在java.util.concurrent包中,有两个很特殊的工具类,Condition和ReentrantLock,使用过的人都知道,ReentrantLock(重入锁)是jdk的concurrent包提供的一种独占锁的实现。它继承自Dong Lea的 AbstractQueuedSynchronizer(同步器),确切的说是ReentrantLock的一个内部类继承了AbstractQueuedSynchronizer,ReentrantLock只不过是代理了该类的一些方法,可能有人会问为什么要使用内部类在包装一层? 我想是安全的关系,因为AbstractQueuedSynchronizer中有很多方法,还实现了共享锁,Condition(稍候再细说)等功能,如果直接使ReentrantLock继承它,则很容易出现AbstractQueuedSynchronizer中的API被无用的情况。

言归正传,今天,我们讨论下Condition工具类的实现。

ReentrantLock和Condition的使用方式通常是这样的:

运行后,结果如下:

可以看到,

Condition的执行方式,是当在线程1中调用await方法后,线程1将释放锁,并且将自己沉睡,等待唤醒,

线程2获取到锁后,开始做事,完毕后,调用Condition的signal方法,唤醒线程1,线程1恢复执行。

以上说明Condition是一个多线程间协调通信的工具类,使得某个,或者某些线程一起等待某个条件(Condition),只有当该条件具备( signal 或者 signalAll方法被带调用)时 ,这些等待线程才会被唤醒,从而重新争夺锁。

那,它是怎么实现的呢?

首先还是要明白,reentrantLock.newCondition() 返回的是Condition的一个实现,该类在AbstractQueuedSynchronizer中被实现,叫做newCondition()

它可以访问AbstractQueuedSynchronizer中的方法和其余内部类( AbstractQueuedSynchronizer是个抽象类,至于他怎么能访问,这里有个很奇妙的点,后面我专门用demo说明 )

现在,我们一起来看下Condition类的实现,还是从上面的demo入手,

为了方便书写,我将AbstractQueuedSynchronizer缩写为AQS

当await被调用时,代码如下:

public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
 throw new InterruptedException();
 Node node = addConditionWaiter(); //将当前线程包装下后,
                                   //添加到Condition自己维护的一个链表中。
int savedState = fullyRelease(node);//释放当前线程占有的锁,从demo中看到,
                                       //调用await前,当前线程是占有锁的
 
int interruptMode = 0;
 while (!isOnSyncQueue(node)) {//释放完毕后,遍历AQS的队列,看当前节点是否在队列中,
                           //不在 说明它还没有竞争锁的资格,所以继续将自己沉睡。
                             //直到它被加入到队列中,聪明的你可能猜到了,
                            //没有错,在singal的时候加入不就可以了?
 LockSupport.park(this);
 if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
 break;
 }
//被唤醒后,重新开始正式竞争锁,同样,如果竞争不到还是会将自己沉睡,等待唤醒重新开始竞争。
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
 interruptMode = REINTERRUPT;
 if (node.nextWaiter != null)
 unlinkCancelledWaiters();
 if (interruptMode != 0)
 reportInterruptAfterWait(interruptMode);
 }

回到上面的demo,锁被释放后,线程1开始沉睡,这个时候线程因为线程1沉睡时,会唤醒AQS队列中的头结点,所所以线程2会开始竞争锁,并获取到,等待3秒后,线程2会调用signal方法,“发出”signal信号,signal方法如下:

public final void signal() {
 if (!isHeldExclusively())
 throw new IllegalMonitorStateException();
 Node first = firstWaiter; //firstWaiter为condition自己维护的一个链表的头结点,
                          //取出第一个节点后开始唤醒操作
 if (first != null)
 doSignal(first);
 }

说明下,其实Condition内部维护了等待队列的头结点和尾节点,该队列的作用是存放等待signal信号的线程,该线程被封装为Node节点后存放于此。

关键的就在于此,我们知道AQS自己维护的队列是当前等待资源的队列,AQS会在资源被释放后,依次唤醒队列中从前到后的所有节点,使他们对应的线程恢复执行。直到队列为空。

