iOS 锁的原理
本文主要介绍常见的锁,以及synchronized、NSLock、递归锁、条件锁的底层分析
锁
借鉴一张锁的性能数据对比图,如下所示
可以看出,图中锁的性能从高到底依次是:OSSpinLock(自旋锁) -> dispatch_semaphone(信号量) -> pthread_mutex(互斥锁) -> NSLock(互斥锁) -> NSCondition(条件锁) -> pthread_mutex(recursive 互斥递归锁) -> NSRecursiveLock(递归锁) -> NSConditionLock(条件锁) -> synchronized(互斥锁)
图中锁大致分为以下几类:
-
【1、
自旋锁】
:在自旋锁中,线程会反复检查变量是否可用
。由于线程这个过程中一直保持执行,所以是一种忙等待
。 一旦获取了自旋锁,线程就会一直保持该锁
,直到显式释放自旋锁。自旋锁避免了进程上下文的调度开销,因此对于线程只会阻塞很短时间的场合
是有效
的。对于iOS属性的修饰符atomic
,自带一把自旋锁-
OSSpinLock
-
atomic
-
-
【2、
互斥锁
】:互斥锁
是一种用于多线程编程
中,防止两条线程同时对同一公共资源(例如全局变量)进行读写的机制
,该目的是通过将代码切成一个个临界区
而达成-
@synchronized
-
NSLock
-
pthread_mutex
-
-
【3、
条件锁
】:条件锁
就是条件变量
,当进程的某些资源要求不满足
时就进入休眠
,即锁住了,当资源被分配到
了,条件锁打开
了,进程继续运行-
NSCondition
-
NSConditionLock
-
-
【4、
递归锁
】:递归锁就是同一个线程可以加锁N次而不会引发死锁
。递归锁是特殊的互斥锁
,即是带有递归性质的互斥锁
-
pthread_mutex(recursive)
-
NSRecursiveLock
-
-
【5、
信号量
】:信号量是一种更高级的同步机制
,互斥锁
可以说是semaphore在仅取值0/1时的特例
,信号量可以有更多的取值空间,用来实现更加复杂的同步
,而不单单是线程间互斥- dispatch_semaphore
-
【6、
读写锁
】:读写锁实际是一种特殊的自旋锁
。将对共享资源的访问分成读者
和写者
,读者
只对共享资源进行读访问
,写者
则需要对共享资源进行写操作
。这种锁相对于自旋锁而言,能提高并发性
-
一个读写锁同时只能有一个写者或者多个读者
,但不能既有读者又有写者,在读写锁保持期间也是抢占失效的 -
如果
读写锁当前没有读者,也没有写者
,那么写者可以立刻获得
读写锁,否则它必须自旋
在那里, 直到没有任何写者或读者。如果读写锁没有写者,那么读者可以立刻获得读写锁
-
其实基本的锁
就包括三类:自旋锁、互斥锁、读写锁
,其他的比如条件锁、递归锁、信号量
都是上层的封装和实现
。
1、OSSpinLock(自旋锁)
自从OSSpinLock
出现安全问题,在iOS10之后就被废弃了。自旋锁之所以不安全,是因为获取锁后,线程会一直处于忙等待
,造成了任务的优先级反转
。
其中的忙等待机制可能会造成高优先级任务一直running等待
,占用时间片,而低优先级的任务无法抢占时间片
,会造成一直不能完成,锁未释放的情况
在OSSpinLock
被弃用后,其替代方案是内部封装了os_unfair_lock
,而os_unfair_lock
在加锁时会处于休眠状态
,而不是自旋锁的忙等状态
2、atomic(原子锁)
atomic
适用于OC中属性的修饰符,其自带一把自旋锁,但是这个一般基本不使用,都是使用的nonatomic
在前面的文章中,我们提及setter
方法会根据修饰符调用不同方法,其中最后会统一调用reallySetProperty
方法,其中就有atomic
和非atomic
的操作
static inline void reallySetProperty(id self, SEL _cmd, id newValue, ptrdiff_t offset, bool atomic, bool copy, bool mutableCopy)
{
...
id *slot = (id*) ((char*)self + offset);
...
if (!atomic) {//未加锁
oldValue = *slot;
*slot = newValue;
} else {//加锁
spinlock_t& slotlock = PropertyLocks[slot];
slotlock.lock();
oldValue = *slot;
*slot = newValue;
slotlock.unlock();
}
...
