摘要:的引入先來看下,為什么有了,還要引入使得多個讀線程同時持有讀鎖只要寫鎖未被占用,而寫鎖是獨占的。部分常量的比特位表示如下另外,相比,對多核進行了優化,可以看到,當核數超過時,會有一些自旋操作示例分析假設現在有三個線程。
本文首發于一世流云的專欄:https://segmentfault.com/blog...一、StampedLock類簡介
StampedLock類,在JDK1.8時引入,是對讀寫鎖ReentrantReadWriteLock的增強,該類提供了一些功能,優化了讀鎖、寫鎖的訪問,同時使讀寫鎖之間可以互相轉換,更細粒度控制并發。
首先明確下,該類的設計初衷是作為一個內部工具類,用于輔助開發其它線程安全組件,用得好,該類可以提升系統性能,用不好,容易產生死鎖和其它莫名其妙的問題。
1.1 StampedLock的引入先來看下,為什么有了ReentrantReadWriteLock,還要引入StampedLock?
ReentrantReadWriteLock使得多個讀線程同時持有讀鎖(只要寫鎖未被占用),而寫鎖是獨占的。
但是,讀寫鎖如果使用不當,很容易產生“饑餓”問題:
比如在讀線程非常多,寫線程很少的情況下,很容易導致寫線程“饑餓”,雖然使用“公平”策略可以一定程度上緩解這個問題,但是“公平”策略是以犧牲系統吞吐量為代價的。(在ReentrantLock類的介紹章節中,介紹過這種情況)
1.2 StampedLock的特點StampedLock的主要特點概括一下,有以下幾點:
所有獲取鎖的方法,都返回一個郵戳(Stamp),Stamp為0表示獲取失敗,其余都表示成功;
所有釋放鎖的方法,都需要一個郵戳(Stamp),這個Stamp必須是和成功獲取鎖時得到的Stamp一致;
StampedLock是不可重入的;(如果一個線程已經持有了寫鎖,再去獲取寫鎖的話就會造成死鎖)
StampedLock有三種訪問模式:
①Reading(讀模式):功能和ReentrantReadWriteLock的讀鎖類似
②Writing(寫模式):功能和ReentrantReadWriteLock的寫鎖類似
③Optimistic reading(樂觀讀模式):這是一種優化的讀模式。
StampedLock支持讀鎖和寫鎖的相互轉換
我們知道RRW中,當線程獲取到寫鎖后,可以降級為讀鎖,但是讀鎖是不能直接升級為寫鎖的。
StampedLock提供了讀鎖和寫鎖相互轉換的功能,使得該類支持更多的應用場景。
無論寫鎖還是讀鎖,都不支持Conditon等待
我們知道,在ReentrantReadWriteLock中,當讀鎖被使用時,如果有線程嘗試獲取寫鎖,該寫線程會阻塞。二、StampedLock使用示例
但是,在Optimistic reading中,即使讀線程獲取到了讀鎖,寫線程嘗試獲取寫鎖也不會阻塞,這相當于對讀模式的優化,但是可能會導致數據不一致的問題。所以,當使用Optimistic reading獲取到讀鎖時,必須對獲取結果進行校驗。
先來看一個Oracle官方的例子:
class Point { private double x, y; private final StampedLock sl = new StampedLock(); void move(double deltaX, double deltaY) { long stamp = sl.writeLock(); //涉及對共享資源的修改,使用寫鎖-獨占操作 try { x += deltaX; y += deltaY; } finally { sl.unlockWrite(stamp); } } /** * 使用樂觀讀鎖訪問共享資源 * 注意:樂觀讀鎖在保證數據一致性上需要拷貝一份要操作的變量到方法棧,并且在操作數據時候可能其他寫線程已經修改了數據, * 而我們操作的是方法棧里面的數據,也就是一個快照,所以最多返回的不是最新的數據,但是一致性還是得到保障的。 * * @return */ double distanceFromOrigin() { long stamp = sl.tryOptimisticRead(); // 使用樂觀讀鎖 double currentX = x, currentY = y; // 拷貝共享資源到本地方法棧中 if (!sl.validate(stamp)) { // 如果有寫鎖被占用,可能造成數據不一致,所以要切換到普通讀鎖模式 stamp = sl.readLock(); try { currentX = x; currentY = y; } finally { sl.unlockRead(stamp); } } return Math.sqrt(currentX * currentX + currentY * currentY); } void moveIfAtOrigin(double newX, double newY) { // upgrade // Could instead start with optimistic, not read mode long stamp = sl.readLock(); try { while (x == 0.0 && y == 0.0) { long ws = sl.tryConvertToWriteLock(stamp); //讀鎖轉換為寫鎖 if (ws != 0L) { stamp = ws; x = newX; y = newY; break; } else { sl.unlockRead(stamp); stamp = sl.writeLock(); } } } finally { sl.unlock(stamp); } } }
可以看到,上述示例最特殊的其實是distanceFromOrigin方法,這個方法中使用了“Optimistic reading”樂觀讀鎖,使得讀寫可以并發執行,但是“Optimistic reading”的使用必須遵循以下模式:
