Java并发研究 自己写ReentrantLock和ReentrantReadWriteLock(2)

接着上篇,本篇主要介绍如何添加限时tryLock方法。介绍完之后,ReentrantLock除了condition之外都会实现,而且基本和实际ReentrantLock代码接近。上篇也提到过,实际ReentrantLock依赖AQS,但是本文不会直接介绍AQS,只是AQS的一个不完全分析。

顺便提一下,“自己写ReentrantLock和ReentrantReadWriteLock”由于篇幅比较长,预计会分成3到4篇左右。

在进入限时tryLock方法的介绍之前,考虑一个问题:上篇中FairLock1和UnfairLock1是否可以复用Node?

为什么要问这个问题?因为C++代码比较关注对象的生命周期。使用C++实现锁的话必须关注何时可以回收Node的内存。如果你了解CLHLock的话,可以知道CLHLock是可以复用Node的,最多是N个(线程)+1个(哨兵)Node,理论上不需要回收。所以和CLHLock基本一致的FairLock1,同样可以用类似CLHLock的方式,即复用前序节点为自己的当前节点(CLHLock是复用前序节点的,至于为什么可以参阅CLHLock的介绍)。UnfairLock1中由于可能是非公平模式,不知道前序节点是谁,也就无法简单复用了。

 

继续考虑限时获取锁的时候,Node是否可以复用?老实说,个人不知道确切答案,但是即使是在公平模式下,限时tryLock想要复用Node比UnfairLock1也要难很多。比如线程B获取锁超时,但是之后线程C进入了队列,这时线程B再次尝试获取锁的时候会怎么样?首先B由于获取失败,无法复用前序节点。其次C有可能持有B的节点指针,也有可能跳过B链到了B的前序节点上。因此,实现带超时tryLock时一般会考虑每次都新建Node来减少复杂性。

可能因为示例代码是Java,所以每次new一个Node出来没什么感觉。但是假如你用C++实现带超时版本的tryLock的话,必须考虑谁来回收Node的内存。有兴趣的可以看一下相关带超时的锁的论文,比如TOLock。

第二个要考虑的问题是,允许限时会带来什么影响?

  1. 前序节点有可能已超时
  2. 后续节点有可能已超时
  3. (除了哨兵节点)head不可能是超时节点

在上图中,C的前序节点B已超时,为了让A能唤醒自己,C需要设置自己的previous指针到A以及A的next指针为自己。当然signal successor标志也是要设置的。对于A来说,后续节点B已超时,A需要唤醒自己的后续节点中没有超时的第一个节点,即C。第三点不难理解,head的推进是由已经获取锁的线程处理的,所以新的head指针肯定对应一个非超时的线程。

需要继续考虑第一和第二点。当A和C同时执行时,如何设计包括B在内的一个机制,保证C肯定会被唤醒(允许多次唤醒)?

UnfairTimedLock1

以下是基于AQS改造的限时锁,具体分析下如何保证唤醒线程C。

首先Node增加了status,替换掉了原先的signal successor标志。status的迁移图如下

总共有4种迁移。一个线程在创建了Node之后,先是NORMAL。有后续节点挂上了之后,被设置为SIGNAL。如果当前线程超时了的话,变成ABORTED(实际也就是直接设置为ABORTED)。除了后续节点所对应的线程通过CAS修改当前线程拥有的节点之外,其余都是当前线程自身修改。

为什么原先是直接设置的,现在要CAS?看了迁移图后相信很容易理解。为了防止后续节点将ABORTED状态修改为SIGNAL。

在此基础上继续分析保证唤醒的机制。

假设线程在设置自己的节点为ABORTED之后,开始解决唤醒问题。

先从最简单的开始,即上图的上部。B没有后续节点,那么肯定没有唤醒问题。这块对应abort方法中node == tail时候的代码。如果CAS tail为前置节点成功的话,说明自己真的是末尾节点,接下来CAS设置前置节点的next指针为空。这里并没有检查CAS的返回值。CAS失败的时候意味着在CAS tail指针之后有新节点入队了。从另一个角度来说,为了防止B的处理覆盖掉新入节点的设置,这里必须用CAS。

接下来分析B为第一个候选节点的情况,即上图的中间部分。要知道B为了让A能够唤醒自己,会设置A的status为SIGNAL。那么B abort时,A的status是SIGNAL还是NORMAL?回答是两者都有可能。tryLock的代码中,在第一次检查nanos是否小于0的时候,有可能超时时间太短,直接被判定为超时的话,A的status为NORMAL。另一种情况是设置A的status为SIGNAL之后,线程被中断。当然还有线程park中被中断,等待超时等情况,此时A的status为SIGNAL。

你可能会问,是否可以一律设置A的状态为SIGNAL,让分析更简单一些?回答是,这样做可能不太好。因为当B明显超时时间过短无法获取锁并放弃了的话,为什么要让A负责唤醒B?虽说多次唤醒比忘记唤醒引起的问题小,但是作为一个同步器还是希望尽量精确唤醒。

继续分析C的情况。

  1. C在B放弃之后,尝试让B唤醒自己,CAS不成功加上再次读取B的status的时候发现B已经放弃了,此时C会越过B尝试设置A的status,并在A的status被确实设置为SIGNAL之后park
  2. C在B放弃之前,尝试让B唤醒自己
    1. 再次读取B的status时为ABORTED,接下来与1一样
    2. 再次读取B的status时为SIGNAL,即B还没放弃,C会park

