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AbstractQueuedSynchronizer 분석: Exclusive 모드의 핵심과 난점

巴扎黑원래의: 2017-06-23 10:56:241339검색

AbstractQueuedSynchronizer 정보

동시성 패키지 java.util.concurrent는 JDK1.5 이후에 도입되었으며, 이는 Java 프로그램의 동시성 성능을 크게 향상시켰습니다. java.util.concurrent 패키지를 다음과 같이 요약합니다.

AbstractQueuedSynchronizer는 ReentrantLock, CountDownLatch, Semphore 등 동시성 클래스의 핵심입니다.
CAS 알고리즘은 AbstractQueuedSynchronizer

AbstractQueuedSynchronizer라고 할 수 있는 동시성 클래스의 최우선 순위입니다. 실제로 "ReentrantLock 구현 원리에 대한 심층 연구" 기사에서 ReentrantLock과 결합하여 AbstractQueuedSynchronizer에 대해 자세히 설명했지만, 시간의 수준으로 인해 1년 반 전 이 기사를 되돌아보면, AbstractQueuedSynchronizer에 대한 해석과 이해가 충분히 깊지 않다고 생각하여 업데이트합니다. 이 기사에서는 AbstractQueuedSynchronizer의 데이터 구조, 즉 관련 소스 코드 구현을 다시 한 번 설명합니다. 이 기사는 JDK1.7 버전을 기반으로 합니다.

AbstractQueuedSynchronizer의 기본 데이터 구조

AbstractQueuedSynchronizer의 기본 데이터 구조는 Node입니다. Node에 관해 JDK 작성자는 여기에 몇 가지 사항을 요약하여 설명합니다.

AbstractQueuedSynchronizer 대기 대기열은 CLH 대기열의 변형입니다. CLH 대기열은 일반적으로 스핀 잠금에 사용됩니다. AbstractQueuedSynchronizer의 대기 대기열은 동기화 장치 차단에 사용됩니다.

각 노드에는 "status"라는 필드가 있습니다. 추적을 위해 스레드를 차단해야 하지만 상태 필드가 잠금을 보장하지 않는지 여부 경쟁을 획득할 권한이 있습니다
대기열에 들어가려면 대기열 끝에서 자동으로 연결하기만 하면 대기열에서 제거할 수 있으며 헤더 필드만 설정하면 됩니다
아래 표에 정리하겠습니다. Node에 있는 변수와 각 변수의 의미를 살펴보겠습니다.

SIGNAL, CANCELLED, CONDITION, PROPAGATE의 4가지 상태에 대해 , JDK 소스 코드의 주석에는 자세한 설명이 있습니다. 표에 요약되어 있습니다.

AbstractQueuedSynchronizer 메소드를 구현하려면

AbstractQueuedSynchronizer는 구현을 기반으로 합니다. 템플릿 모드이지만 템플릿 모드 작성이 약간 특별합니다. 전체 클래스에 추상이 없습니다. 추상 메서드 대신 메서드 본문에 UnsupportedOperationException을 던져 하위 클래스에서 구현해야 하는 메서드를 하위 클래스에 알려줍니다.

AbstractQueuedSynchronizer 클래스에는 하위 클래스가 구현할 수 있는 총 5개의 메소드가 있습니다. 이를 표로 요약해 보겠습니다.

여기서 Acquire는 번역하기 쉽지 않으므로 원래 단어만 넣습니다. 여기서 acquire는 동사 뒤에 목적어가 오지 않아서 구체적으로 acquire가 무엇인지는 모르겠습니다. 개인적인 이해에 따르면 취득의 의미는 상태 필드 상태를 기반으로 현재 작업을 수행할 수 있는 자격을 얻는 것입니다.

예를 들어 ReentrantLock의 lock() 메서드는 결국 acquire 메서드를 호출한 다음 다음과 같이 됩니다.

Thread 1은 lock()으로 가서 acquire를 실행하고 state=0을 찾으므로 잠금을 수행할 자격이 있습니다. () 작업을 수행하고 상태를 1로 설정합니다. Return true

Thread 2는 lock()으로 가서 acquire를 실행하고 state=1임을 발견하므로 lock() 작업을 수행할 자격이 없으며 반환합니다. false이런 이해가 더 정확해야 한다고 생각합니다.

