深刻理解Java內存模型（五）——鎖

時間 2019-12-15

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鎖的釋放-獲取創建的happens before 關係

鎖是java併發編程中最重要的同步機制。鎖除了讓臨界區互斥執行外，還可讓釋放鎖的線程向獲取同一個鎖的線程發送消息。下面是鎖釋放-獲取的示例代碼：java

class MonitorExample {
    int a = 0;

    public synchronized void writer() {  //1
        a++;                             //2
    }                                    //3

    public synchronized void reader() {  //4
        int i = a;                       //5
        ……
    }                                    //6
}

假設線程A執行writer()方法，隨後線程B執行reader()方法。根據happens before規則，這個過程包含的happens before 關係能夠分爲兩類：c++

根據程序次序規則，1 happens before 2, 2 happens before 3; 4 happens before 5, 5 happens before 6。
根據監視器鎖規則，3 happens before 4。
根據happens before 的傳遞性，2 happens before 5。

上述happens before 關係的圖形化表現形式以下：編程

在上圖中，每個箭頭連接的兩個節點，表明了一個happens before 關係。黑色箭頭表示程序順序規則；橙色箭頭表示監視器鎖規則；藍色箭頭表示組合這些規則後提供的happens before保證。windows

上圖表示在線程A釋放了鎖以後，隨後線程B獲取同一個鎖。在上圖中，2 happens before 5。所以，線程A在釋放鎖以前全部可見的共享變量，在線程B獲取同一個鎖以後，將馬上變得對B線程可見。緩存

鎖釋放和獲取的內存語義

當線程釋放鎖時，JMM會把該線程對應的本地內存中的共享變量刷新到主內存中。以上面的MonitorExample程序爲例，A線程釋放鎖後，共享數據的狀態示意圖以下：數據結構

當線程獲取鎖時，JMM會把該線程對應的本地內存置爲無效。從而使得被監視器保護的臨界區代碼必需要從主內存中去讀取共享變量。下面是鎖獲取的狀態示意圖：併發

對比鎖釋放-獲取的內存語義與volatile寫-讀的內存語義，能夠看出：鎖釋放與volatile寫有相同的內存語義；鎖獲取與volatile讀有相同的內存語義。app

下面對鎖釋放和鎖獲取的內存語義作個總結：框架

線程A釋放一個鎖，實質上是線程A向接下來將要獲取這個鎖的某個線程發出了（線程A對共享變量所作修改的）消息。
線程B獲取一個鎖，實質上是線程B接收了以前某個線程發出的（在釋放這個鎖以前對共享變量所作修改的）消息。
線程A釋放鎖，隨後線程B獲取這個鎖，這個過程實質上是線程A經過主內存向線程B發送消息。

鎖內存語義的實現

本文將藉助ReentrantLock的源代碼，來分析鎖內存語義的具體實現機制。異步

請看下面的示例代碼：

class ReentrantLockExample {
int a = 0;
ReentrantLock lock = new ReentrantLock();

public void writer() {
    lock.lock();         //獲取鎖
    try {
        a++;
    } finally {
        lock.unlock();  //釋放鎖
    }
}

public void reader () {
    lock.lock();        //獲取鎖
    try {
        int i = a;
        ……
    } finally {
        lock.unlock();  //釋放鎖
    }
}
}

在ReentrantLock中，調用lock()方法獲取鎖；調用unlock()方法釋放鎖。

ReentrantLock的實現依賴於java同步器框架AbstractQueuedSynchronizer（本文簡稱之爲AQS）。AQS使用一個整型的volatile變量（命名爲state）來維護同步狀態，立刻咱們會看到，這個volatile變量是ReentrantLock內存語義實現的關鍵。下面是ReentrantLock的類圖（僅畫出與本文相關的部分）：