}
从源码中可以看出,对于atomic
修饰的属性,进行了spinlock_t
加锁处理,但是在前文中提到OSSpinLock
已经废弃了,这里的spinlock_t
在底层是通过os_unfair_lock
替代了OSSpinLock
实现的加锁。同时为了防止哈希冲突
,还是用了加盐
操作
using spinlock_t = mutex_tt<LOCKDEBUG>;
class mutex_tt : nocopy_t {
os_unfair_lock mLock;
...
}
getter
方法中对atomic的处理,同setter是大致相同的
id objc_getProperty(id self, SEL _cmd, ptrdiff_t offset, BOOL atomic) {
if (offset == 0) {
return object_getClass(self);
}
// Retain release world
id *slot = (id*) ((char*)self + offset);
if (!atomic) return *slot;
// Atomic retain release world
spinlock_t& slotlock = PropertyLocks[slot];
slotlock.lock();//加锁
id value = objc_retain(*slot);
slotlock.unlock();//解锁
// for performance, we (safely) issue the autorelease OUTSIDE of the spinlock.
return objc_autoreleaseReturnValue(value);
}
3、synchronized(互斥递归锁)
-
开启汇编调试,发现
@synchronized
在执行过程中,会走底层的objc_sync_enter
和objc_sync_exit
方法
也可以通过clang
,查看底层编译代码
通过对objc_sync_enter
方法符号断点,查看底层所在的源码库,通过断点发现在objc源码中,即libobjc.A.dylib
objc_sync_enter & objc_sync_exit 分析
- 进入
objc_sync_enter
源码实现- 如果obj存在,则通过
id2data
方法获取相应的SyncData
,对threadCount、lockCount
进行递增
操作 - 如果obj不存在,则调用
objc_sync_nil
,通过符号断点得知,这个方法里面什么都没做,直接return了
- 如果obj存在,则通过
int objc_sync_enter(id obj)
{
int result = OBJC_SYNC_SUCCESS;
if (obj) {//传入不为nil
SyncData* data = id2data(obj, ACQUIRE);//重点
ASSERT(data);
data->mutex.lock();//加锁
} else {//传入nil
// @synchronized(nil) does nothing
if (DebugNilSync) {
_objc_inform("NIL SYNC DEBUG: @synchronized(nil); set a breakpoint on objc_sync_nil to debug");
}
objc_sync_nil();
}
return result;
}
- 进入
objc_sync_exit
源码实现- 如果obj存在,则调用
id2data
方法获取对应的SyncData,对threadCount、lockCount
进行递减
操作 - 如果obj为
nil
,什么也不做
- 如果obj存在,则调用
// End synchronizing on 'obj'. 结束对“ obj”的同步
// Returns OBJC_SYNC_SUCCESS or OBJC_SYNC_NOT_OWNING_THREAD_ERROR
int objc_sync_exit(id obj)
{
int result = OBJC_SYNC_SUCCESS;
if (obj) {//obj不为nil
SyncData* data = id2data(obj, RELEASE);
if (!data) {
result = OBJC_SYNC_NOT_OWNING_THREAD_ERROR;
} else {
bool okay = data->mutex.tryUnlock();//解锁
if (!okay) {
result = OBJC_SYNC_NOT_OWNING_THREAD_ERROR;
}
}
} else {//obj为nil时,什么也不做
// @synchronized(nil) does nothing
}
return result;
}
通过上面两个实现逻辑的对比,发现它们有一个共同点,在obj存在时,都会通过id2data
方法,获取SyncData
- 进入
SyncData
的定义,是一个结构体
,主要用来表示一个线程data
,类似于链表结构
,有next指向,且封装了recursive_mutex_t
属性,可以确认@synchronized
确实是一个递归互斥锁
typedef struct alignas(CacheLineSize) SyncData {
struct SyncData* nextData;//类似链表结构
DisguisedPtr<objc_object> object;
int32_t threadCount; // number of THREADS using this block
recursive_mutex_t mutex;//递归锁
} SyncData;
- 进入
SyncCache
的定义,也是一个结构体,用于存储线程,其中list[0]
表示当前线程的链表data
,主要用于存储SyncData
和lockCount
typedef struct {
SyncData *data;
unsigned int lockCount; // number of times THIS THREAD locked this block
} SyncCacheItem;
typedef struct SyncCache {
unsigned int allocated;
unsigned int used;
SyncCacheItem list[0];
} SyncCache;
id2data 分析
- 进入
id2data
源码,从上面的分析,可以看出,这个方法是加锁和解锁
都复用的方法
static SyncData* id2data(id object, enum usage why)
{
spinlock_t *lockp = &LOCK_FOR_OBJ(object);
SyncData **listp = &LIST_FOR_OBJ(object);
SyncData* result = NULL;
#if SUPPORT_DIRECT_THREAD_KEYS //tls(Thread Local Storage,本地局部的线程缓存)
// Check per-thread single-entry fast cache for matching object
bool fastCacheOccupied = NO;
//通过KVC方式对线程进行获取 线程绑定的data
SyncData *data = (SyncData *)tls_get_direct(SYNC_DATA_DIRECT_KEY);
//如果线程缓存中有data,执行if流程
if (data) {
fastCacheOccupied = YES;
//如果在线程空间找到了data
if (data->object == object) {
// Found a match in fast cache.
