40

前言

系列文章目录

上一篇文章 我们逐行分析了独占锁的获取操作, 本篇文章我们来看看独占锁的释放。如果前面的锁的获取流程你已经趟过一遍了, 那锁的释放部分就很简单了, 这篇文章我们直接开始看源码.

开始之前先提一句, JAVA的内置锁在退出临界区之后是会自动释放锁的, 但是ReentrantLock这样的显式锁是需要自己显式的释放的, 所以在加锁之后一定不要忘记在finally块中进行显式的锁释放:

Lock lock = new ReentrantLock();
...
lock.lock();
try {
    // 更新对象
    //捕获异常
} finally {
    lock.unlock();
}

一定要记得在 finally 块中释放锁! ! !
一定要记得在 finally 块中释放锁! ! !
一定要记得在 finally 块中释放锁! ! !

Example: ReentrantLock的锁释放

由于锁的释放操作对于公平锁和非公平锁都是一样的, 所以, unlock的逻辑并没有放在 FairSyncNonfairSync 里面, 而是直接定义在 ReentrantLock类中:

public void unlock() {
    sync.release(1);
}

由于释放锁的逻辑很简单, 这里就不画流程图了, 我们直接看源码:

release

release方法定义在AQS类中,描述了释放锁的流程

public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

可以看出, 相比获取锁的acquire方法, 释放锁的过程要简单很多, 它只涉及到两个子函数的调用:

  • tryRelease(arg)

    • 该方法由继承AQS的子类实现, 为释放锁的具体逻辑
  • unparkSuccessor(h)

    • 唤醒后继线程

下面我们分别分析这两个子函数

tryRelease

tryRelease方法由ReentrantLock的静态类Sync实现:

多嘴提醒一下, 能执行到释放锁的线程, 一定是已经获取了锁的线程(这不废话嘛!)

另外, 相比获取锁的操作, 这里并没有使用任何CAS操作, 也是因为当前线程已经持有了锁, 所以可以直接安全的操作, 不会产生竞争.

protected final boolean tryRelease(int releases) {
    
    // 首先将当前持有锁的线程个数减1(回溯到调用源头sync.release(1)可知, releases的值为1)
    // 这里的操作主要是针对可重入锁的情况下, c可能大于1
    int c = getState() - releases; 
    
    // 释放锁的线程当前必须是持有锁的线程
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    
    // 如果c为0了, 说明锁已经完全释放了
    boolean free = false;
    if (c == 0) {
        free = true;
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    setState(c);
    return free;
}

是不是很简单? 代码都是自解释的, LZ就不多嘴了.

unparkSuccessor

public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

锁成功释放之后, 接下来就是唤醒后继节点了, 这个方法同样定义在AQS中.

值得注意的是, 在成功释放锁之后(tryRelease 返回 true之后), 唤醒后继节点只是一个 "附加操作", 无论该操作结果怎样, 最后 release操作都会返回 true.

事实上, unparkSuccessor 函数也不会返回任何值

接下来我们就看看unparkSuccessor的源码:

private void unparkSuccessor(Node node) {
    int ws = node.waitStatus;
    
    // 如果head节点的ws比0小, 则直接将它设为0
    if (ws < 0)
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);

    // 通常情况下, 要唤醒的节点就是自己的后继节点
    // 如果后继节点存在且也在等待锁, 那就直接唤醒它
    // 但是有可能存在 后继节点取消等待锁 的情况
    // 此时从尾节点开始向前找起, 直到找到距离head节点最近的ws<=0的节点
    Node s = node.next;
    if (s == null || s.waitStatus > 0) {
        s = null;
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
            if (t.waitStatus <= 0)
                s = t; // 注意! 这里找到了之并有return, 而是继续向前找
    }
    // 如果找到了还在等待锁的节点,则唤醒它
    if (s != null)
        LockSupport.unpark(s.thread);
}

上一篇文章分析 shouldParkAfterFailedAcquire 方法的时候, 我们重点提到了当前节点的前驱节点的 waitStatus 属性, 该属性决定了我们是否要挂起当前线程, 并且我们知道, 如果一个线程被挂起了, 它的前驱节点的 waitStatus值必然是Node.SIGNAL.

