锁实现原理
来源：互联网 发布：孤岛危机2优化补丁 编辑：程序博客网 时间：2024/06/07 23:38
锁在多线程中是必不可少的，他给多线程提供了同步的功能，让多线程可以互斥的执行同步块，并具有可见性。
本文将从happens-before关系出发，结合ReentranLock源码，如何用内存屏障、CAS操作、LOCK指令实现锁的功能。
锁的happens-before关系
happens-before规则
1. 程序顺序规则：在一个线程中，前面的操作happens-before后面的操作
2. 锁规则：对同一个锁，解锁happens-before加锁。
3. 传递性规则：A happens-before B，B happens-before C，则A happens-before C
从这段代码看看happens-before关系，线程A先执行store()，线程B后执行load()
int value = 0;boolean finish = 0;//线程Avoid store(){ //A：加锁前的操作 synchronized(this){ //B：加锁 value = 1; //C：写value finish = true; //D：写finish } //E：解锁 //F：解锁后的操作}//线程Bvoid load(){ //G：加锁前的操作 synchronized(this){ //H：加锁 if(finish){ //I：读finish assert value == 1; //J：读value } } //K：解锁 //L：解锁后的操作}这里有13个happens-before关系。①～⑤是线程A的程序顺序关系，⑥~⑩是线程B的程序顺序关系，⑪是锁规则关系，⑫～⑬是传递性关系
从happens-before关系分析可见性
①~⑩根据程序顺序规则，只要不重排序数据依赖的指令，执行结果就是正确的，就可以保证在单线程内的可见性。
⑪根据锁规则，E happens-before H，也就是线程A解锁 happens-before 线程B加锁。
⑫根据传递性规则，线程A解锁前的操作都需要对线程B加锁可见，ABCDE happens-before H，也就是线程A解锁及其先前操作 happens-before 线程B加锁。
⑬再根据传递性规则，线程A解锁前的操作都需要对线程B加锁之后的操作可见，ABCDE happens-before HIJKL，最终得出线程A解锁及其先前操作 happens-before 线程B加锁及其后续操作。
这样来看，为了保证解锁及其之前操作的可见性，需要把解锁线程的本地内存刷新到主内存去。同时为了保证加锁线程读到最新的值，需要将本地内存的共享变量设为无效，重新从主内存中读取。
实现锁的原理
前面得出来的锁的可见性：线程A解锁及其先前操作 happens-before 线程B加锁及其后续操作
将前面得出的可见性分解为三个等级：
1. 线程A解锁 happens-before 线程B加锁
2. 线程A解锁及其先前操作 happens-before 线程B加锁
3. 线程A解锁及其先前操作 happens-before 线程B加锁及其后续操作
由于这是在多线程间实现可见性，那么就要考虑本地内存和主内存的缓存不一致问题，需要用到JMM的内存屏障：
逐级的实现可见性：
1) 对于第一级可见性，线程A解锁 需要对 线程B加锁可见，在多线程间的，会引发缓存不一致，所以要把线程A的本地内存刷新到主内存去。所以在解锁、加锁之间需要加写读内存屏障，这里有两种实现方式：
1. 在线程A解锁后加StoreLoad Barrier
2. 在线程B加锁前，加StoreLoad Barrier。
在常用的开发模式中，常常是一个线程负责写，多个线程负责读，典型的像生产者-消费者模式。所以相较后者，前者的内存屏障执行次数少，性能高。采用第一种实现方式比较好。
2) 对于第二级可见性，线程A解锁前的操作需要对加锁可见，也就是线程A解锁前的操作不能被重排序到解锁后。由于只有写操作会对改变共享变量，所以需要在解锁前加上StoreStore Barrier。
3) 对于第三级可见性，线程B加锁之后的读写操作不能重排序到加锁前，否则线程B可能读不到线程A的操作结果，以及线程B可能在线程A之前修改了共享变量。所以需要在线程B加锁后加上LoadLoad Barrier 和 LoadStore Barrier。
综上所述：
1. 解锁前加StoreStore Barrier
2. 解锁后加StoreLoad Barrier
3. 加锁后加LoadLoad Barrier 和LoadStore Barrier
加上内存屏障后的程序：
int value = 0;boolean finish = 0;//线程Avoid store(){ //A：加锁前的操作 synchronized(this){ //B：加锁 loadLoadBarrier(); loadStoreBarrier(); value = 1; //C：写value finish = true; //D：写finish storeStoreBarrier(); //E：解锁 storeLoadBarrier(); } //F：解锁后的操作}//线程Bvoid load(){ //G：加锁前的操作 synchronized(this){ //H：加锁 loadLoadBarrier(); loadStoreBarrier(); if(finish){ //I：读finish assert value == 1; //J：读value } storeStoreBarrier(); //K：解锁 storeLoadBarrier(); } //L：解锁后的操作}分析锁的源码
Java提供的锁可以分为两种：隐形锁和显性锁。隐形锁就是常用的synchronized语句，是由Java语法提供的，语法的源码比较难找。在这里用显性锁的源码去分析，显性锁实际上是Java中的一个工具类，允许以调用函数的形式去加锁解锁。从功能上看显性锁的功能更强大，因为其能通过继承实现不同算法的锁，以便根据实际情况选择合适的锁。这里使用ReentrantLock去分析源码。
在前面实现锁的原理中，得出实现可见性的原理是在加锁解锁前后加上内存屏障。乍一看这不是和volatile的原理是一模一样的吗，连使用的内存屏障种类顺序都一样。所以在ReentrantLock中，他复用了volatile提供的可见性，并没有再去写内存屏障。
在ReentrantLock中，他有一个变量state是volatile的（继承自AbstractQueuedSynchorinizer）。解锁-加锁分别是由写-读state这个volatile变量去实现的。这个state变量可以理解成所被重入的次数（ReentrantLock是可重入锁），0表示没有线程拥有该锁，2表示被拥有者连续拥有了两次且没有释放。
