编写高效的并发程序,需要对互斥问题重新研究,设计出适用于多线程的互斥协议。那么问题来了,如果不能获得锁,应该怎么做?
旋转:继续进行尝试,如自旋锁,延迟较短;
阻塞:挂起自己,请求调度器切换到另一个线程,代价较大。
综合来看,先旋转一小段时间再阻塞,是种不错的选择。
java.util.concurrent.locks.Lock
接口提供了 lock()
和 unlock()
两个重要的方法,用于解决实际互斥问题。
Lock mutex = new MyLock(); mutex.lock(); try { do something } finally { mutex.unlock(); }
测试-设置来源于 getAndSet()
操作,通过一个原子布尔型状态变量的值判断当前锁的状态。若为 true
表示锁忙,若为 false
表示锁空闲。
public class TASLock { AtomicBoolean state = new AtomicBoolean(false); public void lock() { while (state.getAndSet(true)) { ; } } public void unlock() { state.set(false); } }
TTASLock是升级版的TASLock算法,没有直接调用 getAndSet()
方法,而是在锁看起来空闲( state.get()
返回 false
)时才调用。
public class TTASLock { AtomicBoolean state = new AtomicBoolean(false); public void lock() { while (true) { while (state.get()) { ; } if (! state.getAndSet(true)) { return; } } } public void unlock() { state.set(false); } }
这两个算法都能保证无死锁的互斥,但是TTASLock的性能会比TASLock高许多。
可以从计算机系统结构的高速缓存和局部性来解释这个问题,每个处理器都有一个cache,cache的访问速度比内存快好几个数量级。当cache命中时,会立即加载这个值;当cache缺失时,会在内存或两一个处理器的cache中寻找这个数据。寻找的过程比较漫长,处理器在总线上广播这个地址,其他处理器监听总线。若其他处理器在自己的cache中发现这个地址,则广播该地址及其值来做出响应。若所有处理器都没发现这个地址,则以内存地址及其所对应的值进行响应。
getAndSet()
的直接调用让TASLock性能损失许多:
getAndSet()
的调用实质是总线上的一个广播,这个调用将会延迟所有的线程,因为所有线程都要通过监听总线通信。
getAndSet()
的调用会更新 state
的值,即使值仍为 true
,但是其他处理器cache中的锁副本将会被丢弃,从而导致cache缺失。
当持有锁的线程试图释放锁时可能被延迟,因为总线被正在自旋的线程独占。
与此相反,对于TTASLock算法采用的是本地旋转(线程反复地重读被缓存的值而不是反复地使用总线),线程A持有锁时,线程B尝试获得锁,但线程B只会在第一次读锁是cache缺失,之后每次cache命中不产生总线流量。
那么缺点来了,TTASLock释放锁时,会使各自旋线程处理器中的cache副本立即失效,这些线程会重新读取这个值,造成总线流量风暴。
对于TTASLock算法,当锁看似空闲( state.get()
返回 false
)时,存在高争用(多个线程试图同时获取一个锁)的可能。高争用意味着获取锁的可能性小,并且会造成总线流量增加。线程在重试之前回退一段时间是种不错的选择。
这里实现的指数回退算法的回退准则是,不成功尝试的次数越多,发生争用的可能性就越高,线程需要后退的时间就应越长。
public class BackoffLock { private AtomicBoolean state = new AtomicBoolean(false); private static final int MIN_DELAY = 10; private static final int MAX_DELAY = 100; public void lock() { Backoff backoff = new Backoff(MIN_DELAY, MAX_DELAY); while (true) { while (state.get()) { ; } if (! state.getAndSet(true)) { return; } else { backoff.backoff(); } } } public void unlock() { state.set(false); } } class Backoff { private final int minDelay, maxDelay; int limit; final Random random; public Backoff(int min, int max) { minDelay = min; maxDelay = max; limit = minDelay; random = new Random(); } public void backoff() { int delay = random.nextInt(limit); limit = Math.min(maxDelay, 2 * limit); try { Thread.sleep(delay); } catch (InterruptedException e) { ; } } }
指数后退算法解决了TTASLock释放锁时的高争用问题,但是它的性能与 minDelay
和 maxDelay
的选取密切相关,并且很难找到一个通用兼容的值。
另外,BackoffLock算法还有两个问题:
cache一致性流量:所有线程都在同一个共享存储单元上旋转;
临界区利用率低:后退时间无法确定,线程延迟可能过长。
