Java并发-- ReentrantLock 可重入锁实现原理2 - 释放锁

Posted 2022-06-09 Hepburn Yang

接着上一篇分析……
给一扇传送门，【Java并发】-- ReentrantLock 可重入锁实现原理1 - 获取锁
当ThreadA线程执行完任务后调用finally中的unlock()方法释放锁的时候会经历什么样的操作。

ReentrantLock.unlock()

文章目录

• • ReentrantLock.unlock()
  • • 1. ReentrantLock中的unlock()
    • 2. AQS中的release()
    • 3. AQS 中的tryRelease()，
    • 4. ReentrantLock中的tryRelease()
    • 5. AQS的unparkSuccessor（）
    • 6. 挂起的线程继续执行

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1. ReentrantLock中的unlock()

	/*
	* 释放锁
	*/
    public void unlock() 
        sync.release(1);  // sync是继承了AQS的静态内部类
    

2. AQS中的release()

public final boolean release(int arg) 
    if (tryRelease(arg))   // 释放锁成功
        Node h = head; 		// 获取到AQS队列中的头结点
        if (h != null && h.waitStatus != 0) // 如果 头节点不为空 并且状态！=0.
        //调用 unparkSuccessor(h)唤醒后续节点
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    
    return false;

这里面有两个核心方法，这么机智的你肯定一眼就看出来了，就是tryRelease()和unparkSuccessor();

3. AQS 中的tryRelease()，

嗯哼，这块和tryAquire()是一样的，都是模板方法模式的体现，都没有给出具体的实现，真正的tryRelease() 实现还是需要在子类，也就是ReentrantLock的内部类sync中重写tryRelease();

    protected boolean tryRelease(int arg) 
        throw new UnsupportedOperationException();
    

4. ReentrantLock中的tryRelease()

这个方法可以认为是一个设置锁状态的操作，通过将state状态减掉传入的参数值（参数为1），结果状态为0，就将独占锁的owner设置为null,方便其他线程有机会抢占锁；

• 在独占锁加锁的时候，我们会将state状态+1，不清楚的看上一篇获取锁的过程，里面有分析到；
• 所以，同一个锁，在重入多次之后，可能被叠加多次，比如重入了4次，最后state的值就是4，getState()得到的结果就是4；
• 在进行unlock的时候，就需要减掉所有的重入次数，才能完全释放锁；
• 也就是unlock()的次数与lock()次数对应上，才能将owner设置为null,释放掉锁，最后返回true;

       /*
       * 释放锁
       */       
        protected final boolean tryRelease(int releases) 
            int c = getState() - releases;   //getState获去到总重入次数减去1
            if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread()) // 判断当前线程是否是获取到锁的线程，如果不是就抛异常 （只有获取到锁的当前线程才能释放锁！！）
                throw new IllegalMonitorStateException();
            boolean free = false;
            if (c == 0)   // 最后减到为0表示释放完毕
                free = true;
                setExclusiveOwnerThread(null);
            
            setState(c); // 更新重入次数，直到为0 ，否则return false，继续走释放的逻辑
            return free;
        

5. AQS的unparkSuccessor（）

直到tryRelease（）返回true，完全释放锁成功后，我们会调用AQS的unparkSuccessor（）唤醒后继节点,英文注释都是大师Doug Lea写的，为了不曲解他的本意，放着让大家看看；

    /**
     * Wakes up node's successor, if one exists.
     *
     * @param node the node
     */
    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; // 获得 head 节点的状态
        if (ws < 0)
            compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); // 设置 head 节点状态为 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; //得到 head 节点的下一个节点
        if (s == null || s.waitStatus > 0) 
        //如果下一个节点为 null 或者 status>0 表示 cancelled 状态.
        //通过从尾部节点开始扫描，找到距离 head 最近的一个waitStatus<=0 的节点
            s = null;
            for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
                if (t.waitStatus <= 0)
                    s = t;
        
        if (s != null)
         //next 节点不为空，直接唤醒这个线程即可
            LockSupport.unpark(s.thread);
    

为什么这里是从tail扫描找距离head最近的节点，从head开始扫描的不是更近更快吗？
上一篇分析的enq()构建节点方法里面，最后一步是 t.next=node，设置原tail的next节点指向新的节点，若在 cas 操作之后， t.next=node 操作之前。 存在其他线程调用 unlock 方法从 head开始往后遍历，由于 t.next=node 还没执行意味着链表的关系还没有建立完整。就会导致遍历到 t 节点的时候被中断，因为tail还没有指向新的尾结点。 所以若从后往前遍历，一定不会存在这个问题。

6. 挂起的线程继续执行

脑补一下上篇文章画过的图，现在ThreadA已经释放完锁，也唤醒了后置节点ThreadB，所以ThreadB要继续执行，那它会从哪开始执行呢？
思考一下ThreadB被阻塞到哪了？
是的，被阻塞在lock()中调用的AQS.acquireQueued（）中了。
下面我们关注一下ThreadB 被唤醒以后的执行流程；

1. 把 ThreadB 节点当成新的 head
2. 把原 head 节点的 next 节点指向为 null，断开ThreadA