1.可重入锁
如果锁具备可重入性，则称作为可重入锁。
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（转）可重入和不可重入
2011-10-04 21:38
这种情况出现在多任务系统当中，在任务执行期间捕捉到信号并对其进行处理时，进程正在执行的指令序列就被信号处理程序临时中断。如果从信号处理程序返回，则继续执行进程断点处的正常指令序列，从重新恢复到断点重新执行的过程中，函数所依赖的环境没有发生改变，就说这个函数是可重入的，反之就是不可重入的。
众所周知，在进程中断期间，系统会保存和恢复进程的上下文，然而恢复的上下文仅限于返回地址，cpu寄存器等之类的少量上下文，而函数内部使用的诸如全局或静态变量，buffer等并不在保护之列，所以如果这些值在函数被中断期间发生了改变，那么当函数回到断点继续执行时，其结果就不可预料了。打个比方，比如malloc，将如一个进程此时正在执行malloc分配堆空间，此时程序捕捉到信号发生中断，执行信号处理程序中恰好也有一个malloc，这样就会对进程的环境造成破坏，因为malloc通常为它所分配的存储区维护一个链接表，插入执行信号处理函数时，进程可能正在对这张表进行操作，而信号处理函数的调用刚好覆盖了进程的操作，造成错误。
满足下面条件之一的多数是不可重入函数：
(1)使用了静态数据结构;
(2)调用了malloc或free;
(3)调用了标准I/O函数;标准io库很多实现都以不可重入的方式使用全局数据结构。
(4)进行了浮点运算.许多的处理器/编译器中，浮点一般都是不可重入的 (浮点运算大多使用协处理器或者软件模拟来实现)。
1) 信号处理程序A内外都调用了同一个不可重入函数B；B在执行期间被信号打断，进入A (A中调用了B),完事之后返回B被中断点继续执行，这时B函数的环境可能改变，其结果就不可预料了。
2) 多线程共享进程内部的资源，如果两个线程A，B调用同一个不可重入函数F，A线程进入F后，线程调度，切换到B，B也执行了F，那么当再次切换到线程A时，其调用F的结果也是不可预料的。
在信号处理程序中即使调用可重入函数也有问题要注意。作为一个通用的规则，当在信号处理程序中调用可重入函数时，应当在其前保存errno，并在其后恢复errno。(因为每个线程只有一个errno变量，信号处理函数可能会修改其值，要了解经常被捕捉到的信号是SIGCHLD，其信号处理程序通常要调用一种wait函数，而各种wait函数都能改变errno。)
可重入函数列表:
_exit（）、 access（）、alarm（）、cfgetispeed（）、cfgetospeed（）、cfsetispeed（）、cfsetospeed （）、chdir（）、chmod（）、chown（）、close（）、creat（）、dup（）、dup2（）、execle（）、 execve（）、fcntl（）、fork（）、fpathconf （）、fstat（）、fsync（）、getegid（）、 geteuid（）、getgid（）、getgroups（）、getpgrp（）、getpid（）、getppid（）、getuid（）、 kill（）、link（）、lseek（）、mkdir（）、mkfifo（）、 open（）、pathconf（）、pause（）、pipe（）、raise（）、read（）、rename（）、rmdir（）、setgid （）、setpgid（）、setsid（）、setuid（）、 sigaction（）、sigaddset（）、sigdelset（）、sigemptyset（）、sigfillset（）、 sigismember（）、signal（）、sigpending（）、sigprocmask（）、sigsuspend（）、sleep（）、 stat（）、sysconf（）、tcdrain（）、tcflow（）、tcflush（）、tcgetattr（）、tcgetpgrp（）、 tcsendbreak（）、tcsetattr（）、tcsetpgrp（）、time（）、times（）、 umask（）、uname（）、unlink（）、utime（）、wait（）、waitpid（）、write（）。
书上关于信号处理程序中调用不可重入函数的例子:
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <pwd.h>
static void func(int signo)
{
struct passwd *rootptr;
if( ( rootptr = getpwnam( "root" ) ) == NULL )
{
err_sys( "getpwnam error" );
}
signal(SIGALRM,func);
alarm(1);
}
int main(int argc, char** argv)
{
signal(SIGALRM,func);
alarm(1);
for(;;)
{
if( ( ptr = getpwnam("sar") ) == NULL )
{
err_sys( "getpwnam error" );
}
}
return 0;
}
signal了一个SIGALRM,而后设置一个定时器，在for函数运行期间的某个时刻，也许就是在getpwnam函数运行期间，相应信号发生中断，进入信号处理函数func，在运行func期间又收到alarm发出的信号，getpwnam可能再次中断，这样就很容易发生不可预料的问题。
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像synchronized和ReentrantLock都是可重入锁，可重入性在我看来实际上表明了锁的分配机制：
