公平锁和非公平锁的区别？

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‍面试官：请你说说公正锁和非公正锁的区别?

我：好的面试官。

锁的完成本质上都对应着一个进口的等候行列。如果一个线程没有取得锁，就会进入等候行列，当有线程开释锁的时分，就需求从等候行列中唤醒一个等候的线程，如果是公正锁，唤醒的战略便是谁等候的时刻长，就唤醒谁，也就意味着谁就能抢占到锁资源。如果对错公正锁，则不供给这个公正确保，有可能等候时刻短的反而被优先唤醒。

公正锁

公正锁：多个线程依照申请锁的次序去取得锁，线程会按次序进入行列，永远是行列第一位先取得锁。

• 长处：一切的线程都能得到资源，不会饿死在行列中。
• 缺陷：吞吐量会下降很多，行列里面处理第一个线程，其他线程都会被堵塞，cpu唤醒堵塞线程的开支会很大。

非公正锁

非公正锁：多个线程去获取锁的时分，会直接去尝试获取，获取不到，再去进入等候行列，如果能获取到，就直接获取到锁。

• 长处：削减cpu唤醒线程的开支，全体的吞吐率会提高，cpu不用唤醒一切线程，会削减唤醒的线程数，大大降低了线程上下文切换带来的时刻损耗。
• 缺陷：可能会导致行列中的线程一向长期获取不到锁，导致线程饿死。

✔测验统计发现：10个线程，每个线程获取100000次锁，经过vmstat统计测验运行时体系线程上下文切换的耗时，发现公正锁和非公正锁对比，总耗时是其94.3倍，总切换次数是其133倍，可以看出，公正性锁确保了锁的获取依照FIFO原则，而代价是进行大量的线程切换；非公正是尽管可能形成线饥饿，但极少的线程切换，确保体系更大的吞吐率。

ReentrantLock 中就有公正锁和非公正锁的完成。默许是选用非公正锁的战略来完成锁的竞赛逻辑，它内部是运用AQS来完成所资源的竞赛，没有竞赛到锁资源的线程，会加入到AQS的同步行列里，这个行列是一个FIFO的双向链表。

考虑一下：ReentrantLock 到底是如何完成锁的公正性和非公正性的呢?

下面一起探究ReentrantLock的国际，剖析它的完成原理：

首要先从Sync类说起，Sync类是ReentrantLock的一个内部类，它承继了AbstractQueuedSynchronizer，咱们在履行锁的大部分操作，都是基于Sync自身去完成的。

AbstractQueuedSynchronizer也便是咱们常说的AQS，叫做 抽象行列同步器，它也是ReentrantLock加锁开释锁的中心，该类供给了同步的中心完成，首要涵盖了以下几要素：

• AQS内部保护了一个volatile润饰的同享变量，state首要用来符号锁的状况。
• AQS经过自定义Node节点来保护一个行列，完成资源获取线程的排队工作。
• AQS经过park和unParkSuccessor方法来完成堵塞和唤醒线程。
• AQS内部的compareAndSetState方法确保了锁状况设置的原子性。

AQS同步器的中心接口

// 获取当时同步状况
int getState();
// 设置当时同步状况
void setState(int newState);
// 运用CAS设置当时状况，该方法能够确保状况设置的原子性
boolean compareAndSetState(int expect, int update);
// 独占式获取锁
boolean tryAcquire(int arg);
// 独独占式开释锁
boolean tryRelease(int arg);
// 同享式获取锁
void doAcquireShared(int arg);
// 同享式开释锁
boolean tryReleaseShared(int arg);

下面剖析一下AQS的源码，看看它究竟是如何完成同步以及线程的堵塞和唤醒的：

/**
 * AQS的内部内Node节点类
 */
static final class Node {
    // 同享节点
    static final Node SHARED = new Node();
    // 排他节点
    static final Node EXCLUSIVE = null;
    // waitStatus=1，表明线程已取消
    static final int CANCELLED =  1;
    // waitStatus=-1，表明后继线程需求解停
    static final int SIGNAL    = -1;
    // waitStatus=-2，表明线程正在等候状况
    static final int CONDITION = -2;
    // waitStatus=-3，表明下一个被获取目标应该是无条件传达
    static final int PROPAGATE = -3;
    // 等候状况
    volatile int waitStatus;
    // 当时节点的前任节点
    volatile Node prev;
    // 当时节点的后继节点
    volatile Node next;
    // 使该节点进入行列的线程。结构时初始化，运用后为空
    volatile Thread thread;
}

默许ReentrantLock选用的对错公正锁完成，下面来剖析一次ReebtrantLock加锁的过程吧，全体的过程描述如下：

• 当线程拜访时，先判别state所符号值是否为0；
• 发现state标识为0，接着将state的值经过compareAndSetState()方法修正为1；
• 设置当时具有独占拜访权的线程为自己当时线程；
• 其他线程再次拜访，也是一上来先去判别了一下state状况，发现是1，天然CAS失利了，只能乖乖进入等候行列。

这时分线程B恳求过来了，同样也是先判别state状况，发现是1，那么CAS失利，只能进入等候行列里等候。

经过一段时刻，线程A拜访资源结束，预备开释锁，修正state状况为0，预备去唤醒B线程。

谁知道，这时分线程C也过来了，他也来抢占锁资源，发现state为0，线程C决断CAS成功，抢占了锁资源，还修正当时线程为自己。

此刻线程B被A唤醒预备去获取锁，发现state已经是1了，锁资源已经被抢占，结果线程B又只能默默回去等等行列持续等候了，真倒霉~

诺以上便是ReentrantLock非公正锁的完成了，依照这样的话，线程B可能一向长期无法获取到锁资源，可是，这样的非公正性规划，长处便是削减了线程切换等候时刻，提高体系的吞吐量。

总结

ReentrantLock默许选用了非公正锁战略来完成锁的竞赛逻辑。它内部运用了AQS同步器来完成锁资源的竞赛，没有竞赛到锁的线程，会加入到AQS的同步行列里等候，实际上，ReentrantLock和Synchronized默许都对错公正锁，之所以如此规划，首要是为了削减像公正锁那样去堵塞等候带来的时刻消耗，大大提高体系的功能。

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