皮皮网

1.AbstractQueuedSynchronizer详解
2.RocketMQ—NameServer总结及核心源码剖析
3.AQS与ReentrantLock详解
4.java中的码解非公平锁不怕有的线程一直得不到执行吗
5.9.读写锁ReentrantReadWriteLock 的实现原理
6.33张图解析ReentrantReadWriteLock源码

AbstractQueuedSynchronizer详解

       AQS, 或者抽象队列同步器，是码解一个Java并发工具类，它提供了一个框架，码解用于构建依赖于先进先出（FIFO）等待队列的码解阻塞锁和相关同步器（如信号量、事件等）。码解这个核心类设计巧妙，码解jsp源码改asp源码特别适合那些基于单个原子整数值表示状态的码解同步器实现。它的码解主要作用是在并发编程中处理资源同步访问，解决资源竞争时的码解等待和唤醒问题，比如ReentrantLock、码解ReentrantReadWriteLock和ArrayBlockingQueue等都是码解基于AQS构建的。

       没有AQS的码解情况下，实现锁需要考虑等待和唤醒机制，码解以及状态的码解转换。相比之下，码解AQS简化了这些步骤，它自身主要关注状态的等待和释放，具体到锁的获取和释放（tryAcquire和tryRelease方法），以及锁的公平性逻辑。子类则负责定义状态和控制获取/释放的行为。例如，ReentrantLock使用state值表示锁的持有状态，公平锁（如NonfairSync）的实现则涉及到acquire和release方法的调用，以及队列的使用来实现阻塞和唤醒。

       理解AQS的核心流程，有助于我们更好地实现并发控制。然而，为了便于解释，实际的源码实现可能包含更多细节和优化。初学者在掌握基本原理后，深入阅读源码会更为高效。总的来说，AQS是并发编程中一个强大的工具，通过tryAcquire和tryRelease的配合，实现了锁的高效管理和同步控制。

RocketMQ—NameServer总结及核心源码剖析

       一、NameServer介绍

       NameServer 是为 RocketMQ 设计的轻量级名称服务，具备简单、集群横向扩展、无状态特性和节点间不通信的特点。RocketMQ集群架构主要包含四个部分：Broker、代码雨屏保源码Producer、Consumer 和 NameServer，这些组件之间相互通信。

       二、为什么要使用NameServer？

       当前有多种服务发现组件，如etcd、consul、zookeeper、nacos等。然而，RocketMQ选择自研NameServer而非使用开源组件，原因在于特定需求和性能优化。

       三、NameServer内部解密

       NameServer主要功能在于管理路由数据，由Broker提供，并在内部进行处理。路由数据被Producer和Consumer使用。NameServer核心逻辑基于RouteInfoManager类，用于维护路由信息管理，提供注册/查询等核心功能。NameServer使用HashMap和ReentrantReadWriteLock读写锁来管理路由数据。

       四、结论

       作为RocketMQ的“大脑”，NameServer保存集群MQ路由信息，包括主题、Broker信息及监控Broker运行状态，为客户端提供路由能力。NameServer的核心代码围绕多个HashMap操作，包括Broker注册、客户端查询等。

AQS与ReentrantLock详解

       J.U.C包中的Java.util.concurrent是一个强大的并发工具库，包含多种处理并发场景的组件，如线程池、队列和同步器等，由知名开发者Doug Lea设计。本文将深入讲解Lock接口及其关键实现ReentrantLock，它在并发编程中的重要性不可忽视，因为大部分J.U.C组件都依赖于Lock来实现并发安全。

       Lock接口的出现，弥补了synchronized在某些场景中的qt 源码 下载 安装不足，提供了更灵活的并发控制。ReentrantLock作为Lock的一种实现，支持重入，即同一线程可以多次获取锁而不必阻塞。这种特性在处理多方法调用场景时避免了死锁问题。

       ReentrantReadWriteLock则允许读写操作并发进行，提高了读操作的并发性，避免了写操作对读写操作的阻塞，适用于读多写少的场景。在内存缓存示例中，读写锁通过HashMap以读写锁保护，确保并发访问的线程安全。

