Java 线程同步原理探析

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

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)。

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、时间相关的 TimeUnit、并发集合(如 ConcurrentHashMap) 与线程同步类(Synchronizers,如 CountDownLatch ),其中最重要也是最核心的是线程同步机制,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」。

本文着重介绍 Java 中线程同步的原理、实现机制,通过了解这些原理,可以让大家更好使用 JUC 提供的同步类,部分原理参考 openjdk8 源码 。阅读本文需要对 CyclicBarrier、CountDownLatch 有基本的使用经验。

AbstractQueuedSynchronizer

JUC 提供的同步类主要有如下几种:

Semaphore
CountDownLatch
CyclicBarrier
Phaser
Exchanger

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(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“睡着的”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。

Java 如何实现堵塞、通知

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

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_tpthread_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。

OS 支持的同步原语

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:

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)

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)

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

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。当线程在等待 P 成立时,该线程不会占据该监控器,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,后面会介绍区别
  3. broadcast(cv) 也称为 notifyAll(cv) 唤醒所有等待 cv 成立的线程

是一个备具以下特点的对象:

  1. 数据封装,可认为属性均为 private
  2. 能够提供互斥
  3. 能通知其他线程它们在等待的条件已经成立的对象

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);

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

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,回去唤醒等待同一 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。

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

Big Picture

来源: https://www.cs.princeton.edu/courses/archive/fall11/cos318/lectures/L8_SemaphoreMonitor_v2.pdf

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 对于 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 是否为 true,则会抛出我们熟悉的 InterruptedException。

Selector.select() 相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!

参考

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