독점 모드 획득 구현 프로세스

위의 기초를 바탕으로 배타적 획득의 구현 프로세스를 살펴보겠습니다. 주로 스레드 획득 실패 후 데이터 구조를 구축하는 방법을 먼저 살펴보고 예제를 사용하여 설명하겠습니다.

AbstractQuueuedSynchronizer의 획득 메서드 구현 프로세스를 살펴보세요. 획득 메서드는 배타적 모드에서 작동하는 데 사용됩니다.

 1 public final void acquire(int arg) { 2     if (!tryAcquire(arg) && 3         acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) 4         selfInterrupt(); 5 }

tryAcquire 메서드는 앞서 언급한 것처럼 하위 클래스에 의해 구현된 메서드입니다. tryAcquire가 true를 반환합니다. (성공) 이는 현재 스레드가 현재 작업을 수행할 수 있는 자격을 획득했음을 의미합니다. 당연히 차단하고 대기하기 위한 데이터 구조를 구축할 필요가 없습니다.

tryAcquire 메서드가 false를 반환하면 현재 스레드가 현재 작업을 수행할 자격이 없는 것이므로 "

acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))" 코드를 실행하세요. . , 이는 두 단계로 구성됩니다.

addWaiter, 웨이터 추가
acquireQueued, 대기 대기열에서 획득 작업 가져오기

각각 개별적으로 살펴보기 한 걸음 하세요.

addWaiter

첫 번째 단계인 addWaiter가 수행하는 작업을 살펴보세요. 들어오는 매개변수 Node.EXCLUSIVE에서 이것이 배타적 모드임을 알 수 있습니다. step Line ~ 코드의 11번째 줄, 현재 데이터 구조에서 꼬리 노드를 가져옵니다. 꼬리 노드가 있으면 먼저 이 노드를 가져와서 이전 노드라고 생각합니다. prev, 그리고 다음:

전임 노드 새로 생성된 Node 중 prev를 가리킵니다

동시성에서는 CAS 알고리즘을 통해 단 하나의 스레드만이 자신의 Node를 tail 노드로 만들 수 있습니다. 이때 이 prev의 다음은 스레드

그러므로
로 삽입됩니다. 주석 관점에서 볼 때 이 논리의 목적은 오버헤드를 최소화하기 위해 최단 경로 O(1) 효과를 사용하여 대기열에 빠르게 참여하는 것입니다.

 1 private Node addWaiter(Node mode) { 2     Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); 3     // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure 4     Node prev = tail; 5     if (prev != null) { 6         node.prev = prev; 7         if (compareAndSetTail(prev, node)) { 8             prev.next = node; 9             return node;10         }11     }12     enq(node);13     return node;14 }

이 코드의 논리는 다음과 같습니다.

테일 노드가 비어 있으면 즉, 현재 데이터 구조에 노드가 없으면

상태가 없는 노드를 헤드 노드로 새로 만듭니다

테일 노드가 비어 있지 않으면 CAS 알고리즘을 사용하여 현재 노드를 동시성이 있는 테일 노드는 for(;; ) 루프이기 때문에성공적으로 획득하지 못한 모든 노드는 결국 데이터 구조에 추가됩니다
코드를 읽은 후 다음을 사용하세요. AbstractQueuedSynchronizer의 전체 데이터 구조를 나타내는 그림(직접 그려서 인터넷에서 우연히 찾은 그림이 아니라 비교적 간단함):

acquireQueued

After 대기열이 구축되면 다음 단계는 필요할 때 대기열에서 노드를 꺼내는 것입니다. 이름에서 알 수 있듯이 대기열에서 획득하는 메서드입니다. acquireQueued 메서드 구현을 살펴보세요.