uintptr_t lockCount;
result = data;
//通过KVC获取lockCount,lockCount用来记录 被锁了几次,即 该锁可嵌套
lockCount = (uintptr_t)tls_get_direct(SYNC_COUNT_DIRECT_KEY);
if (result->threadCount <= 0 || lockCount <= 0) {
_objc_fatal("id2data fastcache is buggy");
}
switch(why) {
case ACQUIRE: {
//objc_sync_enter走这里,传入的是ACQUIRE -- 获取
lockCount++;//通过lockCount判断被锁了几次,即表示 可重入(递归锁如果可重入,会死锁)
tls_set_direct(SYNC_COUNT_DIRECT_KEY, (void*)lockCount);//设置
break;
}
case RELEASE:
//objc_sync_exit走这里,传入的why是RELEASE -- 释放
lockCount--;
tls_set_direct(SYNC_COUNT_DIRECT_KEY, (void*)lockCount);
if (lockCount == 0) {
// remove from fast cache
tls_set_direct(SYNC_DATA_DIRECT_KEY, NULL);
// atomic because may collide with concurrent ACQUIRE
OSAtomicDecrement32Barrier(&result->threadCount);
}
break;
case CHECK:
// do nothing
break;
}
return result;
}
}
#endif
// Check per-thread cache of already-owned locks for matching object
SyncCache *cache = fetch_cache(NO);//判断缓存中是否有该线程
//如果cache中有,方式与线程缓存一致
if (cache) {
unsigned int i;
for (i = 0; i < cache->used; i++) {//遍历总表
SyncCacheItem *item = &cache->list[i];
if (item->data->object != object) continue;
// Found a match.
result = item->data;
if (result->threadCount <= 0 || item->lockCount <= 0) {
_objc_fatal("id2data cache is buggy");
}
switch(why) {
case ACQUIRE://加锁
item->lockCount++;
break;
case RELEASE://解锁
item->lockCount--;
if (item->lockCount == 0) {
// remove from per-thread cache 从cache中清除使用标记
cache->list[i] = cache->list[--cache->used];
// atomic because may collide with concurrent ACQUIRE
OSAtomicDecrement32Barrier(&result->threadCount);
}
break;
case CHECK:
// do nothing
break;
}
return result;
}
}
// Thread cache didn't find anything.
// Walk in-use list looking for matching object
// Spinlock prevents multiple threads from creating multiple
// locks for the same new object.
// We could keep the nodes in some hash table if we find that there are
// more than 20 or so distinct locks active, but we don't do that now.
//第一次进来,所有缓存都找不到
lockp->lock();
{
SyncData* p;
SyncData* firstUnused = NULL;
for (p = *listp; p != NULL; p = p->nextData) {//cache中已经找到
if ( p->object == object ) {//如果不等于空,且与object相似
result = p;//赋值
// atomic because may collide with concurrent RELEASE
OSAtomicIncrement32Barrier(&result->threadCount);//对threadCount进行++
goto done;
}
if ( (firstUnused == NULL) && (p->threadCount == 0) )
firstUnused = p;
}
// no SyncData currently associated with object 没有与当前对象关联的SyncData
if ( (why == RELEASE) || (why == CHECK) )
goto done;
// an unused one was found, use it 第一次进来,没有找到
if ( firstUnused != NULL ) {
result = firstUnused;
result->object = (objc_object *)object;
result->threadCount = 1;
goto done;
}
}
// Allocate a new SyncData and add to list.