long stamp = lock.tryOptimisticRead(); // 非阻塞獲取版本信息 copyVaraibale2ThreadMemory(); // 拷貝變量到線程本地堆棧 if(!lock.validate(stamp)){ // 校驗 long stamp = lock.readLock(); // 獲取讀鎖 try { copyVaraibale2ThreadMemory(); // 拷貝變量到線程本地堆棧 } finally { lock.unlock(stamp); // 釋放悲觀鎖 } } useThreadMemoryVarables(); // 使用線程本地堆棧里面的數據進行操作三、StampedLock原理 3.1 StampedLock的內部常量
StampedLock雖然不像其它鎖一樣定義了內部類來實現AQS框架,但是StampedLock的基本實現思路還是利用CLH隊列進行線程的管理,通過同步狀態值來表示鎖的狀態和類型。
StampedLock內部定義了很多常量,定義這些常量的根本目的還是和ReentrantReadWriteLock一樣,對同步狀態值按位切分,以通過位運算對State進行操作:
對于StampedLock來說,寫鎖被占用的標志是第8位為1,讀鎖使用0-7位,正常情況下讀鎖數目為1-126,超過126時,使用一個名為readerOverflow的int整型保存超出數。
部分常量的比特位表示如下:
另外,StampedLock相比ReentrantReadWriteLock,對多核CPU進行了優化,可以看到,當CPU核數超過1時,會有一些自旋操作:
假設現在有三個線程:ThreadA、ThreadB、ThreadC、ThreadD。操作如下:1. StampedLock對象的創建
//ThreadA調用writeLock, 獲取寫鎖
//ThreadB調用readLock, 獲取讀鎖
//ThreadC調用readLock, 獲取讀鎖
//ThreadD調用writeLock, 獲取寫鎖
//ThreadE調用readLock, 獲取讀鎖
StampedLock的構造器很簡單,構造時設置下同步狀態值:
另外,StamedLock提供了三類視圖:
這些視圖其實是對StamedLock方法的封裝,便于習慣了ReentrantReadWriteLock的用戶使用:
例如,ReadLockView其實相當于ReentrantReadWriteLock.readLock()返回的讀鎖;
來看下writeLock方法:
StampedLock中大量運用了位運算,這里(s = state) & ABITS == 0L 表示讀鎖和寫鎖都未被使用,這里寫鎖可以立即獲取成功,然后CAS操作更新同步狀態值State。
操作完成后,等待隊列的結構如下:
注意:StampedLock中,等待隊列的結點要比AQS中簡單些,僅僅三種狀態。
0:初始狀態
-1:等待中
1:取消
另外,結點的定義中有個cowait字段,該字段指向一個棧,用于保存讀線程,這個后續會講到。
來看下readLock方法:
由于ThreadA此時持有寫鎖,所以ThreadB獲取讀鎖失敗,將調用acquireRead方法,加入等待隊列:
acquireRead方法非常復雜,用到了大量自旋操作:
/** * 嘗試自旋的獲取讀鎖, 獲取不到則加入等待隊列, 并阻塞線程 * * @param interruptible true 表示檢測中斷, 如果線程被中斷過, 則最終返回INTERRUPTED * @param deadline 如果非0, 則表示限時獲取 * @return 非0表示獲取成功, INTERRUPTED表示中途被中斷過 */ private long acquireRead(boolean interruptible, long deadline) { WNode node = null, p; // node指向入隊結點, p指向入隊前的隊尾結點 /** * 自旋入隊操作 * 如果寫鎖未被占用, 則立即嘗試獲取讀鎖, 獲取成功則返回. * 如果寫鎖被占用, 則將當前讀線程包裝成結點, 并插入等待隊列(如果隊尾是寫結點,直接鏈接到隊尾;否則,鏈接到隊尾讀結點的棧中) */ for (int spins = -1; ; ) { WNode h; if ((h = whead) == (p = wtail)) { // 如果隊列為空或只有頭結點, 則會立即嘗試獲取讀鎖 for (long m, s, ns; ; ) { if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? // 判斷寫鎖是否被占用 U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : //寫鎖未占用,且讀鎖數量未超限, 則更新同步狀態 (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) //寫鎖未占用,但讀鎖數量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中 return ns; // 獲取成功后, 直接返回 else if (m >= WBIT) { // 寫鎖被占用,以隨機方式探測是否要退出自旋 if (spins > 0) { if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0) --spins; } else { if (spins == 0) { WNode nh = whead, np = wtail; if ((nh == h && np == p) || (h = nh) != (p = np)) break; } spins = SPINS; } } } } if (p == null) { // p == null表示隊列為空, 則初始化隊列(構造頭結點) WNode hd = new WNode(WMODE, null); if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd)) wtail = hd; } else if (node == null) { // 將當前線程包裝成讀結點 node = new WNode(RMODE, p); } else if (h == p || p.mode != RMODE) { // 如果隊列只有一個頭結點, 或隊尾結點不是讀結點, 則直接將結點鏈接到隊尾, 鏈接完成后退出自旋 if (node.prev != p) node.prev = p; else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) { p.next = node; break; } } // 隊列不為空, 且隊尾是讀結點, 則將添加當前結點鏈接到隊尾結點的cowait鏈中(實際上構成一個棧, p是棧頂指針 ) else if (!U.compareAndSwapObject(p, WCOWAIT, node.cowait = p.cowait, node)) { // CAS操作隊尾結點p的cowait字段,實際上就是頭插法插入結點 node.cowait = null; } else { for (; ; ) { WNode pp, c; Thread w; // 嘗試喚醒頭結點的cowait中的第一個元素, 假如是讀鎖會通過循環釋放cowait鏈 if ((h = whead) != null && (c = h.cowait) != null && U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) // help release U.unpark(w); if (h == (pp = p.prev) || h == p || pp == null) { long m, s, ns; do { if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) return ns; } while (m < WBIT); } if (whead == h && p.prev == pp) { long time; if (pp == null || h == p || p.status > 0) { node = null; // throw away break; } if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) return cancelWaiter(node, p, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if ((h != pp || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && p.prev == pp) { // 寫鎖被占用, 且當前結點不是隊首結點, 則阻塞當前線程 U.park(false, time); } node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, p, true); } } } } for (int spins = -1; ; ) { WNode h, np, pp; int ps; if ((h = whead) == p) { // 如果當前線程是隊首結點, 則嘗試獲取讀鎖 if (spins < 0) spins = HEAD_SPINS; else if (spins < MAX_HEAD_SPINS) spins <<= 1; for (int k = spins; ; ) { // spin at head long m, s, ns; if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? // 判斷寫鎖是否被占用 U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : //寫鎖未占用,且讀鎖數量未超限, 則更新同步狀態 (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) { //寫鎖未占用,但讀鎖數量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中 // 獲取讀鎖成功, 釋放cowait鏈中的所有讀結點 WNode c; Thread w; // 釋放頭結點, 當前隊首結點成為新的頭結點 whead = node; node.prev = null; // 從棧頂開始(node.cowait指向的結點), 依次喚醒所有讀結點, 最終node.cowait==null, node成為新的頭結點 while ((c = node.cowait) != null) { if (U.compareAndSwapObject(node, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) U.unpark(w); } return ns; } else if (m >= WBIT && LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 && --k <= 0) break; } } else if (h != null) { // 如果頭結點存在cowait鏈, 則喚醒鏈中所有讀線程 WNode c; Thread w; while ((c = h.cowait) != null) { if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) U.unpark(w); } } if (whead == h) { if ((np = node.prev) != p) { if (np != null) (p = np).next = node; // stale } else if ((ps = p.status) == 0) // 將前驅結點的等待狀態置為WAITING, 表示之后將喚醒當前結點 U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING); else if (ps == CANCELLED) { if ((pp = p.prev) != null) { node.prev = pp; pp.next = node; } } else { // 阻塞當前讀線程 long time; if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) //限時等待超時, 取消等待 return cancelWaiter(node, node, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && node.prev == p) { // 如果前驅的等待狀態為WAITING, 且寫鎖被占用, 則阻塞當前調用線程 U.park(false, time); } node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, node, true); } } } }
我們來分析下這個方法。
該方法會首先自旋的嘗試獲取讀鎖,獲取成功后,就直接返回;否則,會將當前線程包裝成一個讀結點,插入到等待隊列。
由于,目前等待隊列還是空,所以ThreadB會初始化隊列,然后將自身包裝成一個讀結點,插入隊尾,然后在下面這個地方跳出自旋:
此時,等待隊列的結構如下:
跳出自旋后,ThreadB會繼續向下執行,進入下一個自旋,在下一個自旋中,依然會再次嘗試獲取讀鎖,如果這次再獲取不到,就會將前驅的等待狀態置為WAITING, 表示我(當前線程)要去睡了(阻塞),到時記得叫醒我:
最終, ThreadB進入阻塞狀態:
最終,等待隊列的結構如下:
4. ThreadC調用readLock獲取讀鎖這個過程和ThreadB獲取讀鎖一樣,區別在于ThreadC被包裝成結點加入等待隊列后,是鏈接到ThreadB結點的棧指針中的。調用完下面這段代碼后,ThreadC會鏈接到以Thread B為棧頂指針的棧中:
注意:讀結點的cowait字段其實構成了一個棧,入棧的過程其實是個“頭插法”插入單鏈表的過程。比如,再來個ThreadX讀結點,則cowait鏈表結構為:ThreadB - > ThreadX -> ThreadC。最終喚醒讀結點時,將從棧頂開始。
然后會在下一次自旋中,阻塞當前讀線程:
最終,等待隊列的結構如下:
可以看到,此時ThreadC結點并沒有把它的前驅的等待狀態置為-1,因為ThreadC是鏈接到棧中的,當寫鎖釋放的時候,會從棧底元素開始,喚醒棧中所有讀結點。
5. ThreadD調用writeLock獲取寫鎖ThreadD調用writeLock方法獲取寫鎖失敗后(ThreadA依然占用著寫鎖),會調用acquireWrite方法,該方法整體邏輯和acquireRead差不多,首先自旋的嘗試獲取寫鎖,獲取成功后,就直接返回;否則,會將當前線程包裝成一個寫結點,插入到等待隊列。
acquireWrite源碼:
/** * 嘗試自旋的獲取寫鎖, 獲取不到則阻塞線程 * * @param interruptible true 表示檢測中斷, 如果線程被中斷過, 則最終返回INTERRUPTED * @param deadline 如果非0, 則表示限時獲取 * @return 非0表示獲取成功, INTERRUPTED表示中途被中斷過 */ private long acquireWrite(boolean interruptible, long deadline) { WNode node = null, p; /** * 自旋入隊操作 * 如果沒有任何鎖被占用, 則立即嘗試獲取寫鎖, 獲取成功則返回. * 如果存在鎖被使用, 則將當前線程包裝成獨占結點, 并插入等待隊列尾部 */ for (int spins = -1; ; ) { long m, s, ns; if ((m = (s = state) & ABITS) == 0L) { // 沒有任何鎖被占用 if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT)) // 嘗試立即獲取寫鎖 return ns; // 獲取成功直接返回 } else if (spins < 0) spins = (m == WBIT && wtail == whead) ? SPINS : 0; else if (spins > 0) { if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0) --spins; } else if ((p = wtail) == null) { // 隊列為空, 則初始化隊列, 構造隊列的頭結點 WNode hd = new WNode(WMODE, null); if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd)) wtail = hd; } else if (node == null) // 將當前線程包裝成寫結點 node = new WNode(WMODE, p); else if (node.prev != p) node.prev = p; else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) { // 鏈接結點至隊尾 p.next = node; break; } } for (int spins = -1; ; ) { WNode h, np, pp; int ps; if ((h = whead) == p) { // 如果當前結點是隊首結點, 則立即嘗試獲取寫鎖 if (spins < 0) spins = HEAD_SPINS; else if (spins < MAX_HEAD_SPINS) spins <<= 1; for (int k = spins; ; ) { // spin at head long s, ns; if (((s = state) & ABITS) == 0L) { // 寫鎖未被占用 if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT)) { // CAS修改State: 