       ReentrantLock的实现核心是AQS（AbstractQueuedSynchronizer），它是Lock实现线程同步的核心组件。AQS提供了独占和共享锁两种功能，如ReentrantLock就基于AQS的独占模式。AQS内部维护了一个volatile状态变量，不同的实现类根据其具体需求定义其含义。

       ReentrantLock的源码分析中，我们看到lock()方法如何通过AQS的队列机制实现线程阻塞和唤醒。例如，NofairSync.lock展示了非公平锁的实现，涉及CAS（Compare and Swap）操作，保证了线程安全。Unsafe类在这其中发挥了关键作用，提供了低层次的内存操作，如CAS操作。

       总结来说，ReentrantLock和AQS是Java并发编程中的重要基石，通过理解它们的工作原理，可以更好地应对并发环境中的问题。

java中的非公平锁不怕有的线程一直得不到执行吗

       首先来看公平锁和非公平锁，我们默认使用的锁是非公平锁，只有当我们显示设置为公平锁的情况下，才会使用公平锁，下面我们简单看一下公平锁的源码，如果等待队列中没有节点在等待，则占有锁，如果已经存在等待节点，则返回失败，短视频录制源码由后面的程序去将此线程加入等待队列

       通过上面的代码，我们可以推断，当使用公平锁的情况下，并且同一个线程的执行时间较长时，线程内部进行了多次的锁的获取和释放，效率非常低下，可以参加Lesson8中的demo：

       demo Lesson8LockIntPerform:在使用ReentrantLock加非公平锁的情况下个线程循环下单数为：

       demo Lesson8LockIntPerform:在使用ReentrantLock加非公平锁的情况下个线程循环下单数为：

       demo Lesson8LockFairIntPerform:在使用ReentrantLock加公平锁的情况下个线程循环下单数为：

       demo Lesson8LockFairIntPerform:在使用ReentrantLock加公平锁的情况下个线程循环下单数为：

       上面的demo中，在使用公平锁的情况下性能明显降低，非公平锁的性能是公平锁性能的几十倍以上，这和公平锁每次试图占有锁时，都必须先要进等待队列，按照FIFO的顺序去获取锁，因此在我们的实验情景下，使用公平锁的线程进行了频繁切换，而频繁切换线程，性能必然会下降的厉害，这也告诫了我们在实际的开发过程中，在需要使用公平锁的情景下，务必要考虑线程的切换频率。

       接下来我们来看一下读写锁，通过看读写锁的实现源码，我们可以发现，读锁和写锁共用同一个等待队列，那么在采用非公平锁的情况下，如果读锁的线程执行时间比较长，并且读锁的并发比较高，那么写锁的线程便永远都拿不到锁，那么实际的情况会不会是这样呢？

       demo Lesson3WriteReadLock:此demo的读线程在不断的占用读锁，按照推论，写锁的线程是没有机会获取到锁的，但是实际情况是写锁的线程可以正常的获取到锁，那么是什么原因使得写锁的线程可以获取到锁的了？通过查看源代码，会发现有这样的一个方法：

       上面的方法，实现了一个新的读线程获取锁的中断，它会读取等待队列中下一个等待锁的线程，如果它是获取写锁的线程，那么此方法返回为真，调用它的程序会把这个试图获取读锁的线程加入到等待队列，从而终止了读线程一直都在占有锁的情况。

9.读写锁ReentrantReadWriteLock 的趋势sp指标源码实现原理

       了解读写锁之前，想象一下这样的场景：在多个线程中，频繁地进行读取和少量写入操作。如果使用传统的互斥锁，当多个线程同时读取时，虽然没有竞争，但锁仍然会被占用，造成资源浪费。这就是为什么引入读写锁的原因。

       ReentrantReadWriteLock 提供了readLock()和writeLock()方法，分别用于获取读锁和写锁，但这些方法获取的并不是实际的锁资源，而是锁对象。另外，getReadLockCount()和getWriteHoldCount()分别统计当前读锁和写锁的持有次数，isWriteLocked()用于判断写锁是否被占用。

