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鎖的釋放-獲取建立的happens before 關(guān)系

鎖是java并發(fā)編程中最重要的同步機制。鎖除了讓臨界區(qū)互斥執(zhí)行外，還可以讓釋放鎖的線程向獲取同一個鎖的線程發(fā)送消息。

下面是鎖釋放-獲取的示例代碼：

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(shè)線程A執(zhí)行writer()方法，隨后線程B執(zhí)行reader()方法。根據(jù)happens before規(guī)則，這個過程包含的happens before 關(guān)系可以分為兩類：

根據(jù)程序次序規(guī)則，1 happens before 2, 2 happens before 3; 4 happens before 5, 5 happens before 6。

根據(jù)監(jiān)視器鎖規(guī)則，3 happens before 4。

根據(jù)happens before 的傳遞性，2 happens before 5。

上述happens before 關(guān)系的圖形化表現(xiàn)形式如下：

在上圖中，每一個箭頭鏈接的兩個節(jié)點，代表了一個happens before 關(guān)系。黑色箭頭表示程序順序規(guī)則；橙色箭頭表示監(jiān)視器鎖規(guī)則；藍色箭頭表示組合這些規(guī)則后提供的happens before保證。

上圖表示在線程A釋放了鎖之后，隨后線程B獲取同一個鎖。在上圖中，2 happens before 5。因此，線程A在釋放鎖之前所有可見的共享變量，在線程B獲取同一個鎖之后，將立刻變得對B線程可見。

鎖釋放和獲取的內(nèi)存語義

當(dāng)線程釋放鎖時，JMM會把該線程對應(yīng)的本地內(nèi)存中的共享變量刷新到主內(nèi)存中。以上面的MonitorExample程序為例，A線程釋放鎖后，共享數(shù)據(jù)的狀態(tài)示意圖如下：

當(dāng)線程獲取鎖時，JMM會把該線程對應(yīng)的本地內(nèi)存置為無效。從而使得被監(jiān)視器保護的臨界區(qū)代碼必須要從主內(nèi)存中去讀取共享變量。下面是鎖獲取的狀態(tài)示意圖：

對比鎖釋放-獲取的內(nèi)存語義與Volatile寫-讀的內(nèi)存語義，可以看出：鎖釋放與volatile寫有相同的內(nèi)存語義；鎖獲取與volatile讀有相同的內(nèi)存語義。

下面對鎖釋放和鎖獲取的內(nèi)存語義做個總結(jié)：

• 線程A釋放一個鎖，實質(zhì)上是線程A向接下來將要獲取這個鎖的某個線程發(fā)出了（線程A對共享變量所做修改的）消息。
• 線程B獲取一個鎖，實質(zhì)上是線程B接收了之前某個線程發(fā)出的（在釋放這個鎖之前對共享變量所做修改的）消息。
• 線程A釋放鎖，隨后線程B獲取這個鎖，這個過程實質(zhì)上是線程A通過主內(nèi)存向線程B發(fā)送消息。

鎖內(nèi)存語義的實現(xiàn)

本文將借助ReentrantLock的源代碼，來分析鎖內(nèi)存語義的具體實現(xiàn)機制。

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(diào)用lock()方法獲取鎖；調(diào)用unlock()方法釋放鎖。

ReentrantLock的實現(xiàn)依賴于java同步器框架AbstractQueuedSynchronizer（本文簡稱之為AQS）。AQS使用一個整型的volatile變量（命名為state）來維護同步狀態(tài)，馬上我們會看到，這個volatile變量是ReentrantLock內(nèi)存語義實現(xiàn)的關(guān)鍵。 下面是ReentrantLock的類圖（僅畫出與本文相關(guān)的部分）：

ReentrantLock分為公平鎖和非公平鎖，我們首先分析公平鎖。

使用公平鎖時，加鎖方法lock()的方法調(diào)用軌跡如下：

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; }

從上面源代碼中我們可以看出，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(diào)用軌跡如下：

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); //釋放鎖的最后，寫volatile變量state return free; }

從上面的源代碼我們可以看出，在釋放鎖的最后寫volatile變量state。

公平鎖在釋放鎖的最后寫volatile變量state；在獲取鎖時首先讀這個volatile變量。根據(jù)volatile的happens-before規(guī)則，釋放鎖的線程在寫volatile變量之前可見的共享變量，在獲取鎖的線程讀取同一個volatile變量后將立即變的對獲取鎖的線程可見。

現(xiàn)在我們分析非公平鎖的內(nèi)存語義的實現(xiàn)。

非公平鎖的釋放和公平鎖完全一樣，所以這里僅僅分析非公平鎖的獲取。

使用公平鎖時，加鎖方法lock()的方法調(diào)用軌跡如下：

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); }

該方法以原子操作的方式更新state變量，本文把java的compareAndSet()方法調(diào)用簡稱為CAS。JDK文檔對該方法的說明如下：如果當(dāng)前狀態(tài)值等于預(yù)期值，則以原子方式將同步狀態(tài)設(shè)置為給定的更新值。此操作具有 volatile 讀和寫的內(nèi)存語義。

這里我們分別從編譯器和處理器的角度來分析,CAS如何同時具有volatile讀和volatile寫的內(nèi)存語義。

前文我們提到過，編譯器不會對volatile讀與volatile讀后面的任意內(nèi)存操作重排序；編譯器不會對volatile寫與volatile寫前面的任意內(nèi)存操作重排序。組合這兩個條件，意味著為了同時實現(xiàn)volatile讀和volatile寫的內(nèi)存語義，編譯器不能對CAS與CAS前面和后面的任意內(nèi)存操作重排序。

