4-多线程-concurrent包

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现如今,服务器性能日益增长,并发(concurrency)编程已经“深入人心”,但由于冯诺依式计算机“指令存储,顺序执行”的特性,使得编写跨越时间维度的并发程序异常困难,所以现代编程语言都对并发编程提供了一定程度的支持,像
Golang
里面的 Goroutines、Clojure
里面的 STM(Software Transactional
Memory)、Erlang
里面的 Actor。

  • 对象锁
    • 一般指synchronized,和对象有关
    • 每个对象都有个隐形的监视器,用于线程的同步
    • 线程状态:创建->就绪->运行->阻塞(lock/wait/join/sleep)->销毁
  • ReentrantLock
    • 互斥锁
    • 可重入
  • Condition
    • 实现wait,notify,notifyAll的功能
  • ReadWriteLock – ReentrantReadWriteLock
    • 共享锁:读读共享

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LockSupport在JDK源码中描述为:构建锁和其他同步类的基本线程阻塞原语,构建更高级别的同步工具集。LockSupport提供的park/unpark从线程的粒度上进行阻塞和唤醒,park/unpark模型真正解耦了线程之间的同步,线程之间不再需要一个Object或者其它变量来存储状态。

Java 对于并发编程的解决方案是多线程(Multi-threaded programming),而且
Java 中的线程 与 native
线程一一对应,多线程也是早期操作系统支持并发的方案之一(其他方案:多进程、IO多路复用)。

本文从阻塞唤醒的语义入手,解释LockSupport的内在机制和注意点,最后与Object的wait和notify做对比,包括以下内容:

本文着重介绍 Java
中线程同步的原理、实现机制,更侧重操作系统层面,部分原理参考 openjdk
源码。阅读本文需要对
CyclicBarrier、CountDownLatch 有基本的使用经验。

  • synchronized的功能增强版;JDK
    1.5之前性能优于synchronized;现在性能相差不多
  • 阻塞和唤醒的语义
  • 许可机制
  • 底层实现
  • 用法
  • 与Object的wait和notify区别

JUC

在 Java 1.5
版本中,引入 JUC 并发编程辅助包,很大程度上降低了并发编程的门槛,JUC
里面主要包括:

  • 线程调度的 Executors
  • 缓冲任务的 Queues
  • 超时相关的 TimeUnit
  • 并发集合(如 ConcurrentHashMap)
  • 线程同步类(Synchronizers,如 CountDownLatch )

澳门新浦京娱乐游戏 ,个人认为其中最重要也是最核心的是线程同步这一块,因为并发编程的难点就在于如何保证「共享区域(专业术语:临界区,Critical
Section)的访问时序问题」。

阻塞的语义

阻塞是线程在满足某种条件之前暂时停止运行,而被动释放出CPU资源。进入该状态的线程不会主动进入线程队列等待CPU资源,而需要等待满足条件后被唤醒,才能让该线程重新进入到线程队列中排队等待CPU资源。一般造成线程阻塞的原因有:等待获取一个已经被其他线程持有的排他锁、等待某一操作结束、等待某一个时间段。线程阻塞后会被挂起,此时会处于BLOCKEDWAITINGTIMED_WAITING。线程阻塞后会让出CPU资源,这是为避免在自旋上浪费过多的CPU资源,是忙等待(busy
wait)的一种优化。

AbstractQueuedSynchronizer

JUC 提供的同步类主要有如下几种:

  • Semaphore is a classic concurrency tool.
  • CountDownLatch is a very simple yet very common utility for
    blocking until a given number of signals, events, or conditions
    hold.
  • CyclicBarrier is a resettable multiway synchronization point
    useful in some styles of parallel programming.
  • Phaser provides a more flexible form of barrier that may be used
    to control phased computation among multiple threads.
  • An Exchanger allows two threads to exchange objects at a
    rendezvous(约会) point, and is useful in several pipeline designs.