在唤醒后继节点的操作中, 我们也需要依赖于节点的waitStatus值.

下面我们仔细分析 unparkSuccessor函数:

首先, 传入该函数的参数node就是头节点head, 并且条件是

h != null && h.waitStatus != 0

h!=null 我们容易理解, h.waitStatus != 0是个什么意思呢?

我不妨逆向来思考一下, waitStatus在什么条件下等于0? 从上一篇文章到现在, 我们发现之前给 waitStatus赋值过的地方只有一处, 那就是shouldParkAfterFailedAcquire 函数中将前驱节点的 waitStatus设为Node.SIGNAL, 除此之外, 就没有了.

然而, 真的没有了吗???

其实还有一处, 那就是新建一个节点的时候, 在addWaiter 函数中, 当我们将一个新的节点添加进队列或者初始化空队列的时候, 都会新建节点 而新建的节点的waitStatus在没有赋值的情况下都会初始化为0.

所以当一个head节点的waitStatus为0说明什么呢, 说明这个head节点后面没有在挂起等待中的后继节点了(如果有的话, head的ws就会被后继节点设为Node.SIGNAL了), 自然也就不要执行 unparkSuccessor 操作了.

另外一个有趣的问题是, 为什么要从尾节点开始逆向查找, 而不是直接从head节点往后正向查找, 这样只要正向找到第一个, 不就可以停止查找了吗?

首先我们要看到,从后往前找是基于一定条件的:

if (s == null || s.waitStatus > 0)

即后继节点不存在,或者后继节点取消了排队,这一条件大多数条件下是不满足的。因为虽然后继节点取消排队很正常,但是通过上一篇我们介绍的shouldParkAfterFailedAcquire方法可知,节点在挂起前,都会给自己找一个waitStatus状态为SIGNAL的前驱节点,而跳过那些已经cancel掉的节点。

所以,这个从后往前找的目的其实是为了照顾刚刚加入到队列中的节点,这就牵涉到我们上一篇特别介绍的“尾分叉”了:

private Node addWaiter(Node mode) {
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); //将当前线程包装成Node
    Node pred = tail;
    // 如果队列不为空, 则用CAS方式将当前节点设为尾节点
    if (pred != null) {
        node.prev = pred; //step 1, 设置前驱节点
        if (compareAndSetTail(pred, node)) { // step2, 将当前节点设置成新的尾节点
            pred.next = node; // step 3, 将前驱节点的next属性指向自己
            return node;
        }
    }
    enq(node); 
    return node;
}

如果你仔细看上面这段代码, 可以发现节点入队不是一个原子操作, 虽然用了compareAndSetTail操作保证了当前节点被设置成尾节点,但是只能保证,此时step1和step2是执行完成的,有可能在step3还没有来的及执行到的时候,我们的unparkSuccessor方法就开始执行了,此时pred.next的值还没有被设置成node,所以从前往后遍历的话是遍历不到尾节点的,但是因为尾节点此时已经设置完成,node.prev = pred操作也被执行过了,也就是说,如果从后往前遍历的话,新加的尾节点就可以遍历到了,并且可以通过它一直往前找。

所以总结来说,之所以从后往前遍历是因为,我们是处于多线程并发的条件下的,如果一个节点的next属性为null, 并不能保证它就是尾节点(可能是因为新加的尾节点还没来得及执行pred.next = node), 但是一个节点如果能入队, 则它的prev属性一定是有值的,所以反向查找一定是最精确的。

最后, 在调用了 LockSupport.unpark(s.thread) 也就是唤醒了线程之后, 会发生什么呢?

当然是回到最初的原点啦, 从哪里跌倒(被挂起)就从哪里站起来(唤醒)呗:

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    LockSupport.park(this); // 喏, 就是在这里被挂起了, 唤醒之后就能继续往下执行了
    return Thread.interrupted();
}

那接下来做什么呢?

