前文（深入JVM鎖機(jī)制-synchronized）分析了JVM中的synchronized實(shí)現(xiàn)，本文繼續(xù)分析JVM中的另一種鎖Lock的實(shí)現(xiàn)。與synchronized不同的是，Lock完全用Java寫成，在java這個層面是無關(guān)JVM實(shí)現(xiàn)的。

在java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的實(shí)現(xiàn)類，常用的有ReentrantLock、ReadWriteLock（實(shí)現(xiàn)類ReentrantReadWriteLock），其實(shí)現(xiàn)都依賴java.util.concurrent.AbstractQueuedSynchronizer類，實(shí)現(xiàn)思路都大同小異，因此我們以ReentrantLock作為講解切入點(diǎn)。

1. ReentrantLock的調(diào)用過程

經(jīng)過觀察ReentrantLock把所有Lock接口的操作都委派到一個Sync類上，該類繼承了AbstractQueuedSynchronizer：

Sync又有兩個子類：

顯然是為了支持公平鎖和非公平鎖而定義，默認(rèn)情況下為非公平鎖。

先理一下Reentrant.lock()方法的調(diào)用過程（默認(rèn)非公平鎖）：

這些討厭的Template模式導(dǎo)致很難直觀的看到整個調(diào)用過程，其實(shí)通過上面調(diào)用過程及AbstractQueuedSynchronizer的注釋可以發(fā)現(xiàn)，AbstractQueuedSynchronizer中抽象了絕大多數(shù)Lock的功能，而只把tryAcquire方法延遲到子類中實(shí)現(xiàn)。tryAcquire方法的語義在于用具體子類判斷請求線程是否可以獲得鎖，無論成功與否AbstractQueuedSynchronizer都將處理后面的流程。

2. 鎖實(shí)現(xiàn)（加鎖）

簡單說來，AbstractQueuedSynchronizer會把所有的請求線程構(gòu)成一個CLH隊列，當(dāng)一個線程執(zhí)行完畢（lock.unlock()）時會激活自己的后繼節(jié)點(diǎn)，但正在執(zhí)行的線程并不在隊列中，而那些等待執(zhí)行的線程全部處于阻塞狀態(tài)，經(jīng)過調(diào)查線程的顯式阻塞是通過調(diào)用LockSupport.park()完成，而LockSupport.park()則調(diào)用sun.misc.Unsafe.park()本地方法，再進(jìn)一步，HotSpot在Linux中中通過調(diào)用pthread_mutex_lock函數(shù)把線程交給系統(tǒng)內(nèi)核進(jìn)行阻塞。

該隊列如圖：

與synchronized相同的是，這也是一個虛擬隊列，不存在隊列實(shí)例，僅存在節(jié)點(diǎn)之間的前后關(guān)系。令人疑惑的是為什么采用CLH隊列呢？原生的CLH隊列是用于自旋鎖，但Doug Lea把其改造為阻塞鎖。

當(dāng)有線程競爭鎖時，該線程會首先嘗試獲得鎖，這對于那些已經(jīng)在隊列中排隊的線程來說顯得不公平，這也是非公平鎖的由來，與synchronized實(shí)現(xiàn)類似，這樣會極大提高吞吐量。

如果已經(jīng)存在Running線程，則新的競爭線程會被追加到隊尾，具體是采用基于CAS的Lock-Free算法，因為線程并發(fā)對Tail調(diào)用CAS可能會導(dǎo)致其他線程CAS失敗，解決辦法是循環(huán)CAS直至成功。AbstractQueuedSynchronizer的實(shí)現(xiàn)非常精巧，令人嘆為觀止，不入細(xì)節(jié)難以完全領(lǐng)會其精髓，下面詳細(xì)說明實(shí)現(xiàn)過程：

2.1 Sync.nonfairTryAcquire

nonfairTryAcquire方法將是lock方法間接調(diào)用的第一個方法，每次請求鎖時都會首先調(diào)用該方法。

該方法會首先判斷當(dāng)前狀態(tài)，如果c==0說明沒有線程正在競爭該鎖，如果不c !=0 說明有線程正擁有了該鎖。

如果發(fā)現(xiàn)c==0，則通過CAS設(shè)置該狀態(tài)值為acquires,acquires的初始調(diào)用值為1，每次線程重入該鎖都會+1，每次unlock都會-1，但為0時釋放鎖。如果CAS設(shè)置成功，則可以預(yù)計其他任何線程調(diào)用CAS都不會再成功，也就認(rèn)為當(dāng)前線程得到了該鎖，也作為Running線程，很顯然這個Running線程并未進(jìn)入等待隊列。