通过阅读其源码可以发现,其实现都基于 AbstractQueuedSynchronizer 这个抽象类(一般简写
AQS),正如其 javadoc 开头所说:

Provides a framework for implementing blocking locks and related
synchronizers (semaphores, events, etc) that rely on
first-in-first-out (FIFO) wait queues. This class is designed to be a
useful basis for most kinds of synchronizers that rely on a single
atomic int value to represent state.

也就是说,AQS 通过维护内部的 FIFO 队列和具备原子更新的整型 state
这两个属性来实现各种锁机制,包括:是否公平,是否可重入,是否共享,是否可中断(interrupt),并在这基础上,提供了更方便实用的同步类,也就是一开始提及的
Latch、Barrier 等。

这里暂时不去介绍 AQS 实现细节与如何基于 AQS
实现各种同步类(挖个坑),感兴趣的可以移步美团的一篇文章《不可不说的Java“锁”事》 第六部分“独享锁
VS 共享锁”。

在学习 Java
线程同步这一块时,对我来说困扰最大的是「线程唤醒」,试想一个已经
wait/sleep/block 的线程,是如何响应 interrupt 的呢?当调用 Object.wait()
或 lock.lock() 时,JVM 究竟做了什么事情能够在调用 Object.notify 或
lock.unlock 时重新激活相应线程?

带着上面的问题,我们从源码中寻找答案。

// 简单用法public static ReentrantLock lock = new ReentrantLock(); try { lock.lock(); i++; } finally { lock.unlock(); // 保证异常情况下也释放;synchronized由JVM释放 }

许可机制

LockSupport通过“许可”(permit)机制,使用park/unpark实现线程的阻塞和唤醒。许可是指允许线程继续执行,是线程执行的开关,当开关关闭时,线程会阻塞,当开关打开时,线程会立即执行。

park意指线程在获取许可之前会暂停执行(阻塞在获取许可)。这里的“许可”与线程相关联,类似二元信号量,不可叠加且一个线程只能有一个。有些文章描述“许可”是一次性的,例如当线程A调用park消耗掉一个“许可”(最多只有一个“许可”),在未调用unpark释放出线程A的该“许可”之前,线程A再次调用park时会阻塞在获取“许可”。下文引自Understanding
JVM Thread
States

there can be only one permit per thread, when thread consumes the
permit, it disappears.

出于线程调度的目的,调用park时会阻塞直到许可可用时。如果许可可用,调用park就会立即返回。当前线程就会阻塞,直到调用
unpark 方法,释放出许可。由于许可是默认被占用的,当前线程在启动后调用
park 的话就获取不到许可,因此就进入阻塞状态。

Java 如何实现堵塞、通知

  • 可重入
    • 获取计数器,锁几次,就需要释放几次
  • 可中断
    • lock.lock()
      • 不能响应中断
      • 在park时被中断,park会解除,设置interrupt标识,但是不抛异常,线程继续
    • lock.lockInterruptibly()
      • 能响应中断
      • 被lock.lockInterruptibly()
        block的线程,收到interrupt信号时,会抛出InterruptedException,进而退出
  • 可限时
    • lock.tryLock(long timeout, TimeUnit unit),超时返回false
  • 公平锁
    • 默认非公平
      • 先尝试抢占,再排队
    • 公平
      • 直接排队
      • public ReentrantLock(boolean fair)
    • synchronized是非公平锁

底层实现

LockSupport是使用Unsafe的park实现的,HotSpot
Parker用condition和mutex维护了一个_counter变量,park时,变量_counter置为0,unpark时,变量_counter置为1。park操作检查该值是否为1,为1直接返回;不为1,则阻塞。

wait/notify

public final native void wait(long timeout) throws InterruptedException;
public final native void notify();

在 JDK 源码中,上述两个方法均用 native 实现(即 cpp 代码),追踪相关代码

// java.base/share/native/libjava/Object.c
static JNINativeMethod methods[] = {
    {"hashCode",    "()I",                    (void *)&JVM_IHashCode},
    {"wait",        "(J)V",                   (void *)&JVM_MonitorWait},
    {"notify",      "()V",                    (void *)&JVM_MonitorNotify},
    {"notifyAll",   "()V",                    (void *)&JVM_MonitorNotifyAll},
    {"clone",       "()Ljava/lang/Object;",   (void *)&JVM_Clone},
};