// XXX allocating memory with a global lock held is bad practice,
// might be worth releasing the lock, allocating, and searching again.
// But since we never free these guys we won't be stuck in allocation very often.
posix_memalign((void **)&result, alignof(SyncData), sizeof(SyncData));//创建赋值
result->object = (objc_object *)object;
result->threadCount = 1;
new (&result->mutex) recursive_mutex_t(fork_unsafe_lock);
result->nextData = *listp;
*listp = result;
done:
lockp->unlock();
if (result) {
// Only new ACQUIRE should get here.
// All RELEASE and CHECK and recursive ACQUIRE are
// handled by the per-thread caches above.
if (why == RELEASE) {
// Probably some thread is incorrectly exiting
// while the object is held by another thread.
return nil;
}
if (why != ACQUIRE) _objc_fatal("id2data is buggy");
if (result->object != object) _objc_fatal("id2data is buggy");
#if SUPPORT_DIRECT_THREAD_KEYS
if (!fastCacheOccupied) { //判断是否支持栈存缓存,支持则通过KVC形式赋值 存入tls
// Save in fast thread cache
tls_set_direct(SYNC_DATA_DIRECT_KEY, result);
tls_set_direct(SYNC_COUNT_DIRECT_KEY, (void*)1);//lockCount = 1
} else
#endif
{
// Save in thread cache 缓存中存一份
if (!cache) cache = fetch_cache(YES);//第一次存储时,对线程进行了绑定
cache->list[cache->used].data = result;
cache->list[cache->used].lockCount = 1;
cache->used++;
}
}
return result;
}
-
【第一步】首先在
tls
即线程缓存
中查找。-
在
tls_get_direct
方法中以线程为key
,通过KVC
的方式获取与之绑定的SyncData
,即线程data。其中的tls
(),表示本地局部的线程缓存
, -
判断获取的data是否存在,以及判断data中是否能找到对应的
object
-
如果都找到了,在
tls_get_direct
方法中以KVC的方式获取lockCount
,用来记录对象被锁了几次
(即锁的嵌套次数) -
如果data中的
threadCount
小于等于0,或者lockCount
小于等于0时,则直接崩溃 -
通过传入的
why
,判断是操作类型-
如果是
ACQUIRE
,表示加锁,则进行lockCount++
,并保存到tls缓存 -
如果是
RELEASE
,表示释放,则进行lockCount--
,并保存到tls缓存。如果lockCount
等于0
,从tls中移除
线程data -
如果是
CHECK
,则什么也不做
-
-
-
【第二步】如果tls中没有,则在
cache缓存
中查找-
通过
fetch_cache
方法查找cache缓存中是否有线程 -
如果有,则遍历
cache总表
,读取出线程对应的SyncCacheItem
-
从
SyncCacheItem
中取出data
,然后后续步骤与tls的匹配是一致的
-
-
【第三步】如果cache中也没有,即
第一次进来
,则创建SyncData
,并存储到相应缓存中- 如果在cache中找到线程,且与object相等,则进行
赋值
、以及threadCount++
- 如果在cache中没有找到,则
threadCount
等于1
- 如果在cache中找到线程,且与object相等,则进行
所以在id2data
方法中,主要分为三种情况
-
【第一次进来,没有锁】:
-
threadCount = 1
-
lockCount = 1
-
存储到
tls
-
-
【不是第一次进来,且是同一个线程】
-
tls中有数据,则
lockCount++
-
存储到
tls
-
-
【不是第一次进来,且是不同线程】
-
全局线程空间
进行查找线程 -
threadCount++
-
lockCount++
-
存储到
cache
-
tls和cache表结构
针对tls和cache缓存,底层的表结构如下所示
-
哈希表
结构中通过SyncList
结构来组装多线程
的情况 -
SyncData
通过链表
的形式组装当前可重入
的情况 -
下层通过
tls线程缓存、cache缓存
来进行处理
-
底层主要有两个东西:
lockCount、threadCount
,解决了递归互斥锁,解决了嵌套可重入
@synchronized 坑点
下面代码这样写,会有什么问题?