ReentrantLock分爲公平鎖和非公平鎖，咱們首先分析公平鎖。

使用公平鎖時，加鎖方法lock()的方法調用軌跡以下：

ReentrantLock : lock()
FairSync : lock()
AbstractQueuedSynchronizer : acquire(int arg)
ReentrantLock : tryAcquire(int acquires)

在第4步真正開始加鎖，下面是該方法的源代碼：

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();   //獲取鎖的開始，首先讀volatile變量state
    if (c == 0) {
        if (isFirst(current) &&
            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;
}

從上面源代碼中咱們能夠看出，加鎖方法首先讀volatile變量state。

在使用公平鎖時，解鎖方法unlock()的方法調用軌跡以下：

ReentrantLock : unlock()
AbstractQueuedSynchronizer : release(int arg)
Sync : tryRelease(int releases)

在第3步真正開始釋放鎖，下面是該方法的源代碼：

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;
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    setState(c);           //釋放鎖的最後，寫volatile變量state
    return free;
}

從上面的源代碼咱們能夠看出，在釋放鎖的最後寫volatile變量state。

公平鎖在釋放鎖的最後寫volatile變量state；在獲取鎖時首先讀這個volatile變量。根據volatile的happens-before規則，釋放鎖的線程在寫volatile變量以前可見的共享變量，在獲取鎖的線程讀取同一個volatile變量後將當即變的對獲取鎖的線程可見。

如今咱們分析非公平鎖的內存語義的實現。

非公平鎖的釋放和公平鎖徹底同樣，因此這裏僅僅分析非公平鎖的獲取。

使用非公平鎖時，加鎖方法lock()的方法調用軌跡以下：

ReentrantLock : lock()
NonfairSync : lock()
AbstractQueuedSynchronizer : compareAndSetState(int expect, int update)

在第3步真正開始加鎖，下面是該方法的源代碼：

protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
    return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}

該方法以原子操做的方式更新state變量，本文把java的compareAndSet()方法調用簡稱爲CAS。JDK文檔對該方法的說明以下：若是當前狀態值等於預期值，則以原子方式將同步狀態設置爲給定的更新值。此操做具備 volatile 讀和寫的內存語義。

這裏咱們分別從編譯器和處理器的角度來分析,CAS如何同時具備volatile讀和volatile寫的內存語義。

前文咱們提到過，編譯器不會對volatile讀與volatile讀後面的任意內存操做重排序；編譯器不會對volatile寫與volatile寫前面的任意內存操做重排序。組合這兩個條件，意味着爲了同時實現volatile讀和volatile寫的內存語義，編譯器不能對CAS與CAS前面和後面的任意內存操做重排序。

下面咱們來分析在常見的intel x86處理器中，CAS是如何同時具備volatile讀和volatile寫的內存語義的。

下面是sun.misc.Unsafe類的compareAndSwapInt()方法的源代碼：

public final native boolean compareAndSwapInt(Object o, long offset,
                                              int expected,
                                              int x);

能夠看到這是個本地方法調用。這個本地方法在openjdk中依次調用的c++代碼爲：unsafe.cpp，atomic.cpp和atomicwindowsx86.inline.hpp。這個本地方法的最終實如今openjdk的以下位置：openjdk-7-fcs-src-b147-27jun2011\openjdk\hotspot\src\oscpu\windowsx86\vm\ atomicwindowsx86.inline.hpp（對應於windows操做系統，X86處理器）。下面是對應於intel x86處理器的源代碼的片斷：

// Adding a lock prefix to an instruction on MP machine
// VC++ doesn't like the lock prefix to be on a single line
// so we can't insert a label after the lock prefix.
// By emitting a lock prefix, we can define a label after it.
#define LOCK_IF_MP(mp) __asm cmp mp, 0  \
                       __asm je L0      \
                       __asm _emit 0xF0 \
                       __asm L0:

inline jint     Atomic::cmpxchg    (jint     exchange_value, volatile jint*     dest, jint     compare_value) {
  // alternative for InterlockedCompareExchange
  int mp = os::is_MP();
  __asm {
    mov edx, dest
    mov ecx, exchange_value
    mov eax, compare_value
    LOCK_IF_MP(mp)
    cmpxchg dword ptr [edx], ecx
  }
}