基于线程的分配，而不是基于方法调用的分配。
举个简单的例子，当一个线程执行到某个synchronized方法时，比如说method1，而在method1中会调用另外一个synchronized方法method2，
此时线程不必重新去申请锁，而是可以直接执行方法method2。
class MyClass {
public synchronized void method1() {
method2();
}
public synchronized void method2() {
}
}
上述代码中的两个方法method1和method2都用synchronized修饰了，
假如某一时刻，线程A执行到了method1，此时线程A获取了这个对象的锁，而由于method2也是synchronized方法，假如synchronized不具备可重入性，此时线程A需要重新申请锁。
但是这就会造成一个问题，因为线程A已经持有了该对象的锁，而又在申请获取该对象的锁，这样就会线程A一直等待永远不会获取到的锁。
而由于synchronized和ReentrantLock都具备可重入性，所以不会发生上述现象。《可重入锁》
2.可中断锁
可中断锁：顾名思义，就是可以相应中断的锁。
在Java中，synchronized就不是可中断锁，而Lock是可中断锁。
如果某一线程A正在执行锁中的代码，另一线程B正在等待获取该锁，可能由于等待时间过长，线程B不想等待了，想先处理其他事情，我们可以让它中断自己或者在别的线程中中断它，这种就是可中断锁。
在前面演示lockInterruptibly()的用法时已经体现了Lock的可中断性。
3.公平锁
公平锁即尽量以请求锁的顺序来获取锁。比如同是有多个线程在等待一个锁，当这个锁被释放时，等待时间最久的线程（最先请求的线程）会获得该所，这种就是公平锁。
非公平锁即无法保证锁的获取是按照请求锁的顺序进行的。这样就可能导致某个或者一些线程永远获取不到锁。
在Java中，synchronized就是非公平锁，它无法保证等待的线程获取锁的顺序。
而对于ReentrantLock和ReentrantReadWriteLock，它默认情况下是非公平锁，但是可以设置为公平锁。这一点由构造函数可知：
1
2 public ReentrantLock() {
3 sync = new NonfairSync();
4 }
5
6
7 public ReentrantLock(boolean fair) {
8 sync = (fair)? new FairSync() : new NonfairSync();
9 }
在ReentrantLock中定义了2个静态内部类，一个是NotFairSync，一个是FairSync，分别用来实现非公平锁和公平锁。
我们可以在创建ReentrantLock对象时，通过知道布尔参数来决定使用 非公平锁 还是公平锁
如果参数为true表示为公平锁，为fasle为非公平锁。默认情况下，如果使用无参构造器，则是非公平锁
另外在ReentrantLock类中定义了很多方法，比如：
isFair() //判断锁是否是公平锁
isLocked() //判断锁是否被任何线程获取了
isHeldByCurrentThread() //判断锁是否被当前线程获取了
hasQueuedThreads() //判断是否有线程在等待该锁
在ReentrantReadWriteLock中也有类似的方法，同样也可以设置为公平锁和非公平锁。
不过要记住，ReentrantReadWriteLock并未实现Lock接口，它实现的是ReadWriteLock接口。
4.读写锁
读写锁将对一个资源（比如文件）的访问分成了2个锁，一个读锁和一个写锁。
正因为有了读写锁，才使得多个线程之间的读操作不会发生冲突。
ReadWriteLock就是读写锁，它是一个接口，ReentrantReadWriteLock实现了这个接口。
可以通过readLock()获取读锁，通过writeLock()获取写锁。
CLH队列锁
CLH锁即Craig, Landin, and Hagersten (CLH) locks，CLH锁是一个自旋锁，能确保无饥饿性，提供先来先服务的公平性。
CLH锁也是一种基于链表的可扩展、高性能、公平的自旋锁，申请线程只在本地变量上自旋，它不断轮询前驱的状态，如果发现前驱释放了锁就结束自旋。
SMP(Symmetric Multi-Processor)，即对称多处理器结构，指服务器中多个CPU对称工作，每个CPU访问内存地址所需时间相同。其主要特征是共享，包含对CPU，内存，I/O等进行共享。SMP的优点是能够保证内存一致性，缺点是这些共享的资源很可能成为性能瓶颈，随着CPU数量的增加，每个CPU都要访问相同的内存资源，可能导致内存访问冲突，可能会导致CPU资源的浪费。常用的PC机就属于这种。
NUMA(Non-Uniform
Memory Access)非一致存储访问，将CPU分为CPU模块，每个CPU模块由多个CPU组成，并且具有独立的本地内存、I/O槽口等，模块之间可以通过互联模块相互访问，访问本地内存的速度将远远高于访问远地内存(系统内其它节点的内存)的速度，这也是非一致存储访问NUMA的由来。NUMA优点是可以较好地解决原来SMP系统的扩展问题，缺点是由于访问远地内存的延时远远超过本地内存，因此当CPU数量增加时，系统性能无法线性增加。
CLH算法实现
CLH队列中的结点QNode中含有一个locked字段，该字段若为true表示该线程需要获取锁，且不释放锁，为false表示线程释放了锁。结点之间是通过隐形的链表相连，之所以叫隐形的链表是因为这些结点之间没有明显的next指针，而是通过myPred所指向的结点的变化情况来影响myNode的行为。CLHLock上还有一个尾指针，始终指向队列的最后一个结点。CLHLock的类图如下所示：
