现陆续将Demo代码和技术文章整理在一起 Github实践精选 ,方便大家阅读查看,本文同样收录在此,觉得不错,还请Star🌟

看到本期内容这么少,是不是心动了呢?

前言

上一篇万字长文 Java AQS队列同步器以及ReentrantLock的应用 为我们读 JUC 源码以及其设计思想做了足够多的铺垫,接下来的内容我将重点说明差异化,如果有些童鞋不是能很好的理解文中的一些内容,强烈建议回看上一篇文章,搞懂基础内容,接下来的阅读真会轻松加愉快


AQS 中我们介绍了独占式获取同步状态的多种情形:

  • 独占式获取锁
  • 可响应中断的独占式获取锁
  • 有超时限制的独占式获取锁

AQS 提供的模版方法里面还差共享式获取同步状态没有介绍,所以我们今天来揭开这个看似神秘的面纱

AQS 中的共享式获取同步状态

独占式是你中没我,我中没你的的一种互斥形式,共享式显然就不是这样了,所以他们的唯一区别就是:

同一时刻能否有多个线程同时获取到同步状态

简单来说,就是这样滴:

我们知道同步状态 state 是维护在 AQS 中的,抛开可重入锁的概念,我在上篇文章中也提到了,独占式和共享式控制同步状态 state 的区别仅仅是这样:

所以说想了解 AQS 的 xxxShared 的模版方法,只需要知道它是怎么控制 state 的就好了

AQS共享式获取同步状态源码分析

为了帮助大家更好的回忆内容,我将上一篇文章的两个关键内容粘贴在此处,帮助大家快速回忆,关于共享式,大家只需要关注【骚紫色】就可以了

自定义同步器需要重写的方法

AQS 提供的模版方法

故事就从这里说起吧 (你会发现和独占式惊人的相似),关键代码都加了注释

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public final void acquireShared(int arg) {
// 同样调用自定义同步器需要重写的方法,非阻塞式的尝试获取同步状态,如果结果小于零,则获取同步状态失败
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
// 调用 AQS 提供的模版方法,进入等待队列
doAcquireShared(arg);
}

进入 doAcquireShared 方法:

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private void doAcquireShared(int arg) {
// 创建共享节点「SHARED」,加到等待队列中
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
// 进入“自旋”,这里并不是纯粹意义上的死循环,在独占式已经说明过
for (;;) {
// 同样尝试获取当前节点的前驱节点
final Node p = node.predecessor();
// 如果前驱节点为头节点,尝试再次获取同步状态
if (p == head) {
// 在此以非阻塞式获取同步状态
int r = tryAcquireShared(arg);
// 如果返回结果大于等于零,才能跳出外层循环返回
if (r >= 0) {
// 这里是和独占式的区别
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}

上面代码第 18 行我们提到和独占式获取同步状态的区别,贴心的给大家一个更直观的对比:

差别只在这里,所以我们就来看看 setHeadAndPropagate(node, r) 到底干了什么,我之前说过 JDK 源码中的方法命名绝大多数还是非常直观的,该方法直译过来就是 【设置头并且传播/繁衍】。独占式只是设置了头,共享式除了设置头还多了一个传播,你的疑问应该已经来了:

啥是传播,为什么会有传播这个设置呢?

想了解这个问题,你需要先知道非阻塞共享式获取同步状态返回值的含义:

这里说的传播其实说的是 propagate > 0 的情况,道理也很简单,当前线程获取同步状态成功了,还有剩余的同步状态可用于其他线程获取,那就要通知在等待队列的线程,让他们尝试获取剩余的同步状态

如果要让等待队列中的线程获取到通知,需要线程调用 release 方法实现的。接下来,我们走近 setHeadAndPropagate 一探究竟,验证一下

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 // 入参,node: 当前节点
// 入参,propagate:获取同步状态的结果值,即上面方法中的变量 r
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
// 记录旧的头部节点,用于下面的check
Node h = head;
// 将当前节点设置为头节点
setHead(node);

// 通过 propagate 的值和 waitStatus 的值来判断是否可以调用 doReleaseShared 方法
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
// 如果后继节点为空或者后继节点为共享类型,则进行唤醒后继节点
// 这里后继节点为空意思是只剩下当前头节点了,另外这里的 s == null 也是判断空指针的标准写法
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}

上面方法的大方向作用我们了解了,但是代码中何时调用 doReleaseShared 的判断逻辑还是挺让人费解的,为什么会有这么一大堆的判断,我们来逐个分析一下:

这里的空判断有点让人头大,我们先挑出来说明一下:

排除了其他判断条件的干扰,接下来我们就专注分析 propagate 和 waitStatus 两个判断条件就可以了,这里再将 waitStatus 的几种状态展示在这里,帮助大家理解,【骚粉色】是我们一会要用到的:

propagate > 0

上面已经说过了,如果成立,直接短路后续判断,然后根据 doReleaseShared 的判断条件进行释放

propagate > 0 不成立, h.waitStatus < 0 成立 (注意这里的h是旧的头节点)

什么时候 h.waitStatus < 0 呢?抛开 CONDITION 的使用,只剩下 SIGNAL 和 PROPAGATE,想知道这个答案,需要提前看一下 doReleaseShared() 方法了:

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private void doReleaseShared() {
for (;;) {
Node h = head;
if (h != null && h != tail) {
int ws = h.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) {
// CAS 将头节点的状态设置为0
if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
continue; // loop to recheck cases
// 设置成功后才能跳出循环唤醒头节点的下一个节点
unparkSuccessor(h);
}
else if (ws == 0 &&
// 将头节点状态CAS设置成 PROPAGATE 状态
!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
continue; // loop on failed CAS
}
if (h == head) // loop if head changed
break;
}
}

doReleaseShared() 方法中可以看出:

  • 如果让 h.waitStatus < 0 成立,只能将其设置成 PROPAGATE = -3 的情况,设置成功的前提是 h 头节点 expected 的状态是 0;

  • 如果 h.waitStatus = 0,是上述代码第 8 行 CAS 设置成功,然后唤醒等待中的线程

所以猜测,当前线程执行到 h.waitStatus < 0 的判断前,有另外一个线程刚好执行了 doReleaseShared() 方法,将 waitStatus 又设置成PROPAGATE = -3

这个理解有点绕,我们还是来画个图理解一下吧:

可能有同学还是不太能理解这么写的道理,我们一直说 propagate <> = 0 的情况,propagate = 0 代表的是当时/当时/当时 尝试获取同步状态没成功,但是之后可能又有共享状态被释放了,所以上面的逻辑是以防这种万一,你懂的,严谨的并发就是要防止一切万一,现在结合这个情景再来理解上面的判断你是否豁然开朗了呢?

继续向下看,

前序条件不成立,(h = head) == null || h.waitStatus < 0 注意这里的h是新的头节点)

有了上面铺垫,这个就直接画个图就更好理解啦,其实就是没有那么巧有另外一个线程掺合了

相信到这里你应该理解共享式获取同步状态的全部过程了吧,至于非阻塞共享式获取同步状态带有超时时间获取同步状态,结合本文讲的 setHeadAndPropagate 逻辑和独占式获取同步状态的实现过程过程来看,真是一毛一样,这里就不再累述了,赶紧打开你的 IDE 去验证一下吧

我们分析了AQS 的模版方法,还一直没说 tryAcquireShared(arg) 这个方法是如何被重写的,想要了解这个,我们就来看一看共享式获取同步状态的经典应用 Semaphore

Semaphore 的应用及源码分析

Semaphore 概念

Semaphore 中文多翻译为 【信号量】,我还特意查了一下剑桥辞典的英文解释:

其实就是信号标志(two flags),比如红绿灯,每个交通灯产生两种不同行为

  • Flag1-红灯:停车
  • Flag2-绿灯:行车

在 Semaphore 里面,什么时候是红灯,什么时候是绿灯,其实就是靠 tryAcquireShared(arg) 的结果来表示的

  • 获取不到共享状态,即为红灯
  • 获取到共享状态,即为绿灯

所以我们走近 Semaphore ,来看看它到底是怎么应用 AQS 的,又是怎样重写 tryAcquireShared(arg) 方法的

Semaphore 源码分析

先看一下类结构

看到这里你是否有点跌眼镜,和 ReentrantLock 相似的可怕吧,如果你有些陌生,再次强烈建议你回看上一篇文章 Java AQS队列同步器以及ReentrantLock的应用 ,这里直接提速对比看公平和非公平两种重写的 tryAcquireShared(arg) 方法,没有意外,公平与否,就是判断是否有前驱节点

方法内部只是计算 state 的剩余值,那 state 的初始值是多少怎么设置呢?当然也就是构造方法了:

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public Semaphore(int permits) {
// 默认仍是非公平的同步器,至于为什么默认是非公平的,在上一篇文章中也特意说明过
sync = new NonfairSync(permits);
}

NonfairSync(int permits) {
super(permits);
}

super 方法,就会将初始值给到 AQS 中的 state

也许你发现了,当我们把 permits 设置为1 的时候,不就是 ReentrantLock 的互斥锁了嘛,说的一点也没错,我们用 Semaphore 也能实现基本互斥锁的效果

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static int count;
//初始化信号量
static final Semaphore s
= new Semaphore(1);
//用信号量保证互斥
static void addOne() {
s.acquire();
try {
count+=1;
} finally {
s.release();
}
}

But(英文听力中的重点),Semaphore 肯定不是为这种特例存在的,它是共享式获取同步状态的一种实现。如果使用信号量,我们通常会将 permits 设置成大于1的值,不知道你是否还记得我曾在 为什么要使用线程池? 一文中说到的池化概念,在同一时刻,允许多个线程使用连接池,每个连接被释放之前,不允许其他线程使用。所以说 Semaphore 可以允许多个线程访问一个临界区,最终很好的做到一个限流/限流/限流 的作用

虽然 Semaphore 能很好的提供限流作用,说实话,Semaphore 的限流作用比较单一,我在实际工作中使用 Semaphore 并不是很多,如果真的要用高性能限流器,Guava RateLimiter 是一个非常不错的选择,我们后面会做分析,有兴趣的可以提前了解一下

关于 Semaphore 源码,就这么三下五除二的结束了

总结

不知你有没有感觉到,我们的节奏明显加快了,好多原来分散的点在被疯狂的串联起来,如果按照这个方式来阅读 JUC 源码,相信你也不会一头扎进去迷失方向,然后沮丧的退出 JUC 吧,然后面试背诵答案,然后忘记,然后再背诵?

跟上节奏,关于共享式获取同步状态,Semaphore 只不过是非常经典的应用,ReadWriteLock 和 CountDownLatch 日常应用还是非常广泛的,我们接下来就陆续聊聊它们吧

灵魂追问

  1. Semaphore 的 permits 设置成1 “等同于” 简单的互斥锁实现,那它和 ReentrantLock 的区别还是挺大的,都有哪些区别呢?
  2. 你在项目中是如何使用 Semaphore 的呢?

参考

  1. Java 并发实战
  2. Java 并发编程的艺术
  3. https://blog.csdn.net/anlian523/article/details/106319294


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