- (void)cjl_testSync{
_testArray = [NSMutableArray array];
for (int i = 0; i < 200000; i++) {
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
@synchronized (self.testArray) {
self.testArray = [NSMutableArray array];
}
});
}
}
运行结果发现,运行就崩溃
崩溃的主要原因是testArray
在某一瞬间变成了nil,从@synchronized底层流程知道,如果加锁的对象成了nil
,是锁不住的,相当于下面这种情况,block内部不停的retain、release,会在某一瞬间上一个还未release,下一个已经准备release,这样会导致野指针的产生
_testArray = [NSMutableArray array];
for (int i = 0; i < 200000; i++) {
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
_testArray = [NSMutableArray array];
});
}
可以根据上面的代码,打开edit scheme -> run -> Diagnostics
中勾选Zombie Objects
,来查看是否是僵尸对象,结果如下所示
我们一般使用@synchronized (self)
,主要是因为_testArray
的持有者是self
注意:野指针 vs 过渡释放
-
野指针
:是指由于过渡释放产生的指针还在进行操作 -
过渡释放
:每次都会retain 和 release
总结
-
@synchronized
在底层封装的是一把递归互斥锁
-
@synchronized
的可重入,即可嵌套
,主要是由于lockCount
和threadCount
的搭配 -
@synchronized
使用链表
的原因是链表方便下一个data的插入
, -
但是由于底层中
链表查询、缓存的查找以及递归
,是非常耗内存
以及性能
的,导致性能低
,所以在前文中,该锁的排名在最后 -
但是目前该锁的使用频率仍然很高,主要是因为
方便简单
,且不用解锁 -
不能使用
非OC对象
作为加锁对象,因为其object
的参数为引用类型 -
@synchronized (self)
这种适用于嵌套次数较少
的场景。这里锁住的对象也并不永远是self
,这里需要读者注意 -
如果锁嵌套次数较多,即
锁self过多
,会导致底层的查找非常麻烦,因为其底层是链表进行查找,所以会相对比较麻烦,所以此时可以使用NSLock、信号量
等
4、NSLock
NSLock
是对下层pthread_mutex的封装
,使用如下
NSLock *lock = [[NSLock alloc] init];
[lock lock];
[lock unlock];
直接进入NSLock
定义查看,其遵循了NSLocking
协议,下面来探索NSLock的底层实现
NSLock 底层分析
-
通过加符号断点
lock
分析,发现其源码在Foundation
框架中 -
由于OC的
Foundation
框架不开源,所以这里借助Swift
的开源框架Foundation
来 分析NSLock的底层实现,其原理与OC是大致相同的通过源码实现可以看出,底层是通过
pthread_mutex
互斥锁实现的。并且在init方法中,还做了一些其他操作,所以在使用NSLock时需要使用init初始化
回到前文的性能图中,可以看出NSLock
的性能仅次于 pthread_mutex
(互斥锁),非常接近
使用弊端
请问下面block嵌套block的代码中,会有什么问题?
for (int i= 0; i<100; i++) {
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
static void (^testMethod)(int);
testMethod = ^(int value){
if (value > 0) {
NSLog(@"current value = %d",value);
testMethod(value - 1);
}
};
testMethod(10);
});
}
-
在未加锁之前,其中的current=9、10有很多条,导致数据混乱,主要原因是多线程导致的
-
如果像下面这样加锁,会有什么问题?
