际上对于锁来说，在共享状态下，一个线程无论是获取还是释放锁的时候，都会试着去唤醒下一个等待在这个锁上的节点（通过上面的doAcquireShared代码能看出）。如果下一个线程也是处于共享状态等待在锁上，那么这个线程就会被唤醒，然后接着试着去唤醒下一个等待在这个锁上的线程，这种唤醒动作会一直持续下去，直到遇到一个在排它状态下阻塞在这个锁上的线程，或者等待队列全部被释放为止。
     因为线程是在一个FIFO的等待队列中，所以，这这样一个一个往后传递，就能保证唤醒被传递下去。



参考资料   http://www.liuinsect.com/2014/09/04/jdk1-8-abstractqueuedsynchronizer-part2/

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