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一篇文章搞定——JDK8中新增的StampedLock

日期:2019-07-21点击:470

一、StampedLock类简介

StampedLock类,在JDK1.8时引入,是对读写锁ReentrantReadWriteLock的增强,该类提供了一些功能,优化了读锁、写锁的访问,同时使读写锁之间可以互相转换,更细粒度控制并发。

首先明确下,该类的设计初衷是作为一个内部工具类,用于辅助开发其它线程安全组件,用得好,该类可以提升系统性能,用不好,容易产生死锁和其它莫名其妙的问题。

1.1 StampedLock的引入

上一篇文章,讲解了读写锁——ReentrantReadWriteLock原理详解 ,那么为什么有了ReentrantReadWriteLock,还要引入StampedLock?

ReentrantReadWriteLock使得多个读线程同时持有读锁(只要写锁未被占用),而写锁是独占的。

但是,读写锁如果使用不当,很容易产生“饥饿”问题:

比如在读线程非常多,写线程很少的情况下,很容易导致写线程“饥饿”,虽然使用“公平”策略可以一定程度上缓解这个问题,但是“公平”策略是以牺牲系统吞吐量为代价的。

1.2 StampedLock的特点

try系列获取锁的函数,当获取锁失败后会返回为0的stamp值。当调用释放锁和转换锁的方法时候需要传入获取锁时候返回的stamp值。

StampedLockd的内部实现是基于CLH锁的,CLH锁原理:锁维护着一个等待线程队列,所有申请锁且失败的线程都记录在队列。一个节点代表一个线程,

保存着一个标记位locked,用以判断当前线程是否已经释放锁。当一个线程试图获取锁时,从队列尾节点作为前序节点,循环判断所有的前序节点是否已经成功释放锁。

二、StampedLock使用示例

先来看一个Oracle官方的例子:

class Point { private double x, y; private final StampedLock sl = new StampedLock(); void move(double deltaX, double deltaY) { long stamp = sl.writeLock(); //涉及对共享资源的修改,使用写锁-独占操作 try { x += deltaX; y += deltaY; } finally { sl.unlockWrite(stamp); } } /** * 使用乐观读锁访问共享资源 * 注意:乐观读锁在保证数据一致性上需要拷贝一份要操作的变量到方法栈,并且在操作数据时候可能其他写线程已经修改了数据, * 而我们操作的是方法栈里面的数据,也就是一个快照,所以最多返回的不是最新的数据,但是一致性还是得到保障的。 * * @return */ double distanceFromOrigin() { long stamp = sl.tryOptimisticRead(); // 使用乐观读锁 double currentX = x, currentY = y; // 拷贝共享资源到本地方法栈中 if (!sl.validate(stamp)) { // 如果有写锁被占用,可能造成数据不一致,所以要切换到普通读锁模式 stamp = sl.readLock(); try { currentX = x; currentY = y; } finally { sl.unlockRead(stamp); } } return Math.sqrt(currentX * currentX + currentY * currentY); } void moveIfAtOrigin(double newX, double newY) { // upgrade // Could instead start with optimistic, not read mode long stamp = sl.readLock(); try { while (x == 0.0 && y == 0.0) { long ws = sl.tryConvertToWriteLock(stamp); //读锁转换为写锁 if (ws != 0L) { stamp = ws; x = newX; y = newY; break; } else { sl.unlockRead(stamp); stamp = sl.writeLock(); } } } finally { sl.unlock(stamp); } } }

可以看到,上述示例最特殊的其实是distanceFromOrigin方法,这个方法中使用了“Optimistic reading”乐观读锁,使得读写可以并发执行,但是“Optimistic reading”的使用必须遵循以下模式:

long stamp = lock.tryOptimisticRead(); // 非阻塞获取版本信息 copyVaraibale2ThreadMemory(); // 拷贝变量到线程本地堆栈 if(!lock.validate(stamp)){ // 校验 long stamp = lock.readLock(); // 获取读锁 try { copyVaraibale2ThreadMemory(); // 拷贝变量到线程本地堆栈 } finally { lock.unlock(stamp); // 释放悲观锁 } } useThreadMemoryVarables(); // 使用线程本地堆栈里面的数据进行操作

三、StampedLock原理

3.1 StampedLock的内部常量

StampedLock虽然不像其它锁一样定义了内部类来实现AQS框架,但是StampedLock的基本实现思路还是利用CLH队列进行线程的管理,通过同步状态值来表示锁的状态和类型。

