LockSupport 是用来创建 locks 的基本线程阻塞基元，比如 AQS 中实现线程挂起的方法，就是 park, 对应唤醒就是 unpark。JDK 中有使用的如下
LockSupport 提供的是一个许可，如果存在许可，线程在调用 park 的时候，会立马返回，此时许可也会被消费掉，如果没有许可，则会阻塞。调用 unpark 的时候，如果许可本身不可用，则会使得许可可用
许可只有一个，不可累加
park 源码跟踪
park 的声明形式有一下两大块
一部分多了一个 Object 参数，作为 blocker, 另外的则没有。blocker 的好处在于，在诊断问题的时候能够知道 park 的原因
推荐使用带有 Object 的 park 操作
park 函数作用
park 用于挂起当前线程，如果许可可用，会立马返回，并消费掉许可。
park(Object): 恢复的条件为 1：线程调用了 unpark; 2: 其它线程中断了线程；3：发生了不可预料的事情
parkNanos(Object blocker, long nanos): 恢复的条件为 1：线程调用了 unpark; 2: 其它线程中断了线程；3：发生了不可预料的事情;4: 过期时间到了
parkUntil(Object blocker, long deadline): 恢复的条件为 1：线程调用了 unpark; 2: 其它线程中断了线程；3：发生了不可预料的事情;4: 指定的 deadLine 已经到了
以 park 的源码为例
public static void park(Object blocker) {
// 获取当前线程
Thread t = Thread.currentThread();
// 记录当前线程阻塞的原因, 底层就是 unsafe.putObject, 就是把对象存储起来
setBlocker(t, blocker);
// 执行 park
unsafe.park(false, 0L);
// 线程恢复后，去掉阻塞原因
setBlocker(t, null);
}
从源码可以看到真实的实现均在 unsafe
unsafe.park
核心实现如下
JavaThread* thread=JavaThread::thread_from_jni_environment(env);
…
thread->parker()->park(isAbsolute != 0, time);
就是获取 java 线程的 parker 对象, 然后执行它的 park 方法。Parker 的定义如下
class Parker : public os::PlatformParker {
private:
// 表示许可
volatile int _counter ;
Parker * FreeNext ;
JavaThread * AssociatedWith ; // Current association
public:
Parker() : PlatformParker() {
// 初始化_counter
_counter = 0 ;
FreeNext = NULL ;
AssociatedWith = NULL ;
}
protected:
~Parker() { ShouldNotReachHere(); }
public:
void park(bool isAbsolute, jlong time);
void unpark();
// Lifecycle operators
static Parker * Allocate (JavaThread * t) ;
static void Release (Parker * e) ;
private:
static Parker * volatile FreeList ;
static volatile int ListLock ;
};
它继承了 os::PlatformParker，内置了一个 volatitle 的 _counter。PlatformParker 则是在不同的操作系统中有不同的实现，以 linux 为例
class PlatformParker : public CHeapObj {
protected:
// 互斥变量类型
pthread_mutex_t _mutex [1] ;
// 条件变量类型
pthread_cond_t _cond [1] ;
public:
~PlatformParker() { guarantee (0, “invariant”) ; }
public:
PlatformParker() {
int status;
// 初始化条件变量，使用 pthread_cond_t 之前必须先执行初始化
status = pthread_cond_init (_cond, NULL);
assert_status(status == 0, status, “cond_init”);
// 初始化互斥变量，使用 pthread_mutex_t 之前必须先执行初始化
status = pthread_mutex_init (_mutex, NULL);
assert_status(status == 0, status, “mutex_init”);
}
}
上述代码均为 POSIX 线程接口使用，所以 pthread 指的也就是 posixThread
parker 实现如下
void Parker::park(bool isAbsolute, jlong time) {
if (_counter > 0) {
// 已经有许可了，用掉当前许可
_counter = 0 ;
// 使用内存屏障，确保 _counter 赋值为 0(写入操作) 能够被内存屏障之后的读操作获取内存屏障事前的结果，也就是能够正确的读到 0
OrderAccess::fence();
// 立即返回
return ;
}
Thread* thread = Thread::current();
assert(thread->is_Java_thread(), “Must be JavaThread”);
JavaThread *jt = (JavaThread *)thread;
if (Thread::is_interrupted(thread, false)) {
// 线程执行了中断，返回
return;
}
if (time < 0 || (isAbsolute && time == 0) ) {
// 时间到了，或者是代表绝对时间，同时绝对时间是 0（此时也是时间到了），直接返回，java 中的 parkUtil 传的就是绝对时间，其它都不是
return;
}
if (time > 0) {
// 传入了时间参数，将其存入 absTime，并解析成 absTime->tv_sec(秒) 和 absTime->tv_nsec(纳秒) 存储起来，存的是绝对时间
unpackTime(&absTime, isAbsolute, time);
}
// 进入 safepoint region，更改线程为阻塞状态
ThreadBlockInVM tbivm(jt);
if (Thread::is_interrupted(thread, false) || pthread_mutex_trylock(_mutex) != 0) {
// 如果线程被中断，或者是在尝试给互斥变量加锁的过程中，加锁失败，比如被其它线程锁住了，直接返回
return;
}
// 这里表示线程互斥变量锁成功了
int status ;
if (_counter > 0) {
// 有许可了，返回
_counter = 0;
// 对互斥变量解锁
status = pthread_mutex_unlock(_mutex);
assert (status == 0, “invariant”) ;
OrderAccess::fence();
return;
}
#ifdef ASSERT
// Don’t catch signals while blocked; let the running threads have the signals.