还记得我们上一篇在讲“锁的获取”的时候留的问题吗? 如果线程从这里唤醒了,它将接着往下执行。

注意,这里有两个线程:
一个是我们这篇讲的线程,它正在释放锁,并调用了LockSupport.unpark(s.thread) 唤醒了另外一个线程;
而这个另外一个线程,就是我们上一节讲的因为抢锁失败而被阻塞在LockSupport.park(this)处的线程。

我们再倒回上一篇结束的地方,看看这个被阻塞的线程被唤醒后,会发生什么。从上面的代码可以看出,他将调用 Thread.interrupted()并返回。

我们知道,Thread.interrupted()这个函数将返回当前正在执行的线程的中断状态,并清除它。接着,我们再返回到parkAndCheckInterrupt被调用的地方:

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    boolean failed = true;
    try {
        boolean interrupted = false;
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                setHead(node);
                p.next = null; // help GC
                failed = false;
                return interrupted;
            }
            // 我们在这里!在这里!!在这里!!!
            // 我们在这里!在这里!!在这里!!!
            // 我们在这里!在这里!!在这里!!!
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

具体来说,就是这个if语句

if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
    interrupted = true;

可见,如果Thread.interrupted()返回true,则 parkAndCheckInterrupt()就返回true, if条件成立,interrupted状态将设为true;
如果Thread.interrupted()返回false, 则 interrupted 仍为false

再接下来我们又回到了for (;;) 死循环的开头,进行新一轮的抢锁。

假设这次我们抢到了,我们将从 return interrupted处返回,返回到哪里呢? 当然是acquireQueued的调用处啦:

public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

我们看到,如果acquireQueued的返回值为true, 我们将执行 selfInterrupt():

static void selfInterrupt() {
    Thread.currentThread().interrupt();
}

而它的作用,就是中断当前线程。

绕了这么一大圈,到最后还是中断了当前线程,到底是在干嘛呢?

其实这一切的原因都在于:

我们并不知道线程被唤醒的原因。

具体来说,当我们从LockSupport.park(this)处被唤醒,我们并不知道是因为什么原因被唤醒,可能是因为别的线程释放了锁,调用了 LockSupport.unpark(s.thread)也有可能是因为当前线程在等待中被中断了,因此我们通过Thread.interrupted()方法检查了当前线程的中断标志,并将它记录下来,在我们最后返回acquire方法后,如果发现当前线程曾经被中断过,那我们就把当前线程再中断一次。

为什么要这么做呢?

从上面的代码中我们知道,即使线程在等待资源的过程中被中断唤醒,它还是会不依不饶的再抢锁,直到它抢到锁为止。也就是说,它是不响应这个中断的,仅仅是记录下自己被人中断过。

最后,当它抢到锁返回了,如果它发现自己曾经被中断过,它就再中断自己一次,将这个中断补上。

注意,中断对线程来说只是一个建议,一个线程被中断只是其中断状态被设为true, 线程可以选择忽略这个中断,中断一个线程并不会影响线程的执行。

线程中断是一个很重要的概念,这个我们以后有机会再细讲。(已成文,参见Thread类源码解读(3)——线程中断interrupt)

最后再小小的插一句,事实上在我们从return interrupted;处返回时并不是直接返回的,因为还有一个finally代码块:

finally {
    if (failed)
        cancelAcquire(node);
}

它做了一些善后工作,但是条件是failed为true,而从前面的分析中我们知道,要从for(;;)中跳出来,只有一种可能,那就是当前线程已经拿到了锁,因为整个争锁过程我们都是不响应中断的,所以不可能有异常抛出,既然是拿到了锁,failed就一定是true,所以这个finally块在这里实际上并没有什么用,它是为响应中断式的抢锁所服务的,这一点我们以后有机会再讲。

(完)

查看更多系列文章:系列文章目录


ChiuCheng
1.2k 声望622 粉丝

Talk is cheap, show me the code!