而Condition自己也维护了一个队列,该队列的作用是维护一个等待signal信号的队列,两个队列的作用是不同,事实上,每个线程也仅仅会同时存在以上两个队列中的一个,流程是这样的:

1. 线程1调用reentrantLock.lock时,线程被加入到AQS的等待队列中。

2. 线程1调用await方法被调用时,该线程从AQS中移除,对应操作是锁的释放。

3. 接着马上被加入到Condition的等待队列中,以为着该线程需要signal信号。

4. 线程2,因为线程1释放锁的关系,被唤醒,并判断可以获取锁,于是线程2获取锁,并被加入到AQS的等待队列中。

5.  线程2调用signal方法,这个时候Condition的等待队列中只有线程1一个节点,于是它被取出来,并被加入到AQS的等待队列中。  注意,这个时候,线程并没有被唤醒。

6. signal方法执行完毕,线程2调用reentrantLock.unLock()方法,释放锁。这个时候因为AQS中只有线程1,于是,AQS释放锁后按从头到尾的顺序唤醒线程时,线程1被唤醒,于是线程1回复执行。

7. 直到释放所整个过程执行完毕。

可以看到,整个协作过程是靠结点在AQS的等待队列和Condition的等待队列中来回移动实现的,Condition作为一个条件类,很好的自己维护了一个等待信号的队列,并在适时的时候将结点加入到AQS的等待队列中来实现的唤醒操作。

看到这里,signal方法的代码应该不难理解了。

取出头结点,然后doSignal

private void doSignal(Node first) {
 do {
 if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null) //修改头结点,完成旧头结点的移出工作
 lastWaiter = null;
 first.nextWaiter = null;
 } while (!transferForSignal(first) &&//将老的头结点,加入到AQS的等待队列中
 (first = firstWaiter) != null);
 }
 
final boolean transferForSignal(Node node) {
 /*
 * If cannot change waitStatus, the node has been cancelled.
 */
 if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
 return false;
 
/*
 * Splice onto queue and try to set waitStatus of predecessor to
 * indicate that thread is (probably) waiting. If cancelled or
 * attempt to set waitStatus fails, wake up to resync (in which
 * case the waitStatus can be transiently and harmlessly wrong).
 */
 Node p = enq(node);
 int ws = p.waitStatus;
//如果该结点的状态为cancel 或者修改waitStatus失败,则直接唤醒。
 if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
 LockSupport.unpark(node.thread);
 return true;
 }

可以看到,正常情况 ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL) 这个判断是不会为true的,所以,不会在这个时候唤醒该线程。

只有到发送signal信号的线程调用reentrantLock.unlock()后因为它已经被加到AQS的等待队列中,所以才会被唤醒。

总结:

本文从代码的角度说明了Condition的实现方式,其中,涉及到了AQS的很多操作,比如AQS的等待队列实现独占锁功能,不过,这不是本文讨论的重点,等有机会再将AQS的实现单独分享出来。

 
 
    
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7 thoughts on “怎么理解Condition”

    1. 信言说道:

      向楼主请教一个问题,如最后的流程所述:
      “1. 线程1调用reentrantLock.lock时,线程被加入到AQS的等待队列中。”
      此时无线程争用锁,线程1会先tryAcquire一次,成功则无需入队。因此我认为此处线程1并未加入到AQS的等待队列中。

      “2. 线程1调用await方法被调用时,该线程从AQS中移除,对应操作是锁的释放。”
      我理解lock之后unlock之前都是在临界区内,此时调await直接释放锁(离开临界区)OK,但无需从AQS移除,因为移除是即将进入临界区那一刻的事情。

      “4. 线程2,因为线程1释放锁的关系,被唤醒,并判断可以获取锁,于是线程2获取锁,并被加入到AQS的等待队列中。”
      同理,我认为最后一句加入到AQS队列有误。

      另外,楼主的代码中变量名最好改成thread1和thread2方便对号入座,谢谢!