通过上面的 cpp 代码,我们大概能猜出 JVM 是使用 monitor 来实现的
wait/notify 机制,至于这里的 monitor 是何种机制,这里暂时跳过,接着看
lock 相关实现

用法

看到一个关于park/unpark通俗易懂的的例子,代码如下:

 1 public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
 2   Thread threadA = new Thread(new Runnable() {
 3     @Override
 4     public void run() {
 5       System.out.println("周末了我在打游戏");
 6       LockSupport.park();
 7       System.out.println("陪女朋友逛逛街");
 8     }
 9   });
10   threadA.start();
11   Thread.sleep(3000);
12   System.out.println("女朋友准备要喊男朋友逛街");
13   LockSupport.unpark(threadA);
14 }

在第6行park执行操作时,线程尝试获取许可,由于线程threadA在启动后默认已经获取了许可,park必须等待许可释放后才可以执行。当主线程调用unpark方法释放threadA的许可,threadA才可以继续执行第7行。 

lock/unlock

LockSupport 是用来实现堵塞语义模型的基础辅助类,主要有两个方法:park 与
unpark。(在英文中,park 除了“公园”含义外,还有“停车”的意思)

// LockSupport.java
    public static void unpark(Thread thread) {
        if (thread != null)
            UNSAFE.unpark(thread);
    }
    public static void park(Object blocker) {
        Thread t = Thread.currentThread();
        setBlocker(t, blocker);
        UNSAFE.park(false, 0L);
        setBlocker(t, null);
    }
// Unsafe.java
    /**
     * Unblocks the given thread blocked on {@code park}, or, if it is
     * not blocked, causes the subsequent call to {@code park} not to
     * block.  Note: this operation is "unsafe" solely because the
     * caller must somehow ensure that the thread has not been
     * destroyed. Nothing special is usually required to ensure this
     * when called from Java (in which there will ordinarily be a live
     * reference to the thread) but this is not nearly-automatically
     * so when calling from native code.
     *
     * @param thread the thread to unpark.
     */
    @HotSpotIntrinsicCandidate
    public native void unpark(Object thread);

    /**
     * Blocks current thread, returning when a balancing
     * {@code unpark} occurs, or a balancing {@code unpark} has
     * already occurred, or the thread is interrupted, or, if not
     * absolute and time is not zero, the given time nanoseconds have
     * elapsed, or if absolute, the given deadline in milliseconds
     * since Epoch has passed, or spuriously (i.e., returning for no
     * "reason"). Note: This operation is in the Unsafe class only
     * because {@code unpark} is, so it would be strange to place it
     * elsewhere.
     */
    @HotSpotIntrinsicCandidate
    public native void park(boolean isAbsolute, long time);

// hotspot/share/prims/unsafe.cpp
UNSAFE_ENTRY(void, Unsafe_Park(JNIEnv *env, jobject unsafe, jboolean isAbsolute, jlong time)) {
  HOTSPOT_THREAD_PARK_BEGIN((uintptr_t) thread->parker(), (int) isAbsolute, time);
  EventThreadPark event;

  JavaThreadParkedState jtps(thread, time != 0);
  thread->parker()->park(isAbsolute != 0, time);
  if (event.should_commit()) {
    post_thread_park_event(&event, thread->current_park_blocker(), time);
  }
  HOTSPOT_THREAD_PARK_END((uintptr_t) thread->parker());
} UNSAFE_END

通过上述 unsafe.cpp 可以看到每个 thread 都会有一个 Parker
对象,所以我们需要查看 parker 对象的定义

// hotspot/share/runtime/park.hpp
class Parker : public os::PlatformParker
...
public:
  // For simplicity of interface with Java, all forms of park (indefinite,
  // relative, and absolute) are multiplexed into one call.
  void park(bool isAbsolute, jlong time);
  void unpark();