       通过一个简单的代码演示，我们可以观察到三种可能的结果，这展示了读写锁在实际操作中的灵活性。回到实现原理，ReentrantReadWriteLock基于AQS框架，通过一个state变量管理读写状态。为了解决多种状态表示的问题，它将state变量拆分为多个位，每个位对应一种状态，如读锁和写锁。

       具体来说，写锁的获取和释放是这样的：

       获取写锁的源码：在满足条件后，写锁会被获取，并更新状态。

       释放写锁的源码：确保写锁被正确释放，不会导致死锁。

       读锁的获取和释放过程类似，但更为复杂，因为它允许线程在持有写锁后获取读锁，然后在读写操作完成后释放锁。这种机制被称为锁降级，以提高并发性能。

张图解析ReentrantReadWriteLock源码

       今天，我们深入探讨ReentrantReadWriteLock源码，解析其内部结构与工作原理。文章分为多个部分，逐一剖析读写锁的创建、获取与释放过程。

       读写锁规范与实现

       ReentrantReadWriteLock（简称RRW）作为读写锁，其核心功能在于控制并发访问的读与写操作。为了规范读写锁的使用，RRW首先声明了ReadWriteLock接口，并通过ReadLock与WriteLock实现接口，确保读锁与写锁的正确操作。

       为了实现锁的基本功能，WriteLock与ReadLock都继承了Lock接口。这些类内部依赖于AQS（AbstractQueuedSynchronizer）抽象类，AQS为加锁和解锁过程提供了统一的模板函数，简化了锁实现的复杂性。

       核心组件与流程

       AQS提供了一套多线程访问共享资源的同步模板，包括tryAcquire、release等核心抽象函数。WriteLock与ReadLock通过继承Sync类，实现了AQS中的tryAcquire、release（写锁）和tryAcquireShared、tryReleaseShared（读锁）函数。

       Sync类在ReentrantReadWriteLock中扮演关键角色，它不仅实现了AQS的抽象函数，还通过位运算优化了读写锁状态的存储，减少了资源消耗。此外，Sync类还定义了HoldCounter与ThreadLocalHoldCounter，进一步管理锁的状态与操作。

       公平与非公平策略

       为了适应不同场景的需求，ReentrantReadWriteLock支持公平与非公平策略。通过Sync类的FairSync与NonfairSync子类，实现了读锁与写锁的阻塞控制。公平策略确保了线程按顺序获取锁，而非公平策略允许各线程独立竞争。

       全局图与细节解析

       文章最后，构建了一张全局图，清晰展示了ReentrantReadWriteLock的各个组件及其相互关系。通过深入细节，分别解释了读写锁的创建、获取与释放过程。以Lock接口的lock与unlock方法为主线，追踪了从Sync类出发的实现路径，包括tryAcquire、tryRelease等核心函数，以及它们在流程图中的表现。

       总结，ReentrantReadWriteLock通过继承AQS并扩展公平与非公平策略，实现了高效、灵活的读写锁功能。通过精心设计的Sync类及其相关组件，确保了多线程环境下的并发控制与资源访问优化。深入理解其内部实现，有助于在实际项目中更好地应用读写锁，提升并发性能与系统稳定性。

读写锁ReadWriteLock的实现原理

       理解读写锁的实现原理，首先明确几个关键概念。读写锁，顾名思义，可以同时支持读操作和写操作。读操作可以并行，而写操作则具有独占性。读写锁内部使用一个状态变量（如state）来表示锁的当前状态。

       读写锁提供了几个核心方法：getReadLockCount()、getReadHoldCount()、getWriteHoldCount()和isWriteLocked()。getReadLockCount()返回读锁的总数量，getReadHoldCount()表示当前线程持有读锁的次数，getWriteHoldCount()则为写锁的持有次数，isWriteLocked()判断当前锁是否处于写锁状态。

       实现原理源码分析：核心在于使用一个状态变量state来表示读写锁的状态。state的值可以是以下几种情况：0表示没有锁，1表示写锁，2表示读锁，3表示写锁与读锁同时存在。读锁和写锁之间存在兼容性，即写锁可以重入，读锁也同样可以重入。