NSLock *lock = [[NSLock alloc] init];
for (int i= 0; i<100; i++) {
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
static void (^testMethod)(int);
testMethod = ^(int value){
[lock lock];
if (value > 0) {
NSLog(@"current value = %d",value);
testMethod(value - 1);
}
};
testMethod(10);
[lock unlock];
});
}
其运行结果如下
会出现一直等待的情况,主要是因为嵌套使用的递归
,使用NSLock(简单的互斥锁,如果没有回来,会一直睡觉等待)
,即会存在一直加lock,等不到unlock 的堵塞情况
所以,针对这种情况,可以使用以下方式解决
- 使用
@synchronized
for (int i= 0; i<100; i++) {
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
static void (^testMethod)(int);
testMethod = ^(int value){
@synchronized (self) {
if (value > 0) {
NSLog(@"current value = %d",value);
testMethod(value - 1);
}
}
};
testMethod(10);
});
}
- 使用递归锁
NSRecursiveLock
NSRecursiveLock *recursiveLock = [[NSRecursiveLock alloc] init];
for (int i= 0; i<100; i++) {
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
static void (^testMethod)(int);
[recursiveLock lock];
testMethod = ^(int value){
if (value > 0) {
NSLog(@"current value = %d",value);
testMethod(value - 1);
}
[recursiveLock unlock];
};
testMethod(10);
});
}
pthread_mutex
pthread_mutex
就是互斥锁本身,当锁被占用,其他线程申请锁时,不会一直忙等待,而是阻塞线程并睡眠
使用
// 导入头文件
#import <pthread.h>
// 全局声明互斥锁
pthread_mutex_t _lock;
// 初始化互斥锁
pthread_mutex_init(&_lock, NULL);
// 加锁
pthread_mutex_lock(&_lock);
// 这里做需要线程安全操作
// 解锁
pthread_mutex_unlock(&_lock);
// 释放锁
pthread_mutex_destroy(&_lock);
6、NSRecursiveLock
NSRecursiveLock
在底层也是对pthread_mutex的封装
,可以通过swift
的Foundation
源码查看
对比NSLock
和 NSRecursiveLock
,其底层实现几乎一模一样,区别在于init时,NSRecursiveLock
有一个标识PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE
,而NSLock
是默认的
递归锁
主要是用于解决一种嵌套形式
,其中循环嵌套居多
7、NSCondition
NSCondition
是一个条件锁
,在日常开发中使用较少,与信号量有点相似:线程需要满足条件才会往下走,否则会堵塞等待,直到条件满足。经典模型是生产消费者模型
NSCondition的对象
实际上作为一个锁
和 一个线程检查器
-
锁
主要 为了当检测条件时保护数据源,执行条件引发的任务
-
线程检查器
主要是根据条件决定是否继续运行线程
,即线程是否被阻塞
使用
//初始化
NSCondition *condition = [[NSCondition alloc] init]
//一般用于多线程同时访问、修改同一个数据源,保证在同一 时间内数据源只被访问、修改一次,其他线程的命令需要在lock 外等待,只到 unlock ,才可访问
[condition lock];
//与lock 同时使用
[condition unlock];
//让当前线程处于等待状态
[condition wait];
//CPU发信号告诉线程不用在等待,可以继续执行
[condition signal];
底层分析
通过swift的Foundation源码查看NSCondition
的底层实现
open class NSCondition: NSObject, NSLocking {
internal var mutex = _MutexPointer.allocate(capacity: 1)
internal var cond = _ConditionVariablePointer.allocate(capacity: 1)
//初始化
public override init() {
pthread_mutex_init(mutex, nil)
pthread_cond_init(cond, nil)
}
//析构
deinit {
pthread_mutex_destroy(mutex)
pthread_cond_destroy(cond)
mutex.deinitialize(count: 1)
cond.deinitialize(count: 1)
mutex.deallocate()
cond.deallocate()
}
//加锁
open func lock() {
pthread_mutex_lock(mutex)
}
//解锁
open func unlock() {
pthread_mutex_unlock(mutex)
}
//等待
open func wait() {
pthread_cond_wait(cond, mutex)
}
//等待
open func wait(until limit: Date) -> Bool {
guard var timeout = timeSpecFrom(date: limit) else {
return false
}
return pthread_cond_timedwait(cond, mutex, &timeout) == 0
}
//信号,表示等待的可以执行了
open func signal() {
pthread_cond_signal(cond)
}
//广播
open func broadcast() {
// 汇编分析 - 猜 (多看多玩)
pthread_cond_broadcast(cond) // wait signal
}
open var name: String?