下面的这些是队列锁,名字看上去奇形怪状的,其实是发明者名字的首字母。队列锁就是将线程组织成一个队列,让每个线程在不同的存储单元上旋转,从而降低cache一致性流量。
基于循环数组实现队列锁ALock,每个线程检测自己的slot对应的 flag[]
域来判断是否轮到自己。
一个线程想获得锁,就要调用 lock()
方法,获得自增 tail
获得分配的slot号,然后等待这个slot空闲;当释放锁时,就要阻塞当前slot,然后让下一个slot可运行。
当 flag[i]
为 true
时,那么这个线程就有权获得锁。任意时刻的 flag[]
数组中,应该只有一个slot的值为 true
。
public class ALock { ThreadLocal<Integer> mySlotIndex = new ThreadLocal<Integer>(); AtomicInteger tail; volatile boolean [] flag; int size; public ALock() { size = 100; tail = new AtomicInteger(0); flag = new boolean[size]; flag[0] = true; } public void lock() { int slot = tail.getAndIncrement() % size; mySlotIndex.set(slot); while (! flag[slot]) { ; } } public void unlock() { int slot = mySlotIndex.get(); flag[slot] = false; flag[(slot + 1) % size] = true; } }
mySlotIndex
是线程的局部变量,只能被一个线程访问,每个线程都有自己独立初始化的副本。不需要保存在共享存储器,不需要同步,不会产生一致性流量。使用 get()
和 set()
方法来访问局部变量的值。
tail
是常规变量,域被所有的线程共享,支持原子操作。
数组 flag[]
也是被多个线程共享的,但是每个线程都是在一个数组元素的本地cache副本上旋转。
ALock对BackoffLock的改进:在多个共享存储单元上旋转,将cache无效性降到最低;把一个线程释放锁和另一个线程获得该锁之间的时间间隔最小化;先来先服务的公平性。但是,数组的大小至少与最大的并发线程数相同,并不是空间有效的,当并发线程最大个数为n时,同步L个不同对象就需要O(Ln)大小的空间。
CLH队列锁表示为 QNode
对象的链表,每个线程通过一个线程局部变量 pred
指向其前驱。每个线程通过检测前驱结点的 locked
域来判断是否轮到自己。如果该域为 true
,则前驱线程要么已经获得锁要么正在等待锁;如果该域为 false
,则前驱进程已释放锁,轮到自己了。正常情况下,队列链中只有一个结点的 locked
域为 false
。
当一个线程调用 lock()
方法想获得锁时,将自己的 locked
域置为 true
,表示该线程不准备释放锁,然后并将自己的结点加入到队列链尾部。最后就是在前驱的 locked
域上旋转,等待前驱释放锁。当这个线程调用 unlock()
方法要释放锁时,线程要将自己的 locked
域置为 false
,表示已经释放锁,然后将前驱结点作为自己的新结点以便日后访问。
那么问题来了,为什么要在释放锁时做 myNode.set(myPred.get())
这个处理呢?假设线程A释放锁,A的后继结点为B,如果不使用这种处理方式,A在释放锁后马上申请锁将自己的 locked
域置为 true
,整个动作在B检测到前驱A释放锁之前,那么将发生死锁。
public class CLHLock { AtomicReference<QNode> tail; ThreadLocal<QNode> myPred; ThreadLocal<QNode> myNode; public CLHLock() { tail = new AtomicReference<QNode>(new QNode()); myPred = new ThreadLocal<QNode>() { protected QNode initialValue() { return null; } }; myNode = new ThreadLocal<QNode>() { protected QNode initialValue() { return new QNode(); } }; } public void lock() { QNode qnode = myNode.get(); qnode.locked = true; QNode pred = tail.getAndSet(qnode); myPred.set(pred); while (pred.locked) { ; } } public void unlock() { QNode qnode = myNode.get(); qnode.locked = false; myNode.set(myPred.get()); } class QNode { boolean locked = false; } }
如果最大线程数为n,有L个不同对象,那么CLHLock只需要O(L+n)空间。比ALock所需空间少,并且不需要知道可能使用锁的最大线程数量。但是,在无cache的系统上性能较差,因为一次要访问两个结点,若这两个结点内存位置较远,性能损失会很大。
MCS队列锁通过检测自己所在结点的 locked
的值来判断是否轮到自己,等待这个域被前驱释放锁时改变。
线程若要获得锁,需把自己结点添加到链表的尾部。若队列链表原先为空,则获得锁。否则,将前驱结点的 next
域指向自己,在自己的 locked
域上自旋等待,直到前驱将该域置为 false
。线程若要释放锁,判断是否在队尾,如果是只需将 tail
置为 null
,如果不是需将后继的 locked