// hotspot/os/posix/os_posix.hpp
class PlatformParker : public CHeapObj<mtInternal> {
 protected:
  enum {
    REL_INDEX = 0,
    ABS_INDEX = 1
  };
  int _cur_index;  // which cond is in use: -1, 0, 1
  pthread_mutex_t _mutex[1];
  pthread_cond_t  _cond[2]; // one for relative times and one for absolute
  ...
};

看到这里大概就能知道 park
是使用 pthread_mutex_t 与 pthread_cond_t 实现。好了,到目前为止,就引出了
Java 中与堵塞相关的实现,不难想象,都是依赖底层操作系统的功能。

public static ReentrantLock lock = new ReentrantLock();public static Condition condition = lock.newCondition();

与wait和notify区别

park/unpark与wati/notify都提供阻塞唤醒的功能,用做线程间同步,不过两者
的粒度不同,park/unpark作用在线程上,而wait/notify作用在对象上,二者没有交集。Object的wait/notify使用前必须获取对象的监视器,而park/unpark不需要。

写作不易,痛并快乐着;理解可能存在偏差,句句斟酌推敲;抵制抄袭,践行原创技术之路。如果本文能对您有所帮助,实为荣幸,我是葛一凡。

原文
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OS 支持的同步原语

  • lock内部维护一个同步队列
    • 同步队列头的类型是AbstractQueuedSynchronizer
  • condition内部维护一个条件队列
    • 条件队列头的类型为AbstractQueuedSynchronizer$ConditionObject
  • 一个lock可以有多个condition,即多个条件队列
  • 持锁者才可以执行await
    • 因为await中有release的逻辑,会抛IllegalMonitorStateException
  • condition.await():类似Object.wait()
    • 持锁线程将自己加入条件队列
    • release同步队列中后继节点
      • unparkSuccessor(),这步一定要做,不然同步队列里的线程就死在那里了
    • 调用LockSupport.park()将自己阻塞
    • 当有别的线程调用了signal(),实际就是调用LockSupport.unpark()把该线程唤醒
    • 被唤醒线程继续await()方法中的剩余逻辑
      • acquireQueued,这是lock.lock()中的逻辑,即获取锁
  • condition.signal():Object.notify()
    • 唤醒条件队列头节点
    • 线程进入同步队列
  • condition.signalAll():Object.notifyAll()
  • awaitUninterruptibly()
    • 与await()不同:不会在等待过程中响应中断

参考

  1. Java的LockSupport.park()实现分析
  2. java线程阻塞中断和LockSupport的常见问题
  3. 多线程之Java线程阻塞与唤醒
  4. Understanding JVM Thread
    States
  5. java并发包系列—LockSupport
  6. Java并发包源码学习之AQS框架(三)LockSupport和interrupt

Semaphore

并发编程领域的先锋人物 Edsger Dijkstra(没错,也是最短路径算法的作者)在
1965 年首次提出了信号量( Semaphores)
这一概念来解决线程同步的问题。信号量是一种特殊的变量类型,为非负整数,只有两个特殊操作PV:

  • P(s) 如果 s!=0,将 s-1;否则将当前线程挂起,直到 s 变为非零
  • V(s) 将 s+1,如果有线程堵塞在 P 操作等待 s 变成非零,那么 V
    操作会重启这些线程中的任意一个

注:Dijkstra 为荷兰人,名字 P 和 V 来源于荷兰单词
Proberen(测试)和Verhogen(增加),为方便理解,后文会用 Wait 与 Signal
来表示。

struct semaphore {
     int val;
     thread_list waiting;  // List of threads waiting for semaphore
}
wait(semaphore Sem):    // Wait until > 0 then decrement
  // 这里用的是 while 而不是 if
  // 这是因为在 wait 过程中,其他线程还可能继续调用 wait
  while (Sem.val <= 0) {
    add this thread to Sem.waiting;
    block(this thread);
  }
  Sem.val = Sem.val - 1;
return;

signal(semaphore Sem):// Increment value and wake up next thread
     Sem.val = Sem.val + 1;
     if (Sem.waiting is nonempty) {
         remove a thread T from Sem.waiting;
         wakeup(T);
     }