ReentranLoack分为公平锁和不公平锁，下面分别看看这两种锁在解锁加锁的源码。
解锁的实现
公平锁和不公平锁的对于解锁的实现都是一样的，都是写state变量。最后都是调用ReentranLock.Sync.tryRelease()
//在java.util.concurrent.locks.ReentranLock.Sync.tryRelease()protected final boolean tryRelease(int releases) { int c = getState() - releases; if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())//如果当前线程不是该锁的拥有者则抛出异常 throw new IllegalMonitorStateException(); boolean free = false;//锁是否可用 if (c == 0) {//state=0 表示该持有线程完全释放该锁，需要设置free为可用状态以及拥有者线程置空 free = true; setExclusiveOwnerThread(null); } setState(c);//在释放锁的最后，写state return free;}根据volatile原理知道，写state这个volatile变量也就相当于
storeStoreBarrier();解锁;storeLoadBarrier();这样的内存屏障和前面锁原理分析的是一样的，所以写volatile与解锁有一样的功能，也就能使用写volatile的方式实现解锁。
加锁的实现
加锁中，公平锁和不公平锁实现的方式就有很大的不同了。公平锁使用的是读volatile，不公平锁使用的是CompareAndSet(CAS)。
公平锁的加锁实现
先看公平锁的读state加锁实现，核心代码在ReentranLock.FairSync.tryAcquire()。
//在java.util.concurrent.locks.ReentranLock.FairSync.tryAcquire()protected final boolean tryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState();//在加锁的一开始，读state if (c == 0) {//锁处于可用状态 if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current);//设置锁被当前线程拥有 return true; } } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {//state>0，重入了 int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded");//超过最大重入次数2147483648（最大的int） setState(nextc);//更新state return true; } return false;}根据volatile原理知道，读state这个volatile变量也就相当于
加锁;loadLoadBarrier();loadStoreBarrier();这样的内存屏障和前面锁原理分析的是一样的，所以读volatile与加锁有一样的功能，也就能使用读volatile的方式实现加锁。
不公平锁的加锁实现
//在java.util.concurrent.locks.ReentranLock.NoFairSync.lock()final void lock() { if (compareAndSetState(0, 1))//如果该锁可用，则占有 setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else//尝试重入 acquire(1);}//在java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.compareAndSetState()protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) { return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);}如果该锁没占用的时候，调用的是unsafe.compareAndSwapInt()，这是一个CAS操作。如果该锁已经被占有了，尝试重入，这部分的代码是使用和公平锁一样的读state方式实现的。
unsafe.compareAndSwapInt()这是一个native方法，是用JNI调用C++或者汇编的，需要到openjdk看，位置在：openjdk-7-fcs-src-b147-
27_jun_2011\openjdk\hotspot\src\os_cpu\windows_x86\vm\atomic_windows_x86.inline.hpp
//CAS源码：inline jint Atomic::cmpxchg (jint exchange_value, volatile jint* dest, jint compare_value) { // alternative for InterlockedCompareExchange int mp = os::is_MP();//是否为多核心处理器 __asm { mov edx, dest //要修改的地址，也就是state变量 mov ecx, exchange_value //新值值 mov eax, compare_value //期待值 LOCK_IF_MP(mp) //如果是多处理器，在下面指令前加上LOCK前缀 cmpxchg dword ptr [edx], ecx//[edx]与eax对比，相同则[edx]=ecx，否则不操作 }} 这里看到有一个LOCK_IF_MP，作用是如果是多处理器，在指令前加上LOCK前缀，因为在单处理器中，是不会存在缓存不一致的问题的，所有线程都在一个CPU上跑，使用同一个缓存区，也就不存在本地内存与主内存不一致的问题，不会造成可见性问题。然而在多核处理器中，共享内存需要从写缓存中刷新到主内存中去，并遵循缓存一致性协议通知其他处理器更新缓存。
Lock在这里的作用：
1. 在cmpxchg执行期间，锁住内存地址[edx]，其他处理器不能访问该内存，保证原子性。即使是在32位机器上修改64位的内存也可以保证原子性。
2. 将本处理器上写缓存全部强制写回主存中去，也就是写屏障，保证每个线程的本地内存与主存一致。
3. 禁止cmpxchg与前后任何指令重排序，防止指令重排序。
可见CAS操作具有与读写volatile变量一致的作用，都能保证可见性。