       写锁的加锁操作，当尝试加锁时，检查state是否为0（无锁状态），如果是，则将state设置为1（写锁状态），并返回成功。如果state已为1或3，则说明已有写锁存在，无法再加写锁，直接返回失败。

       读锁的加锁操作，检查state是否为0（无锁状态）或2（已有读锁），如果是，则可成功加锁，将state设置为2（读锁状态），并返回成功。如果state为1（写锁状态）或3（写锁与读锁同时存在），则表示已有写锁存在，读锁无法加锁，返回失败。

       写锁与读锁的释放操作，都是将state设置回0，表示锁已经被释放。释放操作后，系统会自动检查是否有其他线程可以加锁。

       注意事项：在使用读写锁时，需要特别注意重入锁的情况。读锁和写锁都允许重入，即线程可以多次加锁，但在加锁前应先检查state，避免不必要的操作。

       总结：读写锁的实现主要通过状态变量来管理锁的状态，通过方法调用控制锁的加锁和释放。理解状态变量的含义和操作方法是关键。在实际应用中，正确使用读写锁可以显著提高并发程序的性能。

       ：深入学习Java并发编程，可以参考《Effective Java》、《Java Concurrency in Practice》等书籍，同时关注Java官方文档关于读写锁的说明。

Linux 内核 rcu(顺序) 锁实现原理与源码解析

       RCU 的全称是 Read-Copy-Update，代表读取-复制-更新，作为 Linux 内核提供的一种免锁机制，它在锁实现方案中独树一帜。在面对自旋锁、互斥锁、信号量、读写锁、req 顺序锁等常规锁结构时，RCU 提供了另一种思路，追求在无需阻塞操作的前提下实现高效并发。

       RCU 通过链表操作实现了读写分离。在读任务执行时，可以安全地读取链表中的节点。然而，若写任务在此期间修改或删除节点，则可能导致数据不一致问题。因此，RCU 采用先读取后复制、再更新的策略，实现无锁状态下的高效读取。这与 Copy-On-Write 技术相似，先复制一份数据，对副本进行修改，完成后将修改内容覆盖原数据，从而达到高效、无阻塞的操作。

       图中展示了链表操作的细节，每个节点包含数据字段和 next 指针字段。在读任务读取节点 B 时，写任务 N 执行删除操作，导致 next 指针指向错误的节点，从而引发业务异常。此时，若采用互斥锁，则能够保证数据一致性，但系统性能会受到一定程度的影响。读写锁和 seq 锁虽然在一定程度上改善了性能，但仍存在一定的问题，如写者饥饿状态或读者阻塞。

       RCU 的实现旨在避免以上问题，让读任务直接获取锁，无需像 seq 锁那样进行重试，也不像读写锁和互斥锁那样完全阻塞读操作。RCU 通过在读任务完成后再删除节点，实现先修改指针，保留副本，注册回调，等待读任务释放副本，最后删除副本的过程。这种机制使得读任务无需阻塞等待写任务，有效提高了系统性能。

       内核源码中，RCU 通过 `rcu_assign_pointer` 修改指针，`synchronize_kernel` 等待所有读任务完成，而读任务则通过 `rcu_read_lock`、`rcu_read_unlock` 和 `rcu_dereference` 来上锁、解锁和获取引用值。这种设计在一定程度上借鉴了垃圾回收机制，通过写者修改引用并保留副本，待所有读任务完成后删除副本，从而实现高效、并发的操作。在 `rcu_read_lock` 中，禁止抢占确保了所有读任务完成后才释放锁，开启抢占，这为读任务提供了宽限期，等待所有任务完成。

       总之，RCU 作为一种创新的锁实现机制，通过链表操作和读写分离策略，为 Linux 内核提供了一种高效、无阻塞的并发控制方式。其源码解析展示了如何通过内核函数实现读取-复制-更新的机制，以及如何通过宽限期确保数据一致性，从而在保证性能的同时，提供了一种优雅的并发控制解决方案。