域置为 false
且将自己结点的 next
域置为默认的 null
。注意在队尾的情况,可能有个线程正在获得锁,要等一下变为后一种情况。
public class MCSLock { AtomicReference<QNode> tail; ThreadLocal<QNode> myNode; public MCSLock() { tail = new AtomicReference<QNode>(null); myNode = new ThreadLocal<QNode>() { protected QNode initialValue() { return new QNode(); } }; } public void lock() { QNode qnode = myNode.get(); QNode pred = tail.getAndSet(qnode); if (pred != null) { qnode.locked = true; pred.next = qnode; while (qnode.locked) { ; } } } public void unlock() { QNode qnode = myNode.get(); if (qnode.next == null) { if (tail.compareAndSet(qnode, null)) { return; } while (qnode.next == null) { ; } } qnode.next.locked = false; qnode.next = null; } class QNode { boolean locked = false; QNode next = null; } }
结点能被重复使用,该锁的空间复杂度为O(L+n)。MCSLock算法适合无cache的系统结构,因为每个线程只需控制自己自旋的存储单元。但是,释放锁也需要旋转,另外读写比较次数比CLHLock多。
Lock接口中有个一个 tryLock()
方法,可以指定一个时限(获得锁可等待的最大时间),若获得锁超时则放弃尝试。最后返回一个布尔值说明锁是否申请成功。
时限队列锁TOLock是基于CLHLock类的,锁是一个结点的虚拟队列,每个结点在它的前驱结点上自旋等待锁释放。但是当这个线程超时时,不能简单的抛弃它的队列结点,而是将这个结点标记为已废弃,这样它的后继们(如果有)就会注意到这个结点已放弃,转而在放弃结点的前驱上自旋。为了保证队列链表的连续性,每次申请锁都会 new
一个 QNode
。
时限队列锁结点的域 pred
会特殊一点,它有3种类型的取值:
null
:初始状态,未获得锁或已释放锁;
AVAILABLE
:一个静态结点,表示对应结点已释放锁,申请锁成功;
QNode
: pred
域为 null
的前驱结点,表示对应结点因超时放弃锁请求,在放弃请求时才会设置这个值。
申请锁时,创建一个 pred
域为 null
的新结点并加入到链表尾部,若原先链表为空或前驱结点已释放锁,则获得锁。否则,在尝试时间内,找到 pred
域为 null
的前驱结点,等待它释放锁。若在等待前驱结点释放锁的过程中超时,就尝试从链表中删除这个结点,要分这个结点是否有后继两种情况。
释放锁时,检查该结点是否有后继,若无后继可直接把 tail
设置为 null
,否则将该结点的 pred
域指向 AVAILABLE
。
public class TOLock { static QNode AVAILABLE = new QNode(); AtomicReference<QNode> tail; ThreadLocal<QNode> myNode; public TOLock() { tail = new AtomicReference<QNode>(null); myNode = new ThreadLocal<QNode>(); } public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) { long startTime = System.currentTimeMillis(); long patience = TimeUnit.MILLISECONDS.convert(time, unit); QNode qnode = new QNode(); myNode.set(qnode); qnode.pred = null; QNode myPred = tail.getAndSet(qnode); if (myPred == null || myPred.pred == AVAILABLE) { return true; } while (System.currentTimeMillis() - startTime < patience) { QNode predPred = myPred.pred; if (predPred == AVAILABLE) { return true; } else { if (predPred != null) { myPred = predPred; } } } if (! tail.compareAndSet(qnode, myPred)) { qnode.pred = myPred; } return false; } public void unlock() { QNode qnode = myNode.get(); if (! tail.compareAndSet(qnode, null)) { qnode.pred = AVAILABLE; } } static class QNode { public QNode pred = null; } }
优点:同CLHLock。缺点:每次申请锁都要分配一个新结点,在锁上旋转的线程可能要回溯一个超时结点链。
上面实现的这些锁算法不支持重入。我们可以使用银行转账的例子来测试一下锁的效果,任意账户间可以随意转账,锁生效时所有账户的总金额是不变的。完整的算法实现和测试代码在 这里 。