StampedLock内部定义了很多常量,定义这些常量的根本目的还是和ReentrantReadWriteLock一样,对同步状态值按位切分,以通过位运算对State进行操作:

对于StampedLock来说,写锁被占用的标志是第8位为1,读锁使用0-7位,正常情况下读锁数目为1-126,超过126时,使用一个名为readerOverflow的int整型保存超出数。

部分常量的比特位表示如下:

另外,StampedLock相比ReentrantReadWriteLock,对多核CPU进行了优化,可以看到,当CPU核数超过1时,会有一些自旋操作:

3.2 示例分析

假设现在有多个线程:ThreadA、ThreadB、ThreadC、ThreadD、ThreadE。操作如下:
ThreadA调用writeLock————获取写锁
ThreadB调用readLock————获取读锁
ThreadC调用readLock————获取读锁
ThreadD调用writeLock————获取写锁
ThreadE调用readLock————获取读锁

1. StampedLock对象的创建

StampedLock的构造器很简单,构造时设置下同步状态值:

/** * Creates a new lock, initially in unlocked state. */ public StampedLock() { state = ORIGIN; }

另外,StamedLock提供了三类视图:

// views transient ReadLockView readLockView; transient WriteLockView writeLockView; transient ReadWriteLockView readWriteLockView;

这些视图其实是对StamedLock方法的封装,便于习惯了ReentrantReadWriteLock的用户使用:
例如,ReadLockView其实相当于ReentrantReadWriteLock.readLock()返回的读锁;

final class ReadLockView implements Lock { public void lock() { readLock(); } public void lockInterruptibly() throws InterruptedException { readLockInterruptibly(); } public boolean tryLock() { return tryReadLock() != 0L; } public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException { return tryReadLock(time, unit) != 0L; } public void unlock() { unstampedUnlockRead(); } public Condition newCondition() { throw new UnsupportedOperationException(); } }

2. ThreadA调用writeLock获取写锁

来看下writeLock方法:

public long writeLock() { long s, next; // bypass acquireWrite in fully unlocked case only return ((((s = state) & ABITS) == 0L &&//(s=state)&ABITS==0L表示读锁和写锁都未被使用 U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + WBIT)) ?//CAS操作:将第8位置为1,表示写锁被占用 next : acquireWrite(false, 0L));//获取失败则调用acquireWrite,加入到等待队列 }

说明:上述代码获取写锁,如果获取失败,则进入阻塞,注意该方法不响应中断,返回非0表示获取成功。

StampedLock中大量运用了位运算,这里(s = state) & ABITS == 0L 表示读锁和写锁都未被使用,这里写锁可以立即获取成功,然后CAS操作更新同步状态值State。

操作完成后,等待队列的结构如下:

注意:StampedLock中,等待队列的结点要比AQS中简单些,仅仅三种状态。
0:初始状态
-1:等待中
1:取消

另外,结点的定义中有个cowait字段,该字段指向一个栈,用于保存读线程,这个后续会讲到。

3. ThreadB调用readLock获取读锁

来看下readLock方法:
由于ThreadA此时持有写锁,所以ThreadB获取读锁失败,将调用acquireRead方法,加入等待队列:

public long readLock() { long s = state, next; // bypass acquireRead on common uncontended case return ((whead == wtail && (s & ABITS) < RFULL &&//表示写锁未被占用,且读锁数量没用超限 U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + RUNIT)) ? next : acquireRead(false, 0L)); }

说明:上述代码获取读锁,如果写锁被占用,线程会阻塞,注意该方法不响应中断,返回非0表示获取成功。

acquireRead方法非常复杂,用到了大量自旋操作:

/** * 尝试自旋的获取读锁, 获取不到则加入等待队列, 并阻塞线程 * * @param interruptible true 表示检测中断, 如果线程被中断过, 则最终返回INTERRUPTED * @param deadline 如果非0, 则表示限时获取 * @return 非0表示获取成功, INTERRUPTED表示中途被中断过 */ private long acquireRead(boolean interruptible, long deadline) { WNode node = null, p; // node指向入队结点, p指向入队前的队尾结点 /** * 自旋入队操作 * 如果写锁未被占用, 则立即尝试获取读锁, 获取成功则返回. * 如果写锁被占用, 则将当前读线程包装成结点, 并插入等待队列(如果队尾是写结点,直接链接到队尾;否则,链接到队尾读结点的栈中) */ for (int spins = -1; ; ) { WNode h; if ((h = whead) == (p = wtail)) { // 如果队列为空或只有头结点, 则会立即尝试获取读锁 for (long m, s, ns; ; ) { if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? // 判断写锁是否被占用 U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : //写锁未占用,且读锁数量未超限, 则更新同步状态 (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) //写锁未占用,但读锁数量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中 return ns; // 获取成功后, 直接返回 else if (m >= WBIT) { // 写锁被占用,以随机方式探测是否要退出自旋 if (spins > 0) { if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0) --spins; } else { if (spins == 0) { WNode nh = whead, np = wtail; if ((nh == h && np == p) || (h = nh) != (p = np)) break; } spins = SPINS; } } } } if (p == null) { // p == null表示队列为空, 则初始化队列(构造头结点) WNode hd = new WNode(WMODE, null); if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd)) wtail = hd; } else if (node == null) { // 将当前线程包装成读结点 node = new WNode(RMODE, p); } else if (h == p || p.mode != RMODE) { // 如果队列只有一个头结点, 或队尾结点不是读结点, 则直接将结点链接到队尾, 链接完成后退出自旋 if (node.prev != p) node.prev = p; else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) { p.next = node; break; } } // 队列不为空, 且队尾是读结点, 则将添加当前结点链接到队尾结点的cowait链中(实际上构成一个栈, p是栈顶指针 ) else if (!U.compareAndSwapObject(p, WCOWAIT, node.cowait = p.cowait, node)) { // CAS操作队尾结点p的cowait字段,实际上就是头插法插入结点 node.cowait = null; } else { for (; ; ) { WNode pp, c; Thread w; // 尝试唤醒头结点的cowait中的第一个元素, 假如是读锁会通过循环释放cowait链 if ((h = whead) != null && (c = h.cowait) != null && U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) // help release U.unpark(w); if (h == (pp = p.prev) || h == p || pp == null) { long m, s, ns; do { if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) return ns; } while (m < WBIT); } if (whead == h && p.prev == pp) { long time; if (pp == null || h == p || p.status > 0) { node = null; // throw away break; } if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) return cancelWaiter(node, p, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if ((h != pp || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && p.prev == pp) { // 写锁被占用, 且当前结点不是队首结点, 则阻塞当前线程 U.park(false, time); } node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, p, true); } } } } for (int spins = -1; ; ) { WNode h, np, pp; int ps; if ((h = whead) == p) { // 如果当前线程是队首结点, 则尝试获取读锁 if (spins < 0) spins = HEAD_SPINS; else if (spins < MAX_HEAD_SPINS) spins <<= 1; for (int k = spins; ; ) { // spin at head long m, s, ns; if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? // 判断写锁是否被占用 U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : //写锁未占用,且读锁数量未超限, 则更新同步状态 (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) { //写锁未占用,但读锁数量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中 // 获取读锁成功, 释放cowait链中的所有读结点 WNode c; Thread w; // 释放头结点, 当前队首结点成为新的头结点 whead = node; node.prev = null; // 从栈顶开始(node.cowait指向的结点), 依次唤醒所有读结点, 最终node.cowait==null, node成为新的头结点 while ((c = node.cowait) != null) { if (U.compareAndSwapObject(node, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) U.unpark(w); } return ns; } else if (m >= WBIT && LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 && --k <= 0) break; } } else if (h != null) { // 如果头结点存在cowait链, 则唤醒链中所有读线程 WNode c; Thread w; while ((c = h.cowait) != null) { if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) U.unpark(w); } } if (whead == h) { if ((np = node.prev) != p) { if (np != null) (p = np).next = node; // stale } else if ((ps = p.status) == 0) // 将前驱结点的等待状态置为WAITING, 表示之后将唤醒当前结点 U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING); else if (ps == CANCELLED) { if ((pp = p.prev) != null) { node.prev = pp; pp.next = node; } } else { // 阻塞当前读线程 long time; if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) //限时等待超时, 取消等待 return cancelWaiter(node, node, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && node.prev == p) { // 如果前驱的等待状态为WAITING, 且写锁被占用, 则阻塞当前调用线程 U.park(false, time); } node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, node, true); } } } }

