详解AbstractQueuedSynchronizer.md

简介

AbstractQueuedSynchronizer 是 Doug Lea 大师创作的用来构建锁或者其他同步组件的基础框架类。J.U.C 中许多锁和并发工具类的核心实现都依赖于 AQS，如：ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、Semaphore、CountDownLatch 等。

AQS 的源码中 方法很多，但主要做了三件事情：

1. 管理 同步状态；
2. 维护 同步队列；
3. 阻塞和唤醒 线程。

另外，从行为上来区分就是 获取锁 和 释放锁，从模式上来区分就是 独占锁 和 共享锁。

实现原理

AQS 内部维护了一个 FIFO 队列来管理锁。线程首先会尝试获取锁，如果失败，则将当前线程以及等待状态等信息包成一个 Node 节点放入同步队列阻塞起来，当持有锁的线程释放锁时，就会唤醒队列中的后继线程。

获取锁的伪代码

while (不满足获取锁的条件) { 把当前线程包装成节点插入同步队列 if (需要阻塞当前线程) 阻塞当前线程直至被唤醒 } 将当前线程从同步队列中移除 

释放锁的伪代码

修改同步状态 if (修改后的状态允许其他线程获取到锁) 唤醒后继线程 

源码解析

AQS 的核心数据结构 Node(内部类)

/** * 当共享资源被某个线程占有，其他请求该资源的线程将会阻塞，从而进入同步队列。 * AQS 中的同步队列通过链表实现，下面的内部类 Node 便是其实现的载体 */staticfinalclassNode { /* 用于标记一个节点在共享模式下等待 */staticfinalNodeSHARED = newNode(); /* 用于标记一个节点在独占模式下等待 */staticfinalNodeEXCLUSIVE = null; /* 当前线程因为超时或者中断被取消。这是一个终结态，也就是状态到此为止 */staticfinalintCANCELLED = 1; /** * 当前线程的后继线程被阻塞或者即将被阻塞，当前线程释放锁或者取消后需要唤醒后继线程。 * 这个状态一般都是后继线程来设置前驱节点的 */staticfinalintSIGNAL = -1; /* 当前线程在condition队列中 */staticfinalintCONDITION = -2; /** * 用于将唤醒后继线程传递下去，这个状态的引入是为了完善和增强共享锁的唤醒机制。 * 在一个节点成为头节点之前，是不会跃迁为此状态的 */staticfinalintPROPAGATE = -3; /* 等待状态 */volatileintwaitStatus; /* 前驱节点 */volatileNodeprev; /* 后继节点 */volatileNodenext; /* 节点对应的线程 */volatileThreadthread; /* 等待队列中的后继节点 */NodenextWaiter; /* 当前节点是否处于共享模式等待 */finalbooleanisShared() { returnnextWaiter == SHARED; } /* 获取前驱节点，如果为空的话抛出空指针异常 */finalNodepredecessor() throwsNullPointerException { Nodep = prev; if (p == null) { thrownewNullPointerException(); } else { returnp; } } Node() { } /* addWaiter会调用此构造函数 */Node(Threadthread, Nodemode) { this.nextWaiter = mode; this.thread = thread; } /* Condition会用到此构造函数 */Node(Threadthread, intwaitStatus) { this.waitStatus = waitStatus; this.thread = thread; } }