如果c !=0 但發(fā)現(xiàn)自己已經(jīng)擁有鎖，只是簡單地++acquires，并修改status值，但因為沒有競爭，所以通過setStatus修改，而非CAS，也就是說這段代碼實(shí)現(xiàn)了偏向鎖的功能，并且實(shí)現(xiàn)的非常漂亮。

2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter

addWaiter方法負(fù)責(zé)把當(dāng)前無法獲得鎖的線程包裝為一個Node添加到隊尾：

其中參數(shù)mode是獨(dú)占鎖還是共享鎖，默認(rèn)為null，獨(dú)占鎖。追加到隊尾的動作分兩步：

1. 如果當(dāng)前隊尾已經(jīng)存在(tail!=null)，則使用CAS把當(dāng)前線程更新為Tail
2. 如果當(dāng)前Tail為null或則線程調(diào)用CAS設(shè)置隊尾失敗，則通過enq方法繼續(xù)設(shè)置Tail

下面是enq方法：

該方法就是循環(huán)調(diào)用CAS，即使有高并發(fā)的場景，無限循環(huán)將會最終成功把當(dāng)前線程追加到隊尾（或設(shè)置隊頭）。總而言之，addWaiter的目的就是通過CAS把當(dāng)前現(xiàn)在追加到隊尾，并返回包裝后的Node實(shí)例。

把線程要包裝為Node對象的主要原因，除了用Node構(gòu)造供虛擬隊列外，還用Node包裝了各種線程狀態(tài)，這些狀態(tài)被精心設(shè)計為一些數(shù)字值：

• SIGNAL(-1) ：線程的后繼線程正/已被阻塞，當(dāng)該線程release或cancel時要重新這個后繼線程(unpark)
• CANCELLED(1)：因為超時或中斷，該線程已經(jīng)被取消
• CONDITION(-2)：表明該線程被處于條件隊列，就是因為調(diào)用了Condition.await而被阻塞
• PROPAGATE(-3)：傳播共享鎖
• 0：0代表無狀態(tài)

2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued

acquireQueued的主要作用是把已經(jīng)追加到隊列的線程節(jié)點(diǎn)（addWaiter方法返回值）進(jìn)行阻塞，但阻塞前又通過tryAccquire重試是否能獲得鎖，如果重試成功能則無需阻塞，直接返回

仔細(xì)看看這個方法是個無限循環(huán)，感覺如果p == head && tryAcquire(arg)條件不滿足循環(huán)將永遠(yuǎn)無法結(jié)束，當(dāng)然不會出現(xiàn)死循環(huán)，奧秘在于第12行的parkAndCheckInterrupt會把當(dāng)前線程掛起，從而阻塞住線程的調(diào)用棧。

如前面所述，LockSupport.park最終把線程交給系統(tǒng)（Linux）內(nèi)核進(jìn)行阻塞。當(dāng)然也不是馬上把請求不到鎖的線程進(jìn)行阻塞，還要檢查該線程的狀態(tài)，比如如果該線程處于Cancel狀態(tài)則沒有必要，具體的檢查在shouldParkAfterFailedAcquire中：

檢查原則在于：

• 規(guī)則1：如果前繼的節(jié)點(diǎn)狀態(tài)為SIGNAL，表明當(dāng)前節(jié)點(diǎn)需要unpark，則返回成功，此時acquireQueued方法的第12行（parkAndCheckInterrupt）將導(dǎo)致線程阻塞
• 規(guī)則2：如果前繼節(jié)點(diǎn)狀態(tài)為CANCELLED(ws>0)，說明前置節(jié)點(diǎn)已經(jīng)被放棄，則回溯到一個非取消的前繼節(jié)點(diǎn)，返回false，acquireQueued方法的無限循環(huán)將遞歸調(diào)用該方法，直至規(guī)則1返回true，導(dǎo)致線程阻塞
• 規(guī)則3：如果前繼節(jié)點(diǎn)狀態(tài)為非SIGNAL、非CANCELLED，則設(shè)置前繼的狀態(tài)為SIGNAL，返回false后進(jìn)入acquireQueued的無限循環(huán)，與規(guī)則2同