我们来分析下这个方法。
该方法会首先自旋的尝试获取读锁,获取成功后,就直接返回;否则,会将当前线程包装成一个读结点,插入到等待队列。
由于,目前等待队列还是空,所以ThreadB会初始化队列,然后将自身包装成一个读结点,插入队尾,然后在下面这个地方跳出自旋:

if (p == null) { // initialize queue,表示等待队列为空,且当前线程未获得读锁,则初始化队列(构造头结点) WNode hd = new WNode(WMODE, null); if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd)) wtail = hd; } else if (node == null)//将当前线程保证成共享节点 node = new WNode(RMODE, p); else if (h == p || p.mode != RMODE) {//如果等待队列只有一个头结点或当前入队的是写线程,则直接将节点链接到队尾,链接完成后退出自旋 if (node.prev != p) node.prev = p; else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) { p.next = node; break;//这里退出循环 } }

此时,等待队列的结构如下:

跳出自旋后,ThreadB会继续向下执行,进入下一个自旋,在下一个自旋中,依然会再次尝试获取读锁,如果这次再获取不到,就会将前驱的等待状态置为WAITING, 表示我(当前线程)要去睡了(阻塞),到时记得叫醒我:

if (whead == h) { if ((np = node.prev) != p) { if (np != null) (p = np).next = node; // stale } else if ((ps = p.status) == 0)//将前驱结点的等待状态置为WAITING,表示之后将唤醒当前结点 U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING); else if (ps == CANCELLED) { if ((pp = p.prev) != null) { node.prev = pp; pp.next = node; } }

最终, ThreadB进入阻塞状态:

else {//阻塞当前线程 long time; if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)//限时等待超时,取消等待 return cancelWaiter(node, node, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && node.prev == p) U.park(false, time);//如果前驱的等待状态为WAITINF,其写锁被占用,则阻塞当前调用线程 node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, node, true); } }

最终,等待队列的结构如下:

4. ThreadC调用readLock获取读锁

这个过程和ThreadB获取读锁一样,区别在于ThreadC被包装成结点加入等待队列后,是链接到ThreadB结点的栈指针中的。调用完下面这段代码后,ThreadC会链接到以Thread B为栈顶指针的栈中:

else if (!U.compareAndSwapObject(p, WCOWAIT, node.cowait = p.cowait, node))//CAS操作队尾结点,p的cowait字段,实际上就是头插法插入节点 node.cowait = null;

说明:上述代码队列不为空,且队尾是读结点,则将添加当前结点链接到队尾结点的cowait链中(实际上构成一个栈,p是栈顶指针)

注意:读结点的cowait字段其实构成了一个栈,入栈的过程其实是个“头插法”插入单链表的过程。比如,再来个ThreadX读结点,则cowait链表结构为:ThreadB - > ThreadX -> ThreadC。最终唤醒读结点时,将从栈顶开始。

然后会在下一次自旋中,阻塞当前读线程:

if (whead == h && p.prev == pp) { long time; if (pp == null || h == p || p.status > 0) { node = null; // throw away break; } if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) return cancelWaiter(node, p, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if ((h != pp || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && p.prev == pp) U.park(false, time);//写锁被占用,且当前节点不是队首节点,则阻塞当前线程 node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, p, true); }

最终,等待队列的结构如下:

可以看到,此时ThreadC结点并没有把它的前驱的等待状态置为-1,因为ThreadC是链接到栈中的,当写锁释放的时候,会从栈底元素开始,唤醒栈中所有读结点。

5. ThreadD调用writeLock获取写锁

ThreadD调用writeLock方法获取写锁失败后(ThreadA依然占用着写锁),会调用acquireWrite方法,该方法整体逻辑和acquireRead差不多,首先自旋的尝试获取写锁,获取成功后,就直接返回;否则,会将当前线程包装成一个写结点,插入到等待队列。

public long writeLock() { long s, next; // bypass acquireWrite in fully unlocked case only return ((((s = state) & ABITS) == 0L &&//表示读锁和写锁都未被使用 U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + WBIT)) ?//CAS操作:将第8位置位1,表示写锁被占用 next : acquireWrite(false, 0L));//获取失败则调用acquireWrite,加入等待队列 }

说明:上述代码获取写锁,如果失败,则进入阻塞,注意该方法不响应中断,返回非0,表示获取成功

acquireWrite源码:

/** * 尝试自旋的获取写锁, 获取不到则阻塞线程 * * @param interruptible true 表示检测中断, 如果线程被中断过, 则最终返回INTERRUPTED * @param deadline 如果非0, 则表示限时获取 * @return 非0表示获取成功, INTERRUPTED表示中途被中断过 */ private long acquireWrite(boolean interruptible, long deadline) { WNode node = null, p; /** * 自旋入队操作 * 如果没有任何锁被占用, 则立即尝试获取写锁, 获取成功则返回. * 如果存在锁被使用, 则将当前线程包装成独占结点, 并插入等待队列尾部 */ for (int spins = -1; ; ) { long m, s, ns; if ((m = (s = state) & ABITS) == 0L) { // 没有任何锁被占用 if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT)) // 尝试立即获取写锁 return ns; // 获取成功直接返回 } else if (spins < 0) spins = (m == WBIT && wtail == whead) ? SPINS : 0; else if (spins > 0) { if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0) --spins; } else if ((p = wtail) == null) { // 队列为空, 则初始化队列, 构造队列的头结点 WNode hd = new WNode(WMODE, null); if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd)) wtail = hd; } else if (node == null) // 将当前线程包装成写结点 node = new WNode(WMODE, p); else if (node.prev != p) node.prev = p; else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) { // 链接结点至队尾 p.next = node; break; } } for (int spins = -1; ; ) { WNode h, np, pp; int ps; if ((h = whead) == p) { // 如果当前结点是队首结点, 则立即尝试获取写锁 if (spins < 0) spins = HEAD_SPINS; else if (spins < MAX_HEAD_SPINS) spins <<= 1; for (int k = spins; ; ) { // spin at head long s, ns; if (((s = state) & ABITS) == 0L) { // 写锁未被占用 if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT)) { // CAS修改State: 占用写锁 // 将队首结点从队列移除 whead = node; node.prev = null; return ns; } } else if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 && --k <= 0) break; } } else if (h != null) { // 唤醒头结点的栈中的所有读线程 WNode c; Thread w; while ((c = h.cowait) != null) { if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) U.unpark(w); } } if (whead == h) { if ((np = node.prev) != p) { if (np != null) (p = np).next = node; // stale } else if ((ps = p.status) == 0) // 将当前结点的前驱置为WAITING, 表示当前结点会进入阻塞, 前驱将来需要唤醒我 U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING); else if (ps == CANCELLED) { if ((pp = p.prev) != null) { node.prev = pp; pp.next = node; } } else { // 阻塞当前调用线程 long time; // 0 argument to park means no timeout if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) return cancelWaiter(node, node, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) != 0L) && whead == h && node.prev == p) U.park(false, time); // emulate LockSupport.park node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, node, true); } } } }

acquireWrite中的下面这个自旋操作,用于将线程包装成写结点,插入队尾:

for (int spins = -1;;) { // spin while enqueuing long m, s, ns; if ((m = (s = state) & ABITS) == 0L) {//没用任何锁被占用 if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT))//尝试立即获取写锁 return ns;//获取成功直接返回 } else if (spins < 0) spins = (m == WBIT && wtail == whead) ? SPINS : 0; else if (spins > 0) { if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0) --spins; } else if ((p = wtail) == null) { // initialize queue,队列为空,则初始化队列,构造队列的头结点 WNode hd = new WNode(WMODE, null); if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd)) wtail = hd; } else if (node == null) node = new WNode(WMODE, p);//将当前线程包装成写节点 else if (node.prev != p) node.prev = p; else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {//链接节点至队尾 p.next = node; break; } }

说明:上述代码自旋入队操作,如果没用任何锁被占用,则立即尝试获取写锁,获取成功则返回,如果存在锁被使用,则将当前线程包装成独占节点,并插入等待队列尾部

插入完成后,队列结构如下:

然后,进入下一个自旋,并在下一个自旋中阻塞ThreadD,最终队列结构如下:

6. ThreadE调用readLock获取读锁

同样,由于写锁被ThreadA占用着,所以最终会调用acquireRead方法,在该方法的第一个自旋中,会将ThreadE加入等待队列:

注意,由于队尾结点是写结点,所以当前读结点会直接链接到队尾;如果队尾是读结点,则会链接到队尾读结点的cowait链中。

然后进入第二个自旋,阻塞ThreadE,最终队列结构如下:

7. ThreadA调用unlockWrite释放写锁

通过CAS操作,修改State成功后,会调用release方法唤醒等待队列的队首结点:

//释放写锁 public void unlockWrite(long stamp) { WNode h; if (state != stamp || (stamp & WBIT) == 0L)//stamp不匹配,或者写锁未被占用,抛出异常 throw new IllegalMonitorStateException(); state = (stamp += WBIT) == 0L ? ORIGIN : stamp;//正常情况下,stamp+=WBIT后,第8位位0,表示写锁被释放;但是溢出,则置为ORIGIN if ((h = whead) != null && h.status != 0) release(h);//唤醒等待队列中的队首节点 }

release方法非常简单,先将头结点的等待状态置为0,表示即将唤醒后继结点,然后立即唤醒队首结点:

//唤醒等待队列的队首节点(即头结点whead的后继节点) private void release(WNode h) { if (h != null) { WNode q; Thread w; U.compareAndSwapInt(h, WSTATUS, WAITING, 0);//将头结点的等待状态从-1置为0,表示将要唤醒后继节点 if ((q = h.next) == null || q.status == CANCELLED) {//从队尾开始查找距离头结点最近的WAITING节点 for (WNode t = wtail; t != null && t != h; t = t.prev) if (t.status <= 0) q = t; } if (q != null && (w = q.thread) != null) U.unpark(w);//唤醒队首节点 } }

此时,等待队列的结构如下:

8. ThreadB被唤醒后继续向下执行

ThreadB被唤醒后,会从原阻塞处继续向下执行,然后开始下一次自旋:

if (whead == h) { if ((np = node.prev) != p) { if (np != null) (p = np).next = node; // stale } else if ((ps = p.status) == 0)前驱结点的等待状态设置为WAITING,表示之后唤醒当前结点 U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);//将 else if (ps == CANCELLED) { if ((pp = p.prev) != null) { node.prev = pp; pp.next = node; } } else {//阻塞当前读线程 long time; // 0 argument to park means no timeout if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)//限时等待超时,取消等待 return cancelWaiter(node, node, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) != 0L) && whead == h && node.prev == p) U.park(false, time); // emulate LockSupport.park,如果前驱的等待状态为WAITING,且写锁被占用,则阻塞当前调用线程,注意,ThreadB从此处被唤醒,并继续向下执行 node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, node, true); } }

第二次自旋时,ThreadB发现写锁未被占用,则成功获取到读锁,然后从栈顶(ThreadB的cowait指针指向的结点)开始唤醒栈中所有线程,
最后返回:

for (int k = spins;;) { // spin at head long m, s, ns; if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ?//判断写锁是否被占用 U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) ://写锁未被占用,且读锁数量未超限制,则更新同步状态 (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) {//写锁未被占用,但读锁数量限制,超出部分放到readerOverflow字段中 WNode c; Thread w;//获取读锁成功,释放cowrite链中的所有读结点 whead = node; node.prev = null;//释放头节点,当前队首节点成为新的头结点         //从栈顶开始(node.cowait指向的节点),依次唤醒所有读结点,最终node.cowait==null,node成为新的头结点 while ((c = node.cowait) != null) { if (U.compareAndSwapObject(node, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) U.unpark(w); } return ns; } else if (m >= WBIT && LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 && --k <= 0) break; }

最终,等待队列的结构如下:

9. ThreadC被唤醒后继续向下执行

ThreadC被唤醒后,继续执行,并进入下一次自旋,下一次自旋时,会成功获取到读锁。

for (;;) { WNode pp, c; Thread w;     //尝试唤醒头节点whead的cowait中的第一个元素,假如是读锁会通过循环释放cowait链 if ((h = whead) != null && (c = h.cowait) != null && U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) // help release U.unpark(w); if (h == (pp = p.prev) || h == p || pp == null) { long m, s, ns; do { if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) return ns; } while (m < WBIT); } if (whead == h && p.prev == pp) { long time; if (pp == null || h == p || p.status > 0) { node = null; // throw away break; } if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) return cancelWaiter(node, p, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if ((h != pp || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && p.prev == pp) U.park(false, time);//写锁被释放,且当前节点不是队首节点,则阻塞当前线程 node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, p, true); } }

注意,此时ThreadB和ThreadC已经拿到了读锁,ThreadD(写线程)和ThreadE(读线程)依然阻塞中,原来ThreadC对应的结点是个孤立结点,会被GC回收。