39

引用和评论

39 条评论
头像
?i3zhu

作者写的很好,我自己复习AQS都是看你的,不过有个地方有问题。而从前面的分析中我们知道,要从for(;;)中跳出来,只有一种可能,那就是当前线程已经拿到了锁,这里你理解错了,跳出for循环并不一定是拿到了锁,也可能是tryAcquire(arg)抛出了异常,因为是子类重写tryAcquire(arg),我们并不知道子类如何去实现他,一旦子类获取锁抛出异常,就必须要走finally的cancelAcquire(node);方法,将本身节点从同步队列中移除。

2020-08-29
划过天空阿忠

@?i3zhu 特意登陆点赞,这个分析的有点道理

2020-10-19
陌尘吖

@?i3zhu ReentrantLock的tryAcquire实现里面,state溢出是会触发抛出异常的。

2022-02-22
lion

@?i3zhu 抛出异常后程序运行都停止了这个有啥用?

2022-07-01
头像
mutou2015

非常非常透彻,谢谢作者 ,困扰我的倒序遍历唤醒和locksupport.park()相应中断但是不抛出异常都得到了解答

2018-10-21
ChiuCheng(作者)

@mutou2015 谢谢你的肯定和支持!

2018-10-29
头像
楞伽山人

楼主 我个人认为是会在重新获取锁tryAcquire的过程出现异常,因为这个方法是由子类实现的。
for (;;) {

            final Node p = node.predecessor();
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                setHead(node);
                p.next = null; // help GC
                failed = false;
                return interrupted;
            }
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
2019-09-12
2021-12-19
头像
dean

"既然是拿到了锁,failed就一定是true",这里写错了吧,应该是failed一定是false

2019-11-25
头像
bluuuuue

"既然是拿到了锁,failed就一定是true,所以这个finally块在这里实际上并没有什么用",最后这句话,拿到锁的话,failed应该一定是false吧

2020-03-18
头像
Reus

从tail向前遍历,那公屏锁怎么保证公平性呢

2020-06-11
Reus

@Reus 还有就是,如果唤醒的不是头结点的后继节点,他不会去获取锁,继续阻塞,不是死锁了么

2020-06-11
fuhua

公平锁就是,sync queue中 head.next去申请锁,如果是线程安全的,从taill向前遍历或者从head向后遍历(更快)都可以,都是为了找head.next,因此与公平性无关。
为什么从tail向前遍历呢?是因为addWaiter这个方法有三个步骤,这三个步骤不是原子操作,第1步都能成功,第2步只有一个可以成功,如果第2步成功了,但第3步还未执行,此时另外一个线程从head向后遍历,就找不到node节点了。

private Node addWaiter(Node mode) {
        Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
        // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
        Node pred = tail;
        if (pred != null) {
            // 第1步
            node.prev = pred;
            // 第2步
            if (compareAndSetTail(pred, node)) {
                // 第3步
                pred.next = node;
                return node;
            }
        }
        enq(node);
        return node;
    }
2020-07-03
fuhua

@Reus 唤醒的节点是距离头节点最近的节点,该节点需要满足一个条件:waitStatus == -1 (SIGNAL),如果该节点不是头节点的后继节点,说明,该节点前的所有节点都取消排队了

2020-07-03
头像
Zurich

很详细,解决了疑惑,谢谢!

2018-12-31
头像
不吃猫的鱼

分析的很透彻,知识无价,谢谢分享!

2019-01-13
头像
楞伽山人

讲的非常好

2019-01-19
头像
楞伽山人

感谢作者

2019-01-19
头像
楞伽山人

博主 有时间再讲讲响应中断式的抢锁

2019-01-19
头像
军F9wWJ

讲的非常透彻 ,先提出问题 在解决问题 ,这种模式非常好

2019-05-16
头像
2019-05-25
头像
Vistar

博主真的是很厉害,十分感谢!!!祝你学业顺利!

2019-06-20
头像
fhoo

优秀

2019-06-23