總體看來，shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前繼節(jié)點(diǎn)判斷當(dāng)前線程是否應(yīng)該被阻塞，如果前繼節(jié)點(diǎn)處于CANCELLED狀態(tài)，則順便刪除這些節(jié)點(diǎn)重新構(gòu)造隊列。

至此，鎖住線程的邏輯已經(jīng)完成，下面討論解鎖的過程。

3. 解鎖

請求鎖不成功的線程會被掛起在acquireQueued方法的第12行，12行以后的代碼必須等線程被解鎖鎖才能執(zhí)行，假如被阻塞的線程得到解鎖，則執(zhí)行第13行，即設(shè)置interrupted = true，之后又進(jìn)入無限循環(huán)。

從無限循環(huán)的代碼可以看出，并不是得到解鎖的線程一定能獲得鎖，必須在第6行中調(diào)用tryAccquire重新競爭，因為鎖是非公平的，有可能被新加入的線程獲得，從而導(dǎo)致剛被喚醒的線程再次被阻塞，這個細(xì)節(jié)充分體現(xiàn)了“非公平”的精髓。通過之后將要介紹的解鎖機(jī)制會看到，第一個被解鎖的線程就是Head，因此p == head的判斷基本都會成功。

至此可以看到，把tryAcquire方法延遲到子類中實(shí)現(xiàn)的做法非常精妙并具有極強(qiáng)的可擴(kuò)展性，令人嘆為觀止！當(dāng)然精妙的不是這個Templae設(shè)計模式，而是Doug Lea對鎖結(jié)構(gòu)的精心布局。

解鎖代碼相對簡單，主要體現(xiàn)在AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中：

class AbstractQueuedSynchronizer

class Sync

tryRelease與tryAcquire語義相同，把如何釋放的邏輯延遲到子類中。tryRelease語義很明確：如果線程多次鎖定，則進(jìn)行多次釋放，直至status==0則真正釋放鎖，所謂釋放鎖即設(shè)置status為0，因為無競爭所以沒有使用CAS。

release的語義在于：如果可以釋放鎖，則喚醒隊列第一個線程（Head），具體喚醒代碼如下：

這段代碼的意思在于找出第一個可以unpark的線程，一般說來head.next == head，Head就是第一個線程，但Head.next可能被取消或被置為null，因此比較穩(wěn)妥的辦法是從后往前找第一個可用線程。貌似回溯會導(dǎo)致性能降低，其實(shí)這個發(fā)生的幾率很小，所以不會有性能影響。之后便是通知系統(tǒng)內(nèi)核繼續(xù)該線程，在Linux下是通過pthread_mutex_unlock完成。之后，被解鎖的線程進(jìn)入上面所說的重新競爭狀態(tài)。

4. Lock VS Synchronized

AbstractQueuedSynchronizer通過構(gòu)造一個基于阻塞的CLH隊列容納所有的阻塞線程，而對該隊列的操作均通過Lock-Free（CAS）操作，但對已經(jīng)獲得鎖的線程而言，ReentrantLock實(shí)現(xiàn)了偏向鎖的功能。

synchronized的底層也是一個基于CAS操作的等待隊列，但JVM實(shí)現(xiàn)的更精細(xì)，把等待隊列分為ContentionList和EntryList，目的是為了降低線程的出列速度；當(dāng)然也實(shí)現(xiàn)了偏向鎖，從數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來說二者設(shè)計沒有本質(zhì)區(qū)別。但synchronized還實(shí)現(xiàn)了自旋鎖，并針對不同的系統(tǒng)和硬件體系進(jìn)行了優(yōu)化，而Lock則完全依靠系統(tǒng)阻塞掛起等待線程。

當(dāng)然Lock比synchronized更適合在應(yīng)用層擴(kuò)展，可以繼承AbstractQueuedSynchronizer定義各種實(shí)現(xiàn)，比如實(shí)現(xiàn)讀寫鎖（ReadWriteLock），公平或不公平鎖；同時，Lock對應(yīng)的Condition也比wait/notify要方便的多、靈活的多。