获取独占锁的实现

/** * 首先尝试获取一次锁，如果成功，则返回； * 否则会把当前线程包装成Node插入到队列中，在队列中会检测是否为head的直接后继，并尝试获取锁, * 如果获取失败，则阻塞当前线程，直至被 "释放锁的线程" 唤醒或者被中断，随后再次尝试获取锁，如此反复 */publicfinalvoidacquire(intarg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); } /** * 在队列中新增一个节点 */privateNodeaddWaiter(Nodemode) { Nodenode = newNode(Thread.currentThread(), mode); Nodepred = tail; // 快速尝试if (pred != null) { node.prev = pred; // 通过CAS在队尾插入当前节点if (compareAndSetTail(pred, node)) { pred.next = node; returnnode; } } // 初始情况或者在快速尝试失败后插入节点enq(node); returnnode; } /** * 通过循环+CAS在队列中成功插入一个节点后返回 */privateNodeenq(finalNodenode) { for (;;) { Nodet = tail; // 初始化head和tailif (t == null) { if (compareAndSetHead(newNode())) tail = head; } else { /* * AQS的精妙在于很多细节代码，比如需要用CAS往队尾里增加一个元素 * 此处的else分支是先在CAS的if前设置node.prev = t，而不是在CAS成功之后再设置。 * 一方面是基于CAS的双向链表插入目前没有完美的解决方案，另一方面这样子做的好处是： * 保证每时每刻tail.prev都不会是一个null值，否则如果node.prev = t * 放在下面if的里面，会导致一个瞬间tail.prev = null，这样会使得队列不完整 */node.prev = t; // CAS设置tail为node，成功后把老的tail也就是t连接到nodeif (compareAndSetTail(t, node)) { t.next = node; returnt; } } } } /** * 在队列中的节点通过此方法获取锁 */finalbooleanacquireQueued(finalNodenode, intarg) { booleanfailed = true; try { booleaninterrupted = false; for (;;) { finalNodep = node.predecessor(); /* * 检测当前节点的前驱节点是否为head，这是试获取锁的资格。 * 如果是的话，则调用tryAcquire尝试获取锁，成功，则将head置为当前节点 */if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); p.next = null; // help GCfailed = false; returninterrupted; } /* * 如果未成功获取锁，则根据前驱节点判断是否要阻塞。 * 如果阻塞过程中被中断，则置interrupted标志位为true。 * shouldParkAfterFailedAcquire方法在前驱状态不为SIGNAL的情况下都会循环重试获取锁 */if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } } /** * 根据前驱节点中的waitStatus来判断是否需要阻塞当前线程 */privatestaticbooleanshouldParkAfterFailedAcquire(Nodepred, Nodenode) { intws = pred.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) /* * 前驱节点设置为SIGNAL状态，在释放锁的时候会唤醒后继节点， * 所以后继节点（也就是当前节点）现在可以阻塞自己 */returntrue; if (ws > 0) { /* * 前驱节点状态为取消，向前遍历，更新当前节点的前驱为往前第一个非取消节点。 * 当前线程会之后会再次回到循环并尝试获取锁 */do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); pred.next = node; } else { /** * 等待状态为0或者PROPAGATE(-3)，设置前驱的等待状态为SIGNAL, * 并且之后会回到循环再次重试获取锁 */compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } returnfalse; } /** * 该方法实现某个node取消获取锁 */privatevoidcancelAcquire(Nodenode) { if (node == null) return; node.thread = null; // 遍历并更新节点前驱，把node的prev指向前部第一个非取消节点Nodepred = node.prev; while (pred.waitStatus > 0) node.prev = pred = pred.prev; // 记录pred节点的后继为predNext，后续CAS会用到NodepredNext = pred.next; // 直接把当前节点的等待状态置为取消,后继节点即便也在cancel可以跨越node节点node.waitStatus = Node.CANCELLED; /* * 如果CAS将tail从node置为pred节点了 * 则剩下要做的事情就是尝试用CAS将pred节点的next更新为null以彻底切断pred和node的联系。 * 这样一来就断开了pred与pred的所有后继节点，这些节点由于变得不可达，最终会被回收掉。 * 由于node没有后继节点，所以这种情况到这里整个cancel就算是处理完毕了。 * * 这里的CAS更新pred的next即使失败了也没关系，说明有其它新入队线程或者其它取消线程更新掉了。 */if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { compareAndSetNext(pred, predNext, null); } else { // 如果node还有后继节点，这种情况要做的事情是把pred和后继非取消节点拼起来intws; if (pred != head && ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && pred.thread != null) { Nodenext = node.next; /* * 如果node的后继节点next非取消状态的话，则用CAS尝试把pred的后继置为node的后继节点 * 这里if条件为false或者CAS失败都没关系，这说明可能有多个线程在取消，总归会有一个能成功的 */if (next != null && next.waitStatus <= 0) compareAndSetNext(pred, predNext, next); } else { /* * 这时说明pred == head或者pred状态取消或者pred.thread == null * 在这些情况下为了保证队列的活跃性，需要去唤醒一次后继线程。 * 举例来说pred == head完全有可能实际上目前已经没有线程持有锁了， * 自然就不会有释放锁唤醒后继的动作。如果不唤醒后继，队列就挂掉了。 * * 这种情况下看似由于没有更新pred的next的操作，队列中可能会留有一大把的取消节点。 * 实际上不要紧，因为后继线程唤醒之后会走一次试获取锁的过程， * 失败的话会走到shouldParkAfterFailedAcquire的逻辑。 * 那里面的if中有处理前驱节点如果为取消则维护pred/next,踢掉这些取消节点的逻辑。 */unparkSuccessor(node); } /* * 取消节点的next之所以设置为自己本身而不是null, * 是为了方便AQS中Condition部分的isOnSyncQueue方法, * 判断一个原先属于条件队列的节点是否转移到了同步队列。 * * 因为同步队列中会用到节点的next域，取消节点的next也有值的话， * 可以断言next域有值的节点一定在同步队列上。 * * 在GC层面，和设置为null具有相同的效果 */node.next = node; } } /** * 唤醒后继线程 */privatevoidunparkSuccessor(Nodenode) { intws = node.waitStatus; // 尝试将node的等待状态置为0,这样的话,后继争用线程可以有机会再尝试获取一次锁if (ws < 0) compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); Nodes = node.next; /* * 这里的逻辑就是如果node.next存在并且状态不为取消，则直接唤醒s即可 * 否则需要从tail开始向前找到node之后最近的非取消节点。 * * 这里为什么要从tail开始向前查找也是值得琢磨的: * 如果读到s == null，不代表node就为tail，参考addWaiter以及enq函数中的我的注释。 * 不妨考虑到如下场景： * 1. node某时刻为tail * 2. 有新线程通过addWaiter中的if分支或者enq方法添加自己 * 3. compareAndSetTail成功 * 4. 此时这里的Node s = node.next读出来s == null，但事实上node已经不是tail，它有后继了! */if (s == null || s.waitStatus > 0) { s = null; for (Nodet = tail; t != null && t != node; t = t.prev) if (t.waitStatus <= 0) s = t; } if (s != null) LockSupport.unpark(s.thread); }

释放独占锁的实现

释放一个独占锁，首先会调用 tryRelease 方法，在完全释放掉独占锁后，其后继线程是可以获取到独占锁的，因此释放线程需要做的事情是：唤醒一个队列中的后继线程，让它去尝试获取独占锁。

publicfinalbooleanrelease(intarg) { if (tryRelease(arg)) { /* * 此时的head节点可能有3种情况: * 1. null (AQS的head延迟初始化+无竞争的情况) * 2. 当前线程在获取锁时new出来的节点通过setHead设置的 * 3. 由于通过