占用寫鎖 // 將隊首結點從隊列移除 whead = node; node.prev = null; return ns; } } else if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 && --k <= 0) break; } } else if (h != null) { // 喚醒頭結點的棧中的所有讀線程 WNode c; Thread w; while ((c = h.cowait) != null) { if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null) U.unpark(w); } } if (whead == h) { if ((np = node.prev) != p) { if (np != null) (p = np).next = node; // stale } else if ((ps = p.status) == 0) // 將當前結點的前驅置為WAITING, 表示當前結點會進入阻塞, 前驅將來需要喚醒我 U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING); else if (ps == CANCELLED) { if ((pp = p.prev) != null) { node.prev = pp; pp.next = node; } } else { // 阻塞當前調用線程 long time; // 0 argument to park means no timeout if (deadline == 0L) time = 0L; else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) return cancelWaiter(node, node, false); Thread wt = Thread.currentThread(); U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this); node.thread = wt; if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) != 0L) && whead == h && node.prev == p) U.park(false, time); // emulate LockSupport.park node.thread = null; U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null); if (interruptible && Thread.interrupted()) return cancelWaiter(node, node, true); } } } }
acquireWrite中的下面這個自旋操作,用于將線程包裝成寫結點,插入隊尾:
插入完成后,隊列結構如下:
然后,進入下一個自旋,并在下一個自旋中阻塞ThreadD,最終隊列結構如下:
同樣,由于寫鎖被ThreadA占用著,所以最終會調用acquireRead方法,在該方法的第一個自旋中,會將ThreadE加入等待隊列:
注意,由于隊尾結點是寫結點,所以當前讀結點會直接鏈接到隊尾;如果隊尾是讀結點,則會鏈接到隊尾讀結點的cowait鏈中。
然后進入第二個自旋,阻塞ThreadE,最終隊列結構如下:
通過CAS操作,修改State成功后,會調用release方法喚醒等待隊列的隊首結點:
release方法非常簡單,先將頭結點的等待狀態置為0,表示即將喚醒后繼結點,然后立即喚醒隊首結點:
此時,等待隊列的結構如下:
ThreadB被喚醒后,會從原阻塞處繼續向下執行,然后開始下一次自旋:
第二次自旋時,ThreadB發現寫鎖未被占用,則成功獲取到讀鎖,然后從棧頂(ThreadB的cowait指針指向的結點)開始喚醒棧中所有線程,
最后返回:
最終,等待隊列的結構如下:
ThreadC被喚醒后,繼續執行,并進入下一次自旋,下一次自旋時,會成功獲取到讀鎖。
注意,此時ThreadB和ThreadC已經拿到了讀鎖,ThreadD(寫線程)和ThreadE(讀線程)依然阻塞中,原來ThreadC對應的結點是個孤立結點,會被GC回收。
最終,等待隊列的結構如下:
ThreadB和ThreadC調用unlockRead方法釋放讀鎖,CAS操作State將讀鎖數量減1:
注意,當讀鎖的數量變為0時才會調用release方法,喚醒隊首結點:
隊首結點(ThreadD寫結點被喚醒),最終等待隊列的結構如下:
ThreadD會從原阻塞處繼續向下執行,并在下一次自旋中獲取到寫鎖,然后返回:
最終,等待隊列的結構如下:
ThreadD釋放寫鎖的過程和步驟7完全相同,會調用unlockWrite喚醒隊首結點(ThreadE)。
ThreadE被喚醒后會從原阻塞處繼續向下執行,但由于ThreadE是個讀結點,所以同時會喚醒cowait棧中的所有讀結點,過程和步驟8完全一樣。最終,等待隊列的結構如下:
至此,全部執行完成。
四、StampedLock類/方法聲明參考Oracle官方文檔:https://docs.oracle.com/javas...
類聲明:
方法聲明:
StampedLock的等待隊列與RRW的CLH隊列相比,有以下特點:
當入隊一個線程時,如果隊尾是讀結點,不會直接鏈接到隊尾,而是鏈接到該讀結點的cowait鏈中,cowait鏈本質是一個棧;
當入隊一個線程時,如果隊尾是寫結點,則直接鏈接到隊尾;
喚醒線程的規則和AQS類似,都是首先喚醒隊首結點。區別是StampedLock中,當喚醒的結點是讀結點時,會喚醒該讀結點的cowait鏈中的所有讀結點(順序和入棧順序相反,也就是后進先出)。
另外,StampedLock使用時要特別小心,避免鎖重入的操作,在使用樂觀讀鎖時也需要遵循相應的調用模板,防止出現數據不一致的問題。
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