当一个线程需要获取锁时，会创建一个新的QNode，将其中的locked设置为true表示需要获取锁，然后线程对tail域调用getAndSet方法，使自己成为队列的尾部，同时获取一个指向其前趋的引用myPred,然后该线程就在前趋结点的locked字段上旋转，直到前趋结点释放锁。当一个线程需要释放锁时，将当前结点的locked域设置为false，同时回收前趋结点。如下图所示，线程A需要获取锁，其myNode域为true，些时tail指向线程A的结点，然后线程B也加入到线程A后面，tail指向线程B的结点。然后线程A和B都在它的myPred域上旋转，一量它的myPred结点的locked字段变为false，它就可以获取锁扫行。明显线程A的myPred
locked域为false，此时线程A获取到了锁。
整个CLH的代码如下，其中用到了ThreadLocal类，将QNode绑定到每一个线程上，同时用到了AtomicReference,对尾指针的修改正是调用它的getAndSet()操作来实现的，它能够保证以原子方式更新对象引用。
public class CLHLock implements Lock {
AtomicReference<QNode> tail = new AtomicReference<QNode>(new QNode());
ThreadLocal<QNode> myPred;
ThreadLocal<QNode> myNode;
public CLHLock() {
tail = new AtomicReference<QNode>(new QNode());
myNode = new ThreadLocal<QNode>() {
protected QNode initialValue() {
return new QNode();
}
};
myPred = new ThreadLocal<QNode>() {
protected QNode initialValue() {
return null;
}
};
}
@Override
public void lock() {
QNode qnode = myNode.get();
qnode.locked = true;
QNode pred = tail.getAndSet(qnode);
myPred.set(pred);
while (pred.locked) {
}
}
@Override
public void unlock() {
QNode qnode = myNode.get();
qnode.locked = false;
myNode.set(myPred.get());
}
}从代码中可以看出lock方法中有一个while循环，这 是在等待前趋结点的locked域变为false，这是一个自旋等待的过程。unlock方法很简单，只需要将自己的locked域设置为false即可。
CLH优缺点
CLH队列锁的优点是空间复杂度低（如果有n个线程，L个锁，每个线程每次只获取一个锁，那么需要的存储空间是O（L+n），n个线程有n个myNode，L个锁有L个tail），CLH的一种变体被应用在了JAVA并发框架中。唯一的缺点是在NUMA系统结构下性能很差，在这种系统结构下，每个线程有自己的内存，如果前趋结点的内存位置比较远，自旋判断前趋结点的locked域，性能将大打折扣，但是在SMP系统结构下该法还是非常有效的。一种解决NUMA系统结构的思路是MCS队列锁。
自旋锁（Spin lock）
自旋锁是指当一个线程尝试获取某个锁时，如果该锁已被其他线程占用，就一直循环检测锁是否被释放，而不是进入线程挂起或睡眠状态。
自旋锁适用于锁保护的临界区很小的情况，临界区很小的话，锁占用的时间就很短。
简单的实现
package com.dxz.sync3;
import java.util.concurrent.atomic.AtomicReference;
public class SpinLock {
private AtomicReference<Thread> owner = new AtomicReference<Thread>();
public void lock() {
Thread currentThread = Thread.currentThread();
// 如果锁未被占用，则设置当前线程为锁的拥有者
while (owner.compareAndSet(null, currentThread)) {
}
}
public void unlock() {
Thread currentThread = Thread.currentThread();
// 只有锁的拥有者才能释放锁
owner.compareAndSet(currentThread, null);
}
}
SimpleSpinLock里有一个owner属性持有锁当前拥有者的线程的引用，如果该引用为null，则表示锁未被占用，不为null则被占用。
这里用AtomicReference是为了使用它的原子性的compareAndSet方法（CAS操作），解决了多线程并发操作导致数据不一致的问题，确保其他线程可以看到锁的真实状态。
缺点
- CAS操作需要硬件的配合；
- 保证各个CPU的缓存（L1、L2、L3、跨CPU Socket、主存）的数据一致性，通讯开销很大，在多处理器系统上更严重；
- 没法保证公平性，不保证等待进程/线程按照FIFO顺序获得锁。
Ticket Lock