      1. liuinsect说道:

        你好,根据你的描述,依次回复下你的问题:
        1. AQS中维护者唯一的一个队列,该队列支持两种模式:独占模式和共享模式,本文中提到的reentrantlock使用的是其独占模式,该队列描述了多线程环境下对锁资源的占用情况,其中,头结点即是表明占有该资源的线程。
        所以,如果线程1成功获取锁,则线程1会被包装成一个Node(AQS中的内部数据结构)加入到AQS的队列中,你所说的并未加入,是不准确的。
        2.调用await方法后,是会从AQS的该队列中移除该Node的,从我本文贴出的源码中可以看到,在await方法中有fullyRelease操作,这个操作会引起结点的移除。

        最后,再说明下,AQS只是维护了一个在多线程环境下对某个资源的占用情况,对外,可以理解成“临界区” 但在AQS内部来说,不过是检查在当前条件下是否可以获取资源这种操作的一种封装。所以,AQS的队列上挂了所有对该资源请求的线程,而AQS定义了头结点是表示占有该资源的线程(独占模式)。在共享模式下,则队列上的一系列结点都可以同时占有资源,对应于,唤醒的时候,这一些列线程都会被唤醒。

        1. 信言说道:

          感谢楼主的回复。
          我查了源码,ReentrantLock.lock()调了内部类Sync的抽象方法lock,后者有一个公平和另一个不公平的实现。以不公平的实现NonfairSync(默认)为例,lock方法源码为:

          final void lock() {
          if (compareAndSetState(0, 1))//Try immediate barge
          setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
          else//backing up to normal acquire on failure.
          acquire(1);
          }
          如果cas操作成功,直接进入临界区(执行lock后续的代码)否则走常规流程调acquire(),
          acquire源码为:

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

          tryAcquire如果成功,返回true,if表达式短路就直接结束了。
          似乎没有源码能对应到包装成一个Node加入AQS队列?

          1. liuinsect说道:

            如果tryAcquire 成功了,没有必要增加到AQS的等待队列中了, 反之,如果增加不成功,进入到acquireQueued方法中去,则会将当先现线程增加到AQS的等待队列中去的。

        2. 信言说道:

          再看fullyRelease的源码(似乎没有出现结点从队列移除的代码):

          final long fullyRelease(Node node) {
          boolean failed = true;
          try {
          long savedState = getState();
          if (release(savedState)) {//调用release
          failed = false;
          return savedState;
          } else {
          throw new IllegalMonitorStateException();
          }
          } finally {
          if (failed)
          node.waitStatus = Node.CANCELLED;
          }
          }

          它调用了release:
          public final boolean release(long arg) {
          if (tryRelease(arg)) {
          Node h = head;
          if (h != null && h.waitStatus != 0)
          unparkSuccessor(h);
          return true;
          }
          return false;
          }

          再调用了tryRelease,如果成功,唤醒AQS队列的头结点让它尝试进入临界区(因此我理解的AQS队列上的每个结点都代表了一个正等待进入临界区而被block的线程)

          而tryRelease纯粹是状态值的操作,也不涉及出队列:
          protected final boolean tryRelease(int releases) {
          int c = getState() – releases;
          if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
          throw new IllegalMonitorStateException();
          boolean free = false;
          if (c == 0) {
          free = true;
          setExclusiveOwnerThread(null);
          }
          setState(c);
          return free;
          }

          1. liuinsect说道:

            unparkSuccessor 方法中有移除节点的方法:
            private void unparkSuccessor(Node node) {
            /*
            * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try
            * to clear in anticipation of signalling. It is OK if this
            * fails or if status is changed by waiting thread.
            */
            int ws = node.waitStatus;
            if (ws < 0) compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); /* * Thread to unpark is held in successor, which is normally * just the next node. But if cancelled or apparently null, * traverse backwards from tail to find the actual * non-cancelled successor. */ Node s = node.next; if (s == null || s.waitStatus > 0) {
            s = null;
            for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
            if (t.waitStatus <= 0) s = t; } if (s != null) LockSupport.unpark(s.thread); }

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