聊聊高并发(二十九)解析java.util.concurrent各个组件(十一) 再看看ReentrantReadWriteLock可重入读-写锁

上一篇聊聊高并发(二十八)解析java.util.concurrent各个组件(十) 理解ReentrantReadWriteLock可重入读-写锁 讲了可重入读写锁的基本情况和主要的方法,显示了如何实现的锁降级。但是下面几个问题没说清楚,这篇补充一下

1. 释放锁时的优先级问题,是让写锁先获得还是先让读锁先获得

2. 是否允许读线程插队

3. 是否允许写线程插队,因为读写锁一般用在大量读,少量写的情况,如果写线程没有优先级,那么可能造成写线程的饥饿


关于释放锁后是让写锁先获得还是让读锁先获得,这里有两种情况

1. 释放锁后,请求获取写锁的线程不在AQS队列

2. 释放锁后,请求获取写锁的线程已经AQS队列


如果是第一种情况,那么非公平锁的实现下,获取写锁的线程直接尝试竞争锁也不用管AQS里面先来的线程。获取读锁的线程只判断是否已经有线程获得写锁(既Head节点是独占模式的节点),如果没有,那么就不用管AQS里面先来的准备获取读锁的线程。

static final class NonfairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = -8159625535654395037L;
        final boolean writerShouldBlock() {
            return false; // writers can always barge
        }
        final boolean readerShouldBlock() {
            return apparentlyFirstQueuedIsExclusive();
        }
    }

在公平锁的情况下,获取读锁和写锁的线程都判断是否已经或先来的线程再等待了,如果有,就进入AQS队列等待。

static final class FairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = -2274990926593161451L;
        final boolean writerShouldBlock() {
            return hasQueuedPredecessors();
        }
        final boolean readerShouldBlock() {
            return hasQueuedPredecessors();
        }
    }

对于第二种情况,如果准备获取写锁的线程在AQS队列里面等待,那么实际是遵循先来先服务的公平性的,因为AQS的队列是FIFO的队列。所以获取锁的线程的顺序是跟它在AQS同步队列里的位置有关系。

下面这张图模拟了AQS队列中等待的线程节点的情况

1. Head节点始终是当前获得了锁的线程

2. 非Head节点在竞争锁失败后,acquire方法会不断地轮询,于自旋不同的是,AQS轮询过程中的线程是阻塞等待。

所以要理解AQS的release释放动作并不是让后续节点直接获取锁,而是唤醒后续节点unparkSuccessor()。真正获取锁的地方还是在acquire方法,被release唤醒的线程继续轮询状态,如果它的前驱是head,并且tryAcquire获取资源成功了,那么它就获得锁

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

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;
                }
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                    interrupted = true;
            }
        } finally {
            if (failed)
                cancelAcquire(node);
        }
    }


3. 图中Head之后有3个准备获取读锁的线程,最后是1个准备获取写锁的线程。

那么如果是AQS队列中的节点获取锁

情况是第一个读锁节点先获得锁,它获取锁的时候就会尝试释放共享模式下的一个读锁,如果释放成功了,下一个读锁节点就也会被unparkSuccessor唤醒,然后也会获得锁。

如果释放失败了,那就把它的状态标记了PROPAGATE,当它释放的时候,会再次取尝试唤醒下一个读锁节点

如果后继节点是写锁,那么就不唤醒

private void doAcquireShared(int arg) {
        final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
        boolean failed = true;
        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();
                        failed = false;
                        return;
                    }
                }
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                    interrupted = true;
            }
        } finally {
            if (failed)
                cancelAcquire(node);
        }
    }

 private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
        Node h = head; // Record old head for check below
        setHead(node);
        
        if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0) {
            Node s = node.next;
            if (s == null || s.isShared())
                doReleaseShared();
        }
    }

private void doReleaseShared() {
        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;
        }
    }

AQS的FIFO队列保证了在大量读锁和少量写锁的情况下,写锁也不会饥饿。


关于读锁能不能插队的问题,非公平性的Sync提供了插队的可能,但是前提是它在tryAcquire就成功获得了,如果tryAcquire失败了,它就得进入AQS队列排队,也不会出现让写锁饥饿的情况。


关于写锁能不能插队的情况,也是和读锁一样,非公平的Sync提供了插队的可能,如果tryAcquire获取失败,就得进入AQS等待。


最后说说为什么Semaphore和ReentrantLock在tryAcquireXX方法就实现了非公平性和公平性,而ReentrantReadWriteLock却要抽象出readerShouldBlock和writerShouldBlock的方法来单独处理公平性。

abstract boolean readerShouldBlock();
abstract boolean writerShouldBlock();

原因是Semaphore只支持共享模式,所以它只需要在NonfairSync和FairSync里面实现tryAcquireShared方法就能实现公平性和非公平性。

ReentrantLock只支持独占模式,所以它只需要在NonfairSync和FairSync里面实现tryAcquire方法就能实现公平性和非公平性。


而ReentrantReadWriteLock即要支持共享和独占模式,又要支持公平性和非公平性,所以它在基类的Sync里面用tryAcquire和tryAcquireShared方法来区分独占和共享模式,

在NonfairSync和FairSync的readerShouldBlock和writerShouldBlock里面实现非公平性和公平性。






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