 1 private Node enq(final Node node) { 2     for (;;) { 3         Node t = tail; 4         if (t == null) { // Must initialize 5             if (compareAndSetHead(new Node())) 6                 tail = head; 7         } else { 8             node.prev = t; 9             if (compareAndSetTail(t, node)) {10                 t.next = node;11                 return t;12             }13         }14     }15 }

这段代码描述了几件事：

从第6行的代码获取节点的前驱节点p，第7行的代码判断p是前驱节点并tryAcquire我们知道，只有当前第一个持有Thread的节点才会尝试acquire，如果节点acquire成功，那么setHead方法，将当前节点作为head、将当前节点中的thread设置为null、将当前节点的prev设置为null，这保证了数据结构中头结点永远是一个不带Thread的空节点

如果当前节点不是前驱节点或者tryAcquire失败，那么执行第13行~第15行的代码，做了两步操作，首先判断在acquie失败后是否应该park，其次park并检查中断状态

看一下第一步shouldParkAfterFailedAcquire代码做了什么：

1 private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node prev, Node node) { 2 int ws = prev.waitStatus; 3 if (ws == Node.SIGNAL) 4 /* 5 * This node has already set status asking a release 6 * to signal it, so it can safely park. 7 */ 8 return true; 9 if (ws > 0) {10 /*11 * prevecessor was cancelled. Skip over prevecessors and12 * indicate retry.13 */14 do {15 node.prev = prev = prev.prev;16 } while (prev.waitStatus > 0);17 prev.next = node;18 } else {19 /*20 * waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we21 * need a signal, but don't park yet. Caller will need to22 * retry to make sure it cannot acquire before parking.23 */24 compareAndSetWaitStatus(prev, ws, Node.SIGNAL);25 }26 return false;27 }

这里每个节点判断它前驱节点的状态，如果：

它的前驱节点是SIGNAL状态的，返回true，表示当前节点应当park

它的前驱节点的waitStatus>0，相当于CANCELLED（因为状态值里面只有CANCELLED是大于0的），那么CANCELLED的节点作废，当前节点不断向前找并重新连接为双向队列，直到找到一个前驱节点waitStats不是CANCELLED的为止

它的前驱节点不是SIGNAL状态且waitStatus<=0，此时执行第24行代码，利用CAS机制，如果waitStatus的前驱节点是0那么更新为SIGNAL状态
如果判断判断应当park，那么parkAndCheckInterrupt方法：
LockSupport.park(
利用LockSupport的park方法让当前线程阻塞。

独占模式release流程
上面整理了独占模式的acquire流程，看到了等待的Node是如何构建成一个数据结构的，下面看一下释放的时候做了什么，release方法的实现为：
1 public final boolean release(int arg) {2 if (tryRelease(arg)) {3 Node h = head;4 if (h != null && h.waitStatus != 0)5 unparkSuccessor(h);6 return true;7 }8 return false;9 }
tryRelease同样是子类去实现的，表示当前动作我执行完了，要释放我执行当前动作的资格，讲这个资格让给其它线程，然后tryRelease释放成功，获取到head节点，如果head节点的waitStatus不为0的话，执行unparkSuccessor方法，顾名思义unparkSuccessor意为unpark头结点的继承者，方法实现为：
1 private void unparkSuccessor(Node node) { 2 /* 3 * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try 4 * to clear in anticipation of signalling. It is OK if this 5 * fails or if status is changed by waiting thread. 6 */ 7 int ws = node.waitStatus; 8 if (ws < 0) 9 compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);10 11 /*12 * Thread to unpark is held in successor, which is normally13 * just the next node. But if cancelled or apparently null,14 * traverse backwards from tail to find the actual15 * non-cancelled successor.16 */17 Node s = node.next;18 if (s == null || s.waitStatus > 0) {19 s = null;20 for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)21 if (t.waitStatus <= 0)22 s = t;23 }24 if (s != null)25 LockSupport.unpark(s.thread);26 }
这段代码比较好理解，整理一下流程：
头节点的waitStatus<0，将头节点的waitStatus设置为0
拿到头节点的下一个节点s，如果s==null或者s的waitStatus>0（被取消了），那么从队列尾巴开始向前寻找一个waitStatus<=0的节点作为后继要唤醒的节点
最后，如果拿到了一个不等于null的节点s，就利用LockSupport的unpark方法让它取消阻塞。