有两点注意事项:

  1. wait 中的「测试和减 1 操作」,signal 中的「加 1
    操作」需要保证原子性。一般来说是使用硬件支持的 read-modify-write
    原语,比如
    test-and-set/fetch-and-add/compare-and-swap,除了硬件支持外,还可以用 busy
    wait 的软件方式来模拟。
  2. signal
    中没有定义重新启动的线程顺序,也即多个线程在等待同一信号量时,无法预测重启哪一个线程

使用场景

信号量为控制并发程序的执行提供了强有力工具,这里列举两个场景:

Semaphore semaphore = new Semaphore; public Semaphore(int permits) { sync = new NonfairSync; } NonfairSync(int permits) { super; } Sync(int permits) { setState; } AbstractQueuedSynchronizer: protected final void setState(int newState) { state = newState; }// 公平锁public Semaphore(int permits, boolean fair) { sync = fair ? new FairSync : new NonfairSync;}
互斥

信号量提供了了一种很方便的方法来保证对共享变量的互斥访问,基本思想是

将每个共享变量(或一组相关的共享变量)与一个信号量 s
(初始化为1)联系起来,然后用 wait/signal 操作将相应的临界区包围起来。

二元信号量也被称为互斥锁(mutex,mutual exclusve, 也称为 binary
semaphore),wait 操作相当于加锁,signal 相当于解锁。
一个被用作一组可用资源的计数器的信号量称为计数信号量(counting
semaphore)

  • 默认非公平
  • 构造方法参数即许可数,被设置到了AbstractQueuedSynchronizer的state属性
  • 线程先尝试获得许可,如果成功,许可数-1;线程运行结束后释放许可,许可数+1
  • 许可数为0,则获取失败;线程进入AQS的同步队列,被其他释放许可的线程唤醒
调度共享资源

除了互斥外,信号量的另一个重要作用是调度对共享资源的访问,比较经典的案例是生产者消费者,伪代码如下:

emptySem = N
fullSem = 0
// Producer
while(whatever) {
    locally generate item
    wait(emptySem)
    fill empty buffer with item
    signal(fullSem)
}
// Consumer
while(whatever) {
    wait(fullSem)
    get item from full buffer
    signal(emptySem)
    use item
}

POSIX 实现

POSIX
标准中有定义信号量相关的逻辑,在 semaphore.h 中,为
sem_t 类型,相关 API:

// Intialize: 
sem_init(&theSem, 0, initialVal);
// Wait: 
sem_wait(&theSem);
// Signal: 
sem_post(&theSem);
// Get the current value of the semaphore:       
sem_getvalue(&theSem, &result);

信号量主要有两个缺点:

  • Lack of structure,在设计大型系统时,很难保证 wait/signal
    能以正确的顺序成对出现,顺序与成对缺一不可,否则就会出现死锁!
  • Global visiblity,一旦程序出现死锁,整个程序都需要去检查

解决上述两个缺点的新方案是监控器(monitor)。

public void acquire() throws InterruptedException { sync.acquireSharedInterruptibly;} public final void acquireSharedInterruptibly throws InterruptedException { if (Thread.interrupted throw new InterruptedException(); if (tryAcquireShared < 0) doAcquireSharedInterruptibly; } protected int tryAcquireShared(int acquires) { return nonfairTryAcquireShared; } final int nonfairTryAcquireShared(int acquires) { for  { int available = getState(); int remaining = available - acquires; if (remaining < 0 || compareAndSetState(available, remaining)) return remaining; } }

Monitors

C. A. R. Hoare 在 1974
年的论文 Monitors: an operating system structuring
concept 首次提出了「监控器」概念,它提供了对信号量互斥和调度能力的更高级别的抽象,使用起来更加方便,一般形式如下:

monitor1 . . . monitorM
process1 . . . processN

我们可以认为监控器是这么一个对象:

  • 所有访问同一监控器的线程通过条件变量(condition variables)间接通信
  • 某一个时刻,只能有一个线程访问监控器
  • 比较available(其实就是state属性)和acquires
  • 如果拿掉许可之后不小于0,就可以拿许可
  • 若是小于0,则表示拿许可失败,在doAcquireSharedInterruptibly中将自己阻塞,即进入同步队列
    • 阻塞:在parkAndCheckInterrupt中通过LockSupport.park进行自我阻塞

Condition variables

上面提到监控器通过条件变量(简写
cv)来协调线程间的通信,那么条件变量是什么呢?它其实是一个 FIFO
的队列,用来保存那些因等待某些条件成立而被堵塞的线程,对于一个条件变量 c
来说,会关联一个断言(assertion) P。线程在等待 P
成立的过程中,该线程不会锁住该监控器,这样其他线程就能够进入监控器,修改监控器状态;在
P 成立时,其他线程会通知堵塞的线程,因此条件变量上主要有三个操作:

  1. wait(cv, m) 等待 cv 成立,m 表示与监控器关联的一 mutex 锁
  2. signal(cv) 也称为 notify(cv) 用来通知 cv
    成立,这时会唤醒等待的线程中的一个执行。根据唤醒策略,监控器分为两类:Hoare
    vs. Mesa,后面会介绍
  3. broadcast(cv) 也称为 notifyAll(cv) 唤醒所有等待 cv 成立的线程

POSIX 实现

在 pthreads 中,条件变量的类型是 pthread_cond_t,主要有如下几个方法:

// initialize
pthread_cond_init() 
pthread_cond_wait(&theCV, &someLock);
pthread_cond_signal(&theCV);
pthread_cond_broadcast(&theCV);
public void release() { sync.releaseShared;} public final boolean releaseShared { if (tryReleaseShared { doReleaseShared(); return true; } return false; } protected final boolean tryReleaseShared(int releases) { for  { int current = getState(); int next = current + releases; if (next < current) // overflow throw new Error("Maximum permit count exceeded"); if (compareAndSetState(current, next)) return true; } }

使用方式

在 pthreads 中,所有使用条件变量的地方都必须用一个 mutex
锁起来,这是为什么呢?看下面一个例子:

pthread_mutex_t myLock;
pthread_cond_t myCV;
int count = 0;

// Thread A
pthread_mutex_lock(&myLock);
while(count < 0) {
    pthread_cond_wait(&myCV, &myLock);
}
pthread_mutex_unlock(&myLock);

// Thread B

pthread_mutex_lock(&myLock);
count ++;
while(count == 10) {
    pthread_cond_signal(&myCV);
}
pthread_mutex_unlock(&myLock);

如果没有锁,那么

  • 线程 A 可能会在其他线程将 count 赋值为10后继续等待
  • 线程 B 无法保证加一操作与测试 count 是否为零 的原子性

这里的关键点是,在进行条件变量的 wait
时,会释放该锁,以保证其他线程能够将之唤醒。不过需要注意的是,在线程 B
通知(signal) myCV 时,线程 A 无法立刻恢复执行,这是因为 myLock
这个锁还被线程 B 持有,只有在线程 B unlock(&myLock) 后,线程 A
才可恢复。总结一下:

  1. wait 时会释放锁
  2. signal 会唤醒等待同一 cv 的线程
  3. 被唤醒的线程需要重新获取锁,然后才能从 wait 中返回
  • 将AQS中的state值+1
  • 通过doReleaseShared()唤醒同步队列中的第一个节点

Hoare vs. Mesa 监控器语义

在上面条件变量中,我们提到 signal 在调用时,会去唤醒等待同一 cv
的线程,根据唤醒策略的不同,监控器也分为两类:

  • Hoare 监控器(1974),最早的监控器实现,在调用 signal
    后,会立刻运行等待的线程,这时调用 signal
    的线程会被堵塞(因为锁被等待线程占有了)
  • Mesa 监控器(Xerox PARC, 1980),signal
    会把等待的线程重新放回到监控的 ready 队列中,同时调用 signal
    的线程继续执行。这种方式是现如今 pthreads/Java/C# 采用的