}
其底层也是对下层pthread_mutex
的封装
-
NSCondition
是对mutex
和cond
的一种封装(cond就是用于访问和操作特定类型数据的指针) -
wait
操作会阻塞线程
,使其进入休眠状态
,直至超时 -
signal
操作是唤醒
一个正在休眠等待的线程 -
broadcast
会唤醒所有正在等待的线程
8、NSConditionLock
NSConditionLock
是条件锁,一旦一个线程获得锁,其他线程一定等待
相比NSConditionLock
而言,NSCondition
使用比较麻烦,所以推荐使用NSConditionLock
,其使用如下
//初始化
NSConditionLock *conditionLock = [[NSConditionLock alloc] initWithCondition:2];
//表示 conditionLock 期待获得锁,如果没有其他线程获得锁(不需要判断内部的 condition) 那它能执行此行以下代码,如果已经有其他线程获得锁(可能是条件锁,或者无条件 锁),则等待,直至其他线程解锁
[conditionLock lock];
//表示如果没有其他线程获得该锁,但是该锁内部的 condition不等于A条件,它依然不能获得锁,仍然等待。如果内部的condition等于A条件,并且 没有其他线程获得该锁,则进入代码区,同时设置它获得该锁,其他任何线程都将等待它代码的 完成,直至它解锁。
[conditionLock lockWhenCondition:A条件];
//表示释放锁,同时把内部的condition设置为A条件
[conditionLock unlockWithCondition:A条件];
// 表示如果被锁定(没获得 锁),并超过该时间则不再阻塞线程。但是注意:返回的值是NO,它没有改变锁的状态,这个函 数的目的在于可以实现两种状态下的处理
return = [conditionLock lockWhenCondition:A条件 beforeDate:A时间];
//其中所谓的condition就是整数,内部通过整数比较条件
NSConditionLock
,其本质就是NSCondition + Lock
,以下是其swift的底层实现,
open class NSConditionLock : NSObject, NSLocking {
internal var _cond = NSCondition()
internal var _value: Int
internal var _thread: _swift_CFThreadRef?
public convenience override init() {
self.init(condition: 0)
}
public init(condition: Int) {
_value = condition
}
open func lock() {
let _ = lock(before: Date.distantFuture)
}
open func unlock() {
_cond.lock()
_thread = nil
_cond.broadcast()
_cond.unlock()
}
open var condition: Int {
return _value
}
open func lock(whenCondition condition: Int) {
let _ = lock(whenCondition: condition, before: Date.distantFuture)
}
open func `try`() -> Bool {
return lock(before: Date.distantPast)
}
open func tryLock(whenCondition condition: Int) -> Bool {
return lock(whenCondition: condition, before: Date.distantPast)
}
open func unlock(withCondition condition: Int) {
_cond.lock()
_thread = nil
_value = condition
_cond.broadcast()
_cond.unlock()
}
open func lock(before limit: Date) -> Bool {
_cond.lock()
while _thread != nil {
if !_cond.wait(until: limit) {
_cond.unlock()
return false
}
}
_thread = pthread_self()
_cond.unlock()
return true
}
open func lock(whenCondition condition: Int, before limit: Date) -> Bool {
_cond.lock()
while _thread != nil || _value != condition {
if !_cond.wait(until: limit) {
_cond.unlock()
return false
}
}
_thread = pthread_self()
_cond.unlock()
return true
}
open var name: String?
}
通过源码可以看出
-
NSConditionLock
是NSCondition
的封装 -
NSConditionLock
可以设置锁条件
,即condition值,而NSCondition
只是信号的通知
调试验证
以下面代码为例,调试NSConditionLock
底层流程
- (void)cjl_testConditonLock{
// 信号量
NSConditionLock *conditionLock = [[NSConditionLock alloc] initWithCondition:2];
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(DISPATCH_QUEUE_PRIORITY_HIGH, 0), ^{
[conditionLock lockWhenCondition:1]; // conditoion = 1 内部 Condition 匹配
// -[NSConditionLock lockWhenCondition: beforeDate:]
NSLog(@"线程 1");