Ticket Lock 是为了解决上面的公平性问题，类似于现实中银行柜台的排队叫号：锁拥有一个服务号，表示正在服务的线程，还有一个排队号；每个线程尝试获取锁之前先拿一个排队号，然后不断轮询锁的当前服务号是否是自己的排队号，如果是，则表示自己拥有了锁，不是则继续轮询。
当线程释放锁时，将服务号加1，这样下一个线程看到这个变化，就退出自旋。
简单的实现
缺点
Ticket Lock 虽然解决了公平性的问题，但是多处理器系统上，每个进程/线程占用的处理器都在读写同一个变量serviceNum ，每次读写操作都必须在多个处理器缓存之间进行缓存同步，这会导致繁重的系统总线和内存的流量，大大降低系统整体的性能。
下面介绍的CLH锁和MCS锁都是为了解决这个问题的。
MCS 来自于其发明人名字的首字母： John Mellor-Crummey和Michael Scott。
CLH的发明人是：Craig，Landin and Hagersten。
CLH锁
CLH锁也是一种基于链表的可扩展、高性能、公平的自旋锁，申请线程只在本地变量上自旋，它不断轮询前驱的状态，如果发现前驱释放了锁就结束自旋。
package com.dxz.sync3;
import java.util.concurrent.atomic.AtomicInteger;
public class TicketLock {
private AtomicInteger serviceNum = new AtomicInteger(); // 服务号
private AtomicInteger ticketNum = new AtomicInteger(); // 排队号
public int lock() {
// 首先原子性地获得一个排队号
int myTicketNum = ticketNum.getAndIncrement();
// 只要当前服务号不是自己的就不断轮询
while (serviceNum.get() != myTicketNum) {
}
return myTicketNum;
}
public void unlock(int myTicket) {
// 只有当前线程拥有者才能释放锁
int next = myTicket + 1;
serviceNum.compareAndSet(myTicket, next);
}
}
MCS锁
MCS Spinlock 是一种基于链表的可扩展、高性能、公平的自旋锁，申请线程只在本地变量上自旋，直接前驱负责通知其结束自旋，从而极大地减少了不必要的处理器缓存同步的次数，降低了总线和内存的开销。
package com.dxz.sync3;
import java.util.concurrent.atomic.AtomicReferenceFieldUpdater;
public class MCSLock {
public static class MCSNode {
MCSNode next;
boolean isLocked = true; // 默认是在等待锁
}
volatile MCSNode queue;// 指向最后一个申请锁的MCSNode
private static final AtomicReferenceFieldUpdater<MCSLock, MCSNode> UPDATER = AtomicReferenceFieldUpdater
.newUpdater(MCSLock.class, MCSNode.class, "queue");
public void lock(MCSNode currentThreadMcsNode) {
MCSNode predecessor = UPDATER.getAndSet(this, currentThreadMcsNode);// step
// 1
if (predecessor != null) {
predecessor.next = currentThreadMcsNode;// step 2
while (currentThreadMcsNode.isLocked) {// step 3
}
}
}
public void unlock(MCSNode currentThreadMcsNode) {
if (UPDATER.get(this) == currentThreadMcsNode) {// 锁拥有者进行释放锁才有意义
if (currentThreadMcsNode.next == null) {// 检查是否有人排在自己后面
if (UPDATER.compareAndSet(this, currentThreadMcsNode, null)) {// step
// 4
// compareAndSet返回true表示确实没有人排在自己后面
return;
} else {
// 突然有人排在自己后面了，可能还不知道是谁，下面是等待后续者
// 这里之所以要忙等是因为：step 1执行完后，step 2可能还没执行完
while (currentThreadMcsNode.next == null) { // step 5
}
}
}
currentThreadMcsNode.next.isLocked = false;
currentThreadMcsNode.next = null;// for GC
}
}
}
CLH锁 与 MCS锁 的比较
下图是CLH锁和MCS锁队列图示：
差异：
- 从代码实现来看，CLH比MCS要简单得多。
- 从自旋的条件来看，CLH是在前驱节点的属性上自旋，而MCS是在本地属性变量上自旋
- 从链表队列来看，CLH的队列是隐式的，CLHNode并不实际持有下一个节点；MCS的队列是物理存在的。
- CLH锁释放时只需要改变自己的属性，MCS锁释放则需要改变后继节点的属性。
注意：这里实现的锁（自旋锁、排队自旋锁、MCS锁、CLH锁）都是独占的，且不能重入的。