如上面源代碼所示，程序會根據當前處理器的類型來決定是否爲cmpxchg指令添加lock前綴。若是程序是在多處理器上運行，就爲cmpxchg指令加上lock前綴（lock cmpxchg）。反之，若是程序是在單處理器上運行，就省略lock前綴（單處理器自身會維護單處理器內的順序一致性，不須要lock前綴提供的內存屏障效果）。

intel的手冊對lock前綴的說明以下：

確保對內存的讀-改-寫操做原子執行。在Pentium及Pentium以前的處理器中，帶有lock前綴的指令在執行期間會鎖住總線，使得其餘處理器暫時沒法經過總線訪問內存。很顯然，這會帶來昂貴的開銷。從Pentium 4，Intel Xeon及P6處理器開始，intel在原有總線鎖的基礎上作了一個頗有意義的優化：若是要訪問的內存區域（area of memory）在lock前綴指令執行期間已經在處理器內部的緩存中被鎖定（即包含該內存區域的緩存行當前處於獨佔或以修改狀態），而且該內存區域被徹底包含在單個緩存行（cache line）中，那麼處理器將直接執行該指令。因爲在指令執行期間該緩存行會一直被鎖定，其它處理器沒法讀/寫該指令要訪問的內存區域，所以能保證指令執行的原子性。這個操做過程叫作緩存鎖定（cache locking），緩存鎖定將大大下降lock前綴指令的執行開銷，可是當多處理器之間的競爭程度很高或者指令訪問的內存地址未對齊時，仍然會鎖住總線。
禁止該指令與以前和以後的讀和寫指令重排序。
把寫緩衝區中的全部數據刷新到內存中。

上面的第2點和第3點所具備的內存屏障效果，足以同時實現volatile讀和volatile寫的內存語義。

通過上面的這些分析，如今咱們終於能明白爲何JDK文檔說CAS同時具備volatile讀和volatile寫的內存語義了。

如今對公平鎖和非公平鎖的內存語義作個總結：

公平鎖和非公平鎖釋放時，最後都要寫一個volatile變量state。
公平鎖獲取時，首先會去讀這個volatile變量。
非公平鎖獲取時，首先會用CAS更新這個volatile變量,這個操做同時具備volatile讀和volatile寫的內存語義。

從本文對ReentrantLock的分析能夠看出，鎖釋放-獲取的內存語義的實現至少有下面兩種方式：

利用volatile變量的寫-讀所具備的內存語義。
利用CAS所附帶的volatile讀和volatile寫的內存語義。

concurrent包的實現

因爲java的CAS同時具備 volatile 讀和volatile寫的內存語義，所以Java線程之間的通訊如今有了下面四種方式：

A線程寫volatile變量，隨後B線程讀這個volatile變量。
A線程寫volatile變量，隨後B線程用CAS更新這個volatile變量。
A線程用CAS更新一個volatile變量，隨後B線程用CAS更新這個volatile變量。
A線程用CAS更新一個volatile變量，隨後B線程讀這個volatile變量。

Java的CAS會使用現代處理器上提供的高效機器級別原子指令，這些原子指令以原子方式對內存執行讀-改-寫操做，這是在多處理器中實現同步的關鍵（從本質上來講，可以支持原子性讀-改-寫指令的計算機器，是順序計算圖靈機的異步等價機器，所以任何現代的多處理器都會去支持某種能對內存執行原子性讀-改-寫操做的原子指令）。同時，volatile變量的讀/寫和CAS能夠實現線程之間的通訊。把這些特性整合在一塊兒，就造成了整個concurrent包得以實現的基石。若是咱們仔細分析concurrent包的源代碼實現，會發現一個通用化的實現模式：