// (This allows a debugger to break into the running thread.)
//debug 用
sigset_t oldsigs;
sigset_t* allowdebug_blocked = os::Linux::allowdebug_blocked_signals();
pthread_sigmask(SIG_BLOCK, allowdebug_blocked, &oldsigs);
#endif
// 将 java 线程所拥有的操作系统线程设置成 CONDVAR_WAIT 状态，表示在等待某个条件的发生
OSThreadWaitState osts(thread->osthread(), false /* not Object.wait() */);
// 将 java 的_suspend_equivalent 参数设置为 true
jt->set_suspend_equivalent();
// cleared by handle_special_suspend_equivalent_condition() or java_suspend_self()
if (time == 0) {
// 把调用线程放到等待条件的线程列表上，然后对互斥变量解锁，（这两是原子操作），这个时候线程进入等待，当它返回时，互斥变量再次被锁住。
// 成功返回 0，否则返回错误编号
status = pthread_cond_wait (_cond, _mutex) ;
} else {
// 同 pthread_cond_wait，只是多了一个超时，如果超时还没有条件出现，那么重新获取胡吃两然后返回错误码 ETIMEDOUT
status = os::Linux::safe_cond_timedwait (_cond, _mutex, &absTime) ;
if (status != 0 && WorkAroundNPTLTimedWaitHang) {
//WorkAroundNPTLTimedWaitHang 是 JVM 的运行参数，默认为 1
// 去除初始化
pthread_cond_destroy (_cond) ;
// 重新初始化
pthread_cond_init (_cond, NULL);
}
}
assert_status(status == 0 || status == EINTR ||
status == ETIME || status == ETIMEDOUT,
status, “cond_timedwait”);
#ifdef ASSERT
pthread_sigmask(SIG_SETMASK, &oldsigs, NULL);
#endif
// 等待结束后，许可被消耗，改为 0 _counter = 0 ;
// 释放互斥量的锁
status = pthread_mutex_unlock(_mutex) ;
assert_status(status == 0, status, “invariant”) ;
// If externally suspended while waiting, re-suspend
if (jt->handle_special_suspend_equivalent_condition()) {
jt->java_suspend_self();
}
// 加入内存屏障指令
OrderAccess::fence();
}
从 park 的实现可以看到
无论是什么情况返回，park 方法本身都不会告知调用方返回的原因，所以调用的时候一般都会去判断返回的场景，根据场景做不同的处理
线程的等待与挂起、唤醒等等就是使用的 POSIX 的线程 API
park 的许可通过原子变量_count 实现，当被消耗时，_count 为 0，只要拥有许可，就会立即返回
OrderAccess::fence();
在 linux 中实现原理如下
inline void OrderAccess::fence() {
if (os::is_MP()) {
#ifdef AMD64
// 没有使用 mfence, 因为 mfence 有时候性能差于使用 locked addl
__asm__ volatile (“lock; addl $0,0(%%rsp)” : : : “cc”, “memory”);
#else __asm__ volatile (“lock; addl $0,0(%%esp)” : : : “cc”, “memory”);
#endif }
}
内存重排序网上的验证
ThreadBlockInVM tbivm(jt)
这属于 C ++ 新建变量的语法，也就是调用构造函数新建了一个变量，变量名为 tbivm, 参数为 jt。类的实现为
class ThreadBlockInVM : public ThreadStateTransition {
public:
ThreadBlockInVM(JavaThread *thread)
: ThreadStateTransition(thread) {
// Once we are blocked vm expects stack to be walkable
thread->frame_anchor()->make_walkable(thread);
// 把线程由运行状态转成阻塞状态
trans_and_fence(_thread_in_vm, _thread_blocked);
}
…
};
_thread_in_vm 表示线程当前在 VM 中执行，_thread_blocked 表示线程当前阻塞了，他们是 globalDefinitions.hpp 中定义的枚举
// 这个枚举是用来追踪线程在代码的那一块执行，用来给 safepoint code 使用，有 4 种重要的类型，_thread_new/_thread_in_native/_thread_in_vm/_thread_in_Java。形如 xxx_trans 的状态都是中间状态，表示线程正在由一种状态变成另一种状态，这种方式使得 safepoint code 在处理线程状态时，不需要对线程进行挂起，使得 safe point code 运行更快，而给定一个状态，通过 + 1 就可以得到他的转换状态
enum JavaThreadState {
_thread_uninitialized = 0, // should never happen (missing initialization)
_thread_new = 2, // just starting up, i.e., in process of being initialized
_thread_new_trans = 3, // corresponding transition state (not used, included for completeness)
_thread_in_native = 4, // running in native code . This is a safepoint region, since all oops will be in jobject handles
_thread_in_native_trans = 5, // corresponding transition state
_thread_in_vm = 6, // running in VM
_thread_in_vm_trans = 7, // corresponding transition state
_thread_in_Java = 8, // Executing either interpreted or compiled Java code running in Java or in stub code
_thread_in_Java_trans = 9, // corresponding transition state (not used, included for completeness)
_thread_blocked = 10, // blocked in vm
_thread_blocked_trans = 11, // corresponding transition state
_thread_max_state = 12 // maximum thread state+1 – used for statistics allocation
};
父类 ThreadStateTransition 中定义 trans_and_fence 如下
void trans_and_fence(JavaThreadState from, JavaThreadState to) {transition_and_fence(_thread, from, to);} //_thread 即构造函数传进来 de thread
// transition_and_fence must be used on any thread state transition
// where there might not be a Java call stub on the stack, in
// particular on Windows where the Structured Exception Handler is
// set up in the call stub. os::write_memory_serialize_page() can
// fault and we can’t recover from it on Windows without a SEH in
// place.