实战举例：数据结构构建
上面的例子讲解地过于理论，下面利用ReentrantLock举个例子，但是这里不讲ReentrantLock实现原理，只是利用ReentrantLock研究AbstractQueuedSynchronizer的acquire和release。示例代码为：
1 /** 2 * @author 五月的仓颉 3 */ 4 public class AbstractQueuedSynchronizerTest { 5 6 @Test 7 public void testAbstractQueuedSynchronizer() { 8 Lock lock = new ReentrantLock(); 9 10 Runnable runnable0 = new ReentrantLockThread(lock);11 Thread thread0 = new Thread(runnable0);12 thread0.setName("线程0");13 14 Runnable runnable1 = new ReentrantLockThread(lock);15 Thread thread1 = new Thread(runnable1);16 thread1.setName("线程1");17 18 Runnable runnable2 = new ReentrantLockThread(lock);19 Thread thread2 = new Thread(runnable2);20 thread2.setName("线程2");21 22 thread0.start();23 thread1.start();24 thread2.start();25 26 for (;;);27 }28 29 private class ReentrantLockThread implements Runnable {30 31 private Lock lock;32 33 public ReentrantLockThread(Lock lock) {34 this.lock = lock;35 }36 37 @Override38 public void run() {39 try {40 lock.lock();41 for (;;);42 } finally {43 lock.unlock();44 }45 }46 47 }48 49 }
全部是死循环，相当于第一条线程（线程0）acquire成功之后，后两条线程（线程1、线程2）阻塞，下面的代码就不考虑后两条线程谁先谁后的问题，就一条线程（线程1）流程执行到底、另一条线程（线程2）流程执行到底这么分析了。
这里再把addWaiter和enq两个方法源码贴一下：
1 private Node addWaiter(Node mode) { 2 Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); 3 // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure 4 Node prev = tail; 5 if (prev != null) { 6 node.prev = prev; 7 if (compareAndSetTail(prev, node)) { 8 prev.next = node; 9 return node;10 }11 }12 enq(node);13 return node;14 }
1 private Node enq(final Node node) { 2 for (;;) { 3 Node t = tail; 4 if (t == null) { // Must initialize 5 if (compareAndSetHead(new Node())) 6 tail = head; 7 } else { 8 node.prev = t; 9 if (compareAndSetTail(t, node)) {10 t.next = node;11 return t;12 }13 }14 }15 }
首先第一个acquire失败的线程1，由于此时整个数据结构中么没有任何数据，因此addWaiter方法第4行中拿到的prev=tail为空，执行enq方法，首先第3行获取tail，第4行判断到tail是null，因此头结点new一个Node出来通过CAS算法设置为数据结构的head，tail同样也是这个Node，此时数据结构为：
为了方便描述，prev和next，我给每个Node随便加了一个地址。接着继续enq，因为enq内是一个死循环，所以继续第3行获取tail，new了一个空的Node之后tail就有了，执行else判断，通过第8行~第10行代码将当前线程对应的Node追加到数据结构尾部，那么当前构建的数据结构为：
这样，线程1对应的Node被加入数据结构，成为数据结构的tail，而数据结构的head是一个什么都没有的空Node。
接着线程2也acquire失败了，线程2既然acquire失败，那也要准备被加入数据结构中，继续先执行addWaiter方法，由于此时已经有了tail，因此不需要执行enq方法，可以直接将当前Node添加到数据结构尾部，那么当前构建的数据结构为：
至此，两个阻塞的线程构建的三个Node已经全部归位。