这两类监控器的关键区别在于等待线程被唤醒时,需要重新检查 P 是否成立。

澳门新浦京娱乐游戏 3

监控器工作示意图

上图表示蓝色的线程在调用监控器的 get 方式时,数据为空,因此开始等待
emptyFull 条件;紧接着,红色线程调用监控器的 set 方法改变 emptyFull
条件,这时

  • 按照 Hoare 思路,蓝色线程会立刻执行,并且红色线程堵塞
  • 按照 Mesa
    思路,红色线程会继续执行,蓝色线程会重新与绿色线程竞争与监控器关联的锁

Java 中的监控器

在 Java 中,每个对象都是一个监控器(因此具备一个 lock 与 cv),调用对象
o 的 synchronized 方法 m 时,会首先去获取 o 的锁,除此之外,还可以调用 o
的 wait/notify/notify 方法进行并发控制

CountDownLatch countDownLatch = new CountDownLatch;

Big Picture

澳门新浦京娱乐游戏 4

操作系统并发相关 API 概括图

  • 有点高级join的感觉,主线程调用countDownLatch.await(),进入等待
  • countDownLatch.countDown()执行10次,把那个10消耗光
  • 主线程继续

Interruptible

通过介绍操作系统支持的同步原语,我们知道了 park/unpark、wait/notify
其实就是利用信号量( pthread_mutex_t)、条件变量( pthread_cond_t)实现的,其实监控器也可以用信号量来实现。在查看
AQS 中,发现有这么一个属性:

/**
 * The number of nanoseconds for which it is faster to spin
 * rather than to use timed park. A rough estimate suffices
 * to improve responsiveness with very short timeouts.
 */
static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L;

也就是说,在小于 1000 纳秒时,await 条件变量 P
时,会使用一个循环来代替条件变量的堵塞与唤醒,这是由于堵塞与唤醒本身的操作开销可能就远大于
await 的 timeout。相关代码:

// AQS 的 doAcquireNanos 方法节选
for (;;) {
    final Node p = node.predecessor();
    if (p == head && tryAcquire(arg)) {
        setHead(node);
        p.next = null; // help GC
        failed = false;
        return true;
    }
    nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
    if (nanosTimeout <= 0L)
        return false;
    if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
        nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
        LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
}

在 JUC 提供的高级同步类中,acquire 对应 park,release 对应
unpark,interrupt 其实就是个布尔的 flag 位,在 unpark 被唤醒时,检查该
flag ,如果为 true,则会抛出我们熟悉的 InterruptedException。

Selector.select() 响应中断异常的逻辑有些特别,因为对于这类堵塞 IO
操作来说,没有条件变量的堵塞唤醒机制,我们可以再看下 Thread.interrupt
的实现

public void interrupt() {
    if (this != Thread.currentThread())
        checkAccess();

    synchronized (blockerLock) {
        Interruptible b = blocker;
        if (b != null) {
            interrupt0();           // Just to set the interrupt flag
            b.interrupt(this);
            return;
        }
    }
    interrupt0();
}

OpenJDK 使用了这么一个技巧来实现堵塞 IO
的中断唤醒:在一个线程被堵塞时,会关联一个 Interruptible 对象。
对于 Selector 来说,在开始时,会关联这么一个Interruptible
对象:

protected final void begin() {
    if (interruptor == null) {
        interruptor = new Interruptible() {
                public void interrupt(Thread target) {
                    synchronized (closeLock) {
                        if (closed)
                            return;
                        closed = true;
                        interrupted = target;
                        try {
                            AbstractInterruptibleChannel.this.implCloseChannel();
                        } catch (IOException x) { }
                    }
                }};
    }
    blockedOn(interruptor);
    Thread me = Thread.currentThread();
    if (me.isInterrupted())
        interruptor.interrupt(me);
}

当调用 interrupt 方式时,会关闭该
channel,这样就会关闭掉这个堵塞线程,可见为了实现这个功能,代价也是比较大的。LockSupport.park
中采用了类似技巧。

总结

也许基于多线程的并发编程不是最好的(可能是最复杂的,Clojure 大法好
:-),但却是最悠久的。
即便我们自己不去写往往也需要阅读别人的多线程代码,而且能够写出“正确”(who
knows?)的多线程程序往往也是区分 senior 与 junior 程序员的标志,希望这篇文章能帮助大家理解
Java 是如何实现线程控制,有疑问欢迎留言指出,谢谢!