最终,等待队列的结构如下:

10. ThreadB和ThreadC释放读锁

ThreadB和ThreadC调用unlockRead方法释放读锁,CAS操作State将读锁数量减1:

//释放读锁 public void unlockRead(long stamp) { long s, m; WNode h; for (;;) { if (((s = state) & SBITS) != (stamp & SBITS) ||//stamp不匹配,或没用任何锁被占用,都会抛出异常 (stamp & ABITS) == 0L || (m = s & ABITS) == 0L || m == WBIT) throw new IllegalMonitorStateException(); if (m < RFULL) {//读锁数量未超限 if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, s - RUNIT)) {//读锁数量-1 if (m == RUNIT && (h = whead) != null && h.status != 0)//如果当前读锁数量为1,唤醒等待队列中的队首节点 release(h); break; } } else if (tryDecReaderOverflow(s) != 0L)//读锁数量超限,则溢出字段要-1 break; } }

注意,当读锁的数量变为0时才会调用release方法,唤醒队首结点:

//唤醒等待队列中的队首节点(即头结点whead的后继节点) private void release(WNode h) { if (h != null) { WNode q; Thread w; U.compareAndSwapInt(h, WSTATUS, WAITING, 0);//将头结点的等待状态从-1置为0,表示将要唤醒后继节点 if ((q = h.next) == null || q.status == CANCELLED) {//从队尾开始查找距离头结点最近的WAITING节点 for (WNode t = wtail; t != null && t != h; t = t.prev) if (t.status <= 0) q = t; } if (q != null && (w = q.thread) != null) U.unpark(w);//唤醒队首节点 } }

队首结点(ThreadD写结点被唤醒),最终等待队列的结构如下:

11. ThreadD被唤醒后继续向下执行

ThreadD会从原阻塞处继续向下执行,并在下一次自旋中获取到写锁,然后返回:

for (int spins = -1;;) { WNode h, np, pp; int ps; if ((h = whead) == p) { if (spins < 0) spins = HEAD_SPINS; else if (spins < MAX_HEAD_SPINS) spins <<= 1; for (int k = spins;;) { // spin at head long m, s, ns; if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) { WNode c; Thread w; whead = node; node.prev = null; while ((c = node.cowait) != null) { if (U.compareAndSwapObject(node, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) U.unpark(w); } return ns; } else if (m >= WBIT && LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 && --k <= 0) break; } } else if (h != null) { WNode c; Thread w; while ((c = h.cowait) != null) { if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) U.unpark(w); } } if (whead == h) { if ((np = node.prev) != p) { if (np != null) (p = np).next = node; // stale } else if ((ps = p.status) == 0) U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING); else if (ps == CANCELLED) { if ((pp = p.prev) != null) { node.prev = pp; pp.next = node; } } else { long time; if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) return cancelWaiter(node, node, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && node.prev == p) U.park(false, time); node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, node, true); } }

最终,等待队列的结构如下:

12. ThreadD调用unlockWrite释放写锁

ThreadD释放写锁的过程和步骤7完全相同,会调用unlockWrite唤醒队首结点(ThreadE)。

ThreadE被唤醒后会从原阻塞处继续向下执行,但由于ThreadE是个读结点,所以同时会唤醒cowait栈中的所有读结点,过程和步骤8完全一样。最终,等待队列的结构如下:

至此,全部执行完成。

四、StampedLock总结

StampedLock的等待队列与RRW的CLH队列相比,有以下特点:

  1. 当入队一个线程时,如果队尾是读结点,不会直接链接到队尾,而是链接到该读结点的cowait链中,cowait链本质是一个栈;
  2. 当入队一个线程时,如果队尾是写结点,则直接链接到队尾;
  3. QS类似唤醒线程的规则和A,都是首先唤醒队首结点。区别是StampedLock中,当唤醒的结点是读结点时,会唤醒该读结点的cowait链中的所有读结点(顺序和入栈顺序相反,也就是后进先出)。

另外,StampedLock使用时要特别小心,避免锁重入的操作,在使用乐观读锁时也需要遵循相应的调用模板,防止出现数据不一致的问题。

 

参考书籍

Java并发编程之美

参考链接

https://docs.oracle.com/javase/8/docs/api/

https://segmentfault.com/a/1190000015808032?utm_source=tag-newest

原文链接:https://my.oschina.net/u/3995125/blog/3077082
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