下面我們來分析在常見的intel x86處理器中，CAS是如何同時具有volatile讀和volatile寫的內(nèi)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);

可以看到這是個本地方法調(diào)用。這個本地方法在openjdk中依次調(diào)用的c++代碼為：unsafe.cpp，atomic.cpp和atomicwindowsx86.inline.hpp。這個本地方法的最終實現(xiàn)在openjdk的如下位置：openjdk-7-fcs-src-b147-27jun2011\openjdk\hotspot\src\oscpu\windowsx86\vm\ atomicwindowsx86.inline.hpp（對應(yīng)于windows操作系統(tǒng)，X86處理器）。下面是對應(yīng)于intel x86處理器的源代碼的片段：

// 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(jù)當(dāng)前處理器的類型來決定是否為cmpxchg指令添加lock前綴。如果程序是在多處理器上運行，就為cmpxchg指令加上lock前綴（lock cmpxchg）。反之，如果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(nèi)的順序一致性，不需要lock前綴提供的內(nèi)存屏障效果）。

intel的手冊對lock前綴的說明如下：

確保對內(nèi)存的讀-改-寫操作原子執(zhí)行。在Pentium及Pentium之前的處理器中，帶有l(wèi)ock前綴的指令在執(zhí)行期間會鎖住總線，使得其他處理器暫時無法通過總線訪問內(nèi)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(chǔ)上做了一個很有意義的優(yōu)化：如果要訪問的內(nèi)存區(qū)域（area of memory）在lock前綴指令執(zhí)行期間已經(jīng)在處理器內(nèi)部的緩存中被鎖定（即包含該內(nèi)存區(qū)域的緩存行當(dāng)前處于獨占或以修改狀態(tài)），并且該內(nèi)存區(qū)域被完全包含在單個緩存行（cache line）中，那么處理器將直接執(zhí)行該指令。由于在指令執(zhí)行期間該緩存行會一直被鎖定，其它處理器無法讀/寫該指令要訪問的內(nèi)存區(qū)域，因此能保證指令執(zhí)行的原子性。這個操作過程叫做緩存鎖定（cache locking），緩存鎖定將大大降低lock前綴指令的執(zhí)行開銷，但是當(dāng)多處理器之間的競爭程度很高或者指令訪問的內(nèi)存地址未對齊時，仍然會鎖住總線。

禁止該指令與之前和之后的讀和寫指令重排序。

把寫緩沖區(qū)中的所有數(shù)據(jù)刷新到內(nèi)存中。

上面的第2點和第3點所具有的內(nèi)存屏障效果，足以同時實現(xiàn)volatile讀和volatile寫的內(nèi)存語義。

經(jīng)過上面的這些分析，現(xiàn)在我們終于能明白為什么JDK文檔說CAS同時具有volatile讀和volatile寫的內(nèi)存語義了。

現(xiàn)在對公平鎖和非公平鎖的內(nèi)存語義做個總結(jié)：

• 公平鎖和非公平鎖釋放時，最后都要寫一個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,這個操作同時具有volatile讀和volatile寫的內(nèi)存語義。

從本文對ReentrantLock的分析可以看出，鎖釋放-獲取的內(nèi)存語義的實現(xiàn)至少有下面兩種方式：

利用volatile變量的寫-讀所具有的內(nèi)存語義。

利用CAS所附帶的volatile讀和volatile寫的內(nèi)存語義。

concurrent包的實現(xiàn)

由于java的CAS同時具有 volatile 讀和volatile寫的內(nèi)存語義，因此Java線程之間的通信現(xiàn)在有了下面四種方式：

A線程寫volatile變量，隨后B線程讀這個volatile變量。

A線程寫volatile變量，隨后B線程用CAS更新這個volatile變量。

A線程用CAS更新一個volatile變量，隨后B線程用CAS更新這個volatile變量。

A線程用CAS更新一個volatile變量，隨后B線程讀這個volatile變量。

Java的CAS會使用現(xiàn)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(nèi)存執(zhí)行讀-改-寫操作，這是在多處理器中實現(xiàn)同步的關(guān)鍵（從本質(zhì)上來說，能夠支持原子性讀-改-寫指令的計算機器，是順序計算圖靈機的異步等價機器，因此任何現(xiàn)代的多處理器都會去支持某種能對內(nèi)存執(zhí)行原子性讀-改-寫操作的原子指令）。同時，volatile變量的讀/寫和CAS可以實現(xiàn)線程之間的通信。把這些特性整合在一起，就形成了整個concurrent包得以實現(xiàn)的基石。如果我們仔細分析concurrent包的源代碼實現(xiàn)，會發(fā)現(xiàn)一個通用化的實現(xiàn)模式：

首先，聲明共享變量為volatile；

然后，使用CAS的原子條件更新來實現(xiàn)線程之間的同步；

同時，配合以volatile的讀/寫和CAS所具有的volatile讀和寫的內(nèi)存語義來實現(xiàn)線程之間的通信。

AQS，非阻塞數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和原子變量類（java.util.concurrent.atomic包中的類），這些concurrent包中的基礎(chǔ)類都是使用這種模式來實現(xiàn)的，而concurrent包中的高層類又是依賴于這些基礎(chǔ)類來實現(xiàn)的。從整體來看，concurrent包的實現(xiàn)示意圖如下：

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總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的Java内存模型深度解析：锁--转的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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