实战举例：线程阻塞
上述流程只是描述了构建数据结构的过程，并没有描述线程1、线程2阻塞的流程，因此接着继续用实际例子看一下线程1、线程2如何阻塞。贴一下acquireQueued、shouldParkAfterFailedAcquire两个方法源码：
1 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { 2 boolean failed = true; 3 try { 4 boolean interrupted = false; 5 for (;;) { 6 final Node p = node.prevecessor(); 7 if (p == head && tryAcquire(arg)) { 8 setHead(node); 9 p.next = null; // help GC10 failed = false;11 return interrupted;12 }13 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&14 parkAndCheckInterrupt())15 interrupted = true;16 }17 } finally {18 if (failed)19 cancelAcquire(node);20 }21 }
1 private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node prev, Node node) { 2 int ws = prev.waitStatus; 3 if (ws == Node.SIGNAL) 4 /* 5 * This node has already set status asking a release 6 * to signal it, so it can safely park. 7 */ 8 return true; 9 if (ws > 0) {10 /*11 * prevecessor was cancelled. Skip over prevecessors and12 * indicate retry.13 */14 do {15 node.prev = prev = prev.prev;16 } while (prev.waitStatus > 0);17 prev.next = node;18 } else {19 /*20 * waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we21 * need a signal, but don't park yet. Caller will need to22 * retry to make sure it cannot acquire before parking.23 */24 compareAndSetWaitStatus(prev, ws, Node.SIGNAL);25 }26 return false;27 }首先是线程1，它的前驱节点是head节点，在它tryAcquire成功的情况下，执行第8行~第11行的代码。做几件事情： <ol class=" list-paddingleft-2"> <li>head为线程1对应的Node</li> <li>线程1对应的Node的thread置空</li> <li>线程1对应的Node的prev置空</li> <li>原head的next置空，这样原head中的prev、next、thread都为空，对象内没有引用指向其他地方，GC可以认为这个Node是垃圾，对这个Node进行回收，注释"Help GC"就是这个意思</li> <li>failed=false表示没有失败</li> </ol> 因此，如果线程1执行tryAcquire成功，那么数据结构将变为： <img src="https://img.php.cn/upload/article/000/000/001/3d801230fc075de2d75122d27258c2ad-7.png" alt=""> 从上述流程可以总结到：只有前驱节点为head的节点会尝试tryAcquire，其余都不会，结合后面的release选继承者的方式，保证了先acquire失败的线程会优先从阻塞状态中解除去重新acquire。这是一种公平的acquire方式，因为它遵循"先到先得"原则，但是我们可以动动手脚让这种公平变为非公平，比如ReentrantLock默认的费公平模式，这个留在后面说。 那如果线程1执行tryAcquire失败，那么要执行shouldParkAfterFailedAcquire方法了，shouldParkAfterFailedAcquire拿线程1的前驱节点也就是head节点的waitStatus做了一个判断，因为waitStatus=0，因此执行第18行~第20行的逻辑，将head的waitStatus设置为SIGNAL即-1，然后方法返回false，数据结构变为： <img src="https://img.php.cn/upload/article/000/000/001/3d801230fc075de2d75122d27258c2ad-8.png" alt=""> 看到这里就一个变化：head的waitStatus从0变成了-1。既然shouldParkAfterFailedAcquire返回false，acquireQueued的第13行~第14行的判断自然不通过，继续走for(;;)循环，如果tryAcquire失败显然又来到了shouldParkAfterFailedAcquire方法，此时线程1对应的Node的前驱节点head节点的waitStatus已经变为了SIGNAL即-1，因此执行第4行~第8行的代码，直接返回true出去。 shouldParkAfterFailedAcquire返回true，parkAndCheckInterrupt直接调用LockSupport的park方法： <div class="cnblogs_code"><pre class="brush:php;toolbar:false"> 1 private final boolean parkAndCheckInterrupt() { 2 LockSupport.park(this); 3 return Thread.interrupted(); 4 }

至此线程1阻塞，线程2阻塞的流程与线程1阻塞的流程相同，可以自己分析一下。

另外再提一个问题，不知道大家会不会想：

为什么线程1对应的Node构建完毕不直接调用LockSupport的park方法进行阻塞？

为什么不直接把head的waitStatus直接设置为Signal而要从0设置为Signal？

我认为这是AbstractQueuedSynchronizer开发人员做了类似自旋的操作。因为很多时候获取acquire进行操作的时间很短，阻塞会引起上下文的切换，而很短时间就从阻塞状态解除，这样相对会比较耗费性能。

因此我们看到线程1自构建完毕Node加入数据结构到阻塞，一共尝试了两次tryAcquire，如果其中有一次成功，那么线程1就没有必要被阻塞，提升了性能。

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