//transition_and_fence 方法必须在任何线程状态转换的时候使用
static inline void transition_and_fence(JavaThread *thread, JavaThreadState from, JavaThreadState to) {
assert(thread->thread_state() == from, “coming from wrong thread state”);
assert((from & 1) == 0 && (to & 1) == 0, “odd numbers are transitions states”);
// 标识线程转换中
thread->set_thread_state((JavaThreadState)(from + 1));
// 设置内存屏障，确保新的状态能够被 VM 线程看到
if (os::is_MP()) {
if (UseMembar) {
// Force a fence between the write above and read below
OrderAccess::fence();
} else {
// Must use this rather than serialization page in particular on Windows
InterfaceSupport::serialize_memory(thread);
}
}
if (SafepointSynchronize::do_call_back()) {
SafepointSynchronize::block(thread);
}
// 线程状态转换成最终的状态, 对待这里的场景就是阻塞
thread->set_thread_state(to);
CHECK_UNHANDLED_OOPS_ONLY(thread->clear_unhandled_oops();)
}
操作系统线程状态的一般取值
在 osThread 中给定了操作系统线程状态的大致取值，它本身是依据平台而定
enum ThreadState {
ALLOCATED, // Memory has been allocated but not initialized
INITIALIZED, // The thread has been initialized but yet started
RUNNABLE, // Has been started and is runnable, but not necessarily running
MONITOR_WAIT, // Waiting on a contended monitor lock
CONDVAR_WAIT, // Waiting on a condition variable
OBJECT_WAIT, // Waiting on an Object.wait() call
BREAKPOINTED, // Suspended at breakpoint
SLEEPING, // Thread.sleep()
ZOMBIE // All done, but not reclaimed yet
};
unpark 源码追踪
实现如下
void Parker::unpark() {
int s, status ;
// 给互斥量加锁，如果互斥量已经上锁，则阻塞到互斥量被解锁
//park 进入 wait 时，_mutex 会被释放
status = pthread_mutex_lock(_mutex);
assert (status == 0, “invariant”) ;
// 存储旧的_counter
s = _counter;
// 许可改为 1，每次调用都设置成发放许可
_counter = 1;
if (s < 1) {
// 之前没有许可
if (WorkAroundNPTLTimedWaitHang) {
// 默认执行 , 释放信号，表明条件已经满足，将唤醒等待的线程
status = pthread_cond_signal (_cond) ;
assert (status == 0, “invariant”) ;
// 释放锁
status = pthread_mutex_unlock(_mutex);
assert (status == 0, “invariant”) ;
} else {
status = pthread_mutex_unlock(_mutex);
assert (status == 0, “invariant”) ;
status = pthread_cond_signal (_cond) ;
assert (status == 0, “invariant”) ;
}
} else {
// 一直有许可，释放掉自己加的锁, 有许可 park 本身就返回了
pthread_mutex_unlock(_mutex);
assert (status == 0, “invariant”) ;
}
}
从源码可知 unpark 本身就是发放许可，并通知等待的线程，已经可以结束等待了
总结
park/unpark 能够精准的对线程进行唤醒和等待。
linux 上的实现是通过 POSIX 的线程 API 的等待、唤醒、互斥、条件来进行实现的
park 在执行过程中首选看是否有许可，有许可就立马返回，而每次 unpark 都会给许可设置成有，这意味着，可以先执行 unpark，给予许可，再执行 park 立马自行，适用于 producer 快，而 consumer 还未完成的场景参考地址