也就说B,C同时运行时,C有可能在不知道B放弃的情况下park

另一方面对A来说

  1. B已放弃
    1. B未设置A的状态为SIGNAL,A不会唤醒B,唤醒丢失
    2. B设置了A的状态为SIGNAL,A跳过B,唤醒C
    3. 虽然B未设置,但是C设置了A的状态为SIGNAL,A在查找后续节点时跳过了B,唤醒C
  2. B未放弃
    1. B未设置A的状态为SIGNAL,A不会唤醒B,唤醒丢失
    2. B设置了A的状态为SIGNAL,A唤醒B,唤醒丢失

额外的,假设A在unlock时,C以公平模式获取锁成功(非公平模式的话不存在C节点)并且推进了head节点(即,C跳过了B以及head变成了C)的话,A的错位唤醒有可能会唤醒C之后的节点。

可以看到,当B是第一个候选节点的时候,C有可能设置不了A的SIGNAL,A也有在好几种可能唤醒不了C。所以AQS的策略是一律让B唤醒C。UnfairTimedLock1中基本也是参考AQS,只是上述分析全部是我自己考虑出来的。

具体代码在abort方法中判断p(predecessor)是否为head,如果是的是,就无论自己的状态一律唤醒。

顺便说一句,在使用spin策略的限时锁中,全权由C来跳过放弃了的B,省去了上述的分析。

最后是B不是第一候选节点并且不在tail的情况,即上图下面的部分。直觉上来说,由于不是第一候选节点,A要唤醒的是D,C也会跳过B链接到D上,不太可能出现唤醒丢失的问题。这里最关键的是确认D的status一定被设置为SIGNAL。那么D的status有可能是NORMAL么?

看了之前中间部分的分析之后,可以说是有可能的,条件如下

  1. C在B放弃前park了(线程C分析2.2)
  2. B超时时间过短,直接放弃

此时要求B确保D的status为SIGNAL,所以会有abort中ensureSignalSuccessorStatus这个调用。

继续提问,是否只要设置D的status为SIGNAL就可以了?

答案是:除了设置D的status之外,还要确保D没有unlock。假设ensureSignalSuccessorStatus成功,D可能了发生什么呢?

  1. D在ensureSignalSuccessorStatus调用之前获取了锁又释放了锁,此时D不会唤醒C,唤醒丢失
  2. D在ensureSignalSuccessorStatus调用之后释放了锁(获取可以在之前或之后),此时D会唤醒C
  3. D在ensureSignalSuccessorStatus调用之前放弃,ensureSignalSuccessorStatus会失败,C需要A来唤醒
  4. D在ensureSignalSuccessorStatus调用之后放弃,由于D是第一候选节点,按照上面中间部分的说明,D会无条件唤醒后续节点,即C

情况1比较麻烦,检查D是否以及完成的条件只能在myTurn方法中找,实际可用的只有一个,thread == null。当然你也可以选择增加status。情况3由于ensureSignalSuccessorStatus会失败,不用增加判断。

以上分析对应abort最后的代码,如果ensureSignalSuccessorStatus成功和thread != null时才可以认为没有唤醒丢失的问题,其余情况即1和3,需要无条件唤醒C。情况3中有可能A唤醒了C,B也唤醒了C,但是考虑到A可能去唤醒D了,所以此处还是需要B确定C被唤醒。

条件中成功时此时B可以选择帮助D设置next指针为C,CAS失败此处没有影响。

abort中最复杂的分析至此结束。实际AQS的代码把图中中间和下部的情况和在一起考虑。

老实说个人觉得abort时的唤醒分析确实比较复杂,从编码上一律唤醒可能是最简单的,但是AQS分析了一部分并且用排除的方式解决了一部分不需要唤醒的情况,理解这块代码可能是设计UnfairTimedLock1最关键的地方。

abort中还有一些代码,比如最开始的设置thread为null。个人理解这是放弃了的线程减少被额外唤醒用的,比如作为第一个候选节点的时候。上面的分析中,基本都是依赖status来判断节点是否放弃,没有看到用thread == null来判断是否abort的地方。当然如果我的分析错了,欢迎指出。

abort中在设置status为ABORTED之前,还有一段跳过放弃了的节点的代码。个人理解在设置status之前是为了防止后续节点跳过自己简化分析。理论上放在设置status之后也是可以的,甚至不跳过也不会造成太大问题。

说到跳过放弃了的节点,Queue#skipAbortedPredecessors中不是找到了第一个未放弃的节点之后设置自己的previous指针,而是遍历时每次都设置。个人理解是想做多线程下的helping,即A在skip时,A后面的节点在skip时,可以通过A更快找到未放弃的节点。只是考虑到skipAbortedPredecessors时(包括abort方法)节点还没设置status为ABORTED,理论上,A的后续节点遍历到了A就停下了。即使A skip之后,立马abort,后续节点也不需要这种helping。所以个人这块持保留意见(如果AQS的cancelAcquire方法原先是在设置status之后skip的话另当别论)。至少在现在的ReentrantLock中应该是不需要的。

UnfairTimedLock2

在写好了限时版tryLock之后,其他lock方法依样画葫芦得到的最终版。

如果你看过AQS的源代码的话,你可能会注意这里的tryLock和AQS的tryAcquire,isReadyToPark和shouldParkAfterFailedAcquire,abort和cancelAcquire比较接近。有兴趣的话可以对比一下。

小结

限时锁个人认为是比较难实现的一种锁,但是在解决死锁问题等地方会有用。如果你理解了限时锁的分析的话,相信你也能写出类似ReentrantLock一样的锁。

如果你想更全面地了解锁的实现的话,建议阅读《the art of multiprocessor programming》中关于锁的部分。虽然大部分都是spin lock,具体实际基于park代码比较远,但是对训练多线程代码分析和设计很有帮助。

接下来,个人要实现的是ReadWriteLock,具体在第三篇中讲解。

One thought to “Java并发研究 自己写ReentrantLock和ReentrantReadWriteLock(2)”

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