[conditionLock unlockWithCondition:0];
});
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(DISPATCH_QUEUE_PRIORITY_LOW, 0), ^{
[conditionLock lockWhenCondition:2];
sleep(0.1);
NSLog(@"线程 2");
// self.myLock.value = 1;
[conditionLock unlockWithCondition:1]; // _value = 2 -> 1
});
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
[conditionLock lock];
NSLog(@"线程 3");
[conditionLock unlock];
});
}
-
在
conditionLock
部分打上响应断点,运行(需要在真机
上运行:模拟器上运行的是Intel指令,而真机上运行的是arm指令) -
断住,开启汇编调试
-
register read
读取寄存器,其中x0
是接收者self
,x1
是cmd
-
在
objc_msgSend
处加断点,再次读寄存器 x0 --register read x0
,此时执行到了[conditionLock lockWhenCondition:2];
-
读x1,即
register read x1
,然后发现读不出来,因为x1存储的是sel
,并不是对象类型,可以通过进行强转为SEL
读取 -
加符号断点
-[NSConditionLock lockWhenCondition:]、-[NSConditionLock lockWhenCondition:beforeDate:]
,然后查看bl、b等跳转 -
读取寄存器 x0、x2是当前的
imagelockWhenCondition:beforeDate:
的参数,实际走的是[conditionLock lockWhenCondition:1];
-
通过汇编可知,
x2
移动到了x21
到这里后,我们调试的目的主要有两个:
NSCondition + lock
以及condition与value的值匹配
NSCondition + lock验证
-
继续执行,在bl处断住,读取寄存器
x0
,此时是跳转至NSCondition
-
读取 x1,即
po (SEL)0x00000001c746e484
所以可以验证NSConditionLock
在底层调用的是NSCondition
的lock
方法
condition与value的值匹配
-
继续执行,跳到
ldr
,即通过一个方法,拿到了 condition 2 的属性值,存储到x8
中-
register read x19
-
po (SEL)0x0000000283d0d220 -- x19的地址+0x10
-
register read x8,此时的x8中存储的是 2
cmp x8, x21
,意思是将 x8和 x21匹配,即 2 和 1匹配,并不匹配
第二次来到cmp x8, x21
,此时的x8、x21 是匹配的 ,即[conditionLock lockWhenCondition:2];
-
此时是x8 和 x21 是匹配的,通过断点也可以体现
demo分析汇总
-
线程 1
调用[NSConditionLock lockWhenCondition:]
,此时此刻因为不满足当前条件,所以会进入 waiting 状态
,当前进入到 waiting 时,会释放当前的互斥锁。 -
此时当前的
线程 3 调用[NSConditionLock lock:]
,本质上是调用 [NSConditionLock lockBeforeDate:],这里不需要比对条件值
,所以线程 3 会打印 -
接下来
线程 2 执行[NSConditionLock lockWhenCondition:],
因为满足条件值
,所以线程2 会打印,打印完成后会调用[NSConditionLock unlockWithCondition:],这个时候将value 设置为 1
,并发送 boradcast
, 此时线程 1 接收到当前的信号,唤醒执行并打印。 -
自此当前打印为
线程 3->线程 2 -> 线程 1
-
[NSConditionLock lockWhenCondition:];
这里会根据传入的condition 值和 Value 值进行对比
,如果不相等
,这里就会阻塞
,进入线程池,否则的话就继续代码执行[NSConditionLock unlockWithCondition:]: 这里会先更改当前的 value 值
,然后进行广播
,唤醒当前的线程
性能总结
-
OSSpinLock自旋锁
由于安全性问题,在iOS10之后已经被废弃,其底层的实现用os_unfair_lock
替代-
使用
OSSpinLock
及所示,会处于忙等待状态
-
而
os_unfair_lock
是处于休眠状态
-
-
atomic原子锁
自带一把自旋锁,只能保证setter、getter
时的线程安全,在日常开发中使用更多的还是nonatomic
修饰属性-
atomic
:当属性在调用setter、getter
方法时,会加上自旋锁osspinlock
,用于保证同一时刻只能有一个线程调用属性的读或写,避免了属性读写不同步的问题
。由于是底层编译器自动生成的互斥锁代码,会导致效率相对较低 -
nonatomic
:当属性在调用setter、getter方法时,不会加上自旋锁,即线程不安全
。由于编译器不会自动生成互斥锁代码,可以提高效率
-
-
@synchronized
在底层维护了一个哈希表
进行线程data的存储,通过链表
表示可重入
(即嵌套)的特性,虽然性能较低,但由于简单好用,使用频率很高 -
NSLock
、NSRecursiveLock
底层是对pthread_mutex
的封装 -
NSCondition
和NSConditionLock
是条件锁,底层都是对pthread_mutex
的封装,当满足某一个条件时才能进行操作,和信号量dispatch_semaphore
类似
锁的使用场景
-
如果只是
简单
的使用,例如涉及线程安全,使用NSLock
即可 -
在
循环嵌套
中,如果对递归锁掌握的很好,则建议使用递归锁
,因为性能好 -
如果是
循环嵌套
,并且还有多线程影响
时,例如有等待、死锁现象时,建议使用@synchronized
(因为在synchronized
中无论怎么重入,都没有关系,而NSRecursiveLock
可能会出现崩溃现象)