  • CountDownLatch持有一个内部类Sync,这个10会传给AbstractQueuedSynchronizer的state属性
  • 执行await时,只要state不等于0,线程就会进入阻塞
  • 队列头是AbstractQueuedSynchronizer类型的,貌似只有Condition例外,其余的队列头应该都是AQS类型
  • countDown方法中,当state变为0时(一定要是变为0哦,不能本来就是0)
    • 执行doReleaseShared把同步队列里的第一个有效Node给unpark,其实就是上面被阻塞的那个主线程

参考

  • Java的LockSupport.park()实现分析
  • 课件 COMP3151/9151 Foundations of Concurrency Lecture 6 –
    Semaphores, Monitors, POSIX Threads,
    Java
  • 课件 
  • 课件 
  • Mutexes and Semaphores
    Demystified

public CyclicBarrier(int parties) { this(parties, null);}// parties:栅栏放开前需要调用的线程数// count:当前剩余需要调用的线程数// barrierCommand:调用线程数满足后,栅栏放开前执行的命令public CyclicBarrier(int parties, Runnable barrierAction) { if (parties <= 0) throw new IllegalArgumentException(); this.parties = parties; this.count = parties; this.barrierCommand = barrierAction;}// 用法,每个线程调用await,耗完parties即可往下走CyclicBarrier.await final ReentrantLock lock = this.lock; // this就是CyclicBarrier lock.lock(); // 先拿锁 int index = --count; if (index == 0) { // 判断index,为0表示线程数已达到 boolean ranAction = false; try { final Runnable command = barrierCommand; if (command != null) // 可能是空的,看构造函数了 command.run(); ranAction = true; nextGeneration(); // signalAll,重置count,重置generation return 0; // await结束 } finally { if (!ranAction) // command.run异常时,打破栅栏,释放线程 breakBarrier(); // signalAll,重置count,设置broken属性 } } trip.await // 自我阻塞private void nextGeneration() { // signal completion of last generation trip.signalAll(); // trip:lock生成的Condition // set up next generation count = parties; generation = new Generation();}private void breakBarrier() { generation.broken = true; count = parties; trip.signalAll();}

/** * Makes available the permit for the given thread, if it * was not already available. If the thread was blocked on * {@code park} then it will unblock. Otherwise, its next call * to {@code park} is guaranteed not to block. This operation * is not guaranteed to have any effect at all if the given * thread has not been started. * * @param thread the thread to unpark, or {@code null}, in which case * this operation has no effect*/ public static void unpark(Thread thread) { if (thread != null) UNSAFE.unpark; }// 从上面注释可以看出,unpack可以释放park状态线程,或者将执行park的线程;不过对于还没开始执行的线程,unpark并不保证效果/** * Disables the current thread for thread scheduling purposes unless the * permit is available. * * <p>If the permit is available then it is consumed and the call * returns immediately; otherwise the current thread becomes disabled * for thread scheduling purposes and lies dormant until one of three * things happens: * * <ul> * * <li>Some other thread invokes {@link #unpark unpark} with the * current thread as the target; or * * <li>Some other thread {@linkplain Thread#interrupt interrupts} * the current thread; or * * <li>The call spuriously (that is, for no reason) returns. * </ul> * * <p>This method does <em>not</em> report which of these caused the * method to return. Callers should re-check the conditions which caused * the thread to park in the first place. Callers may also determine, * for example, the interrupt status of the thread upon return.*/ public static void park() { UNSAFE.park(false, 0L); }
  • 测试park的线程能不能被interrupt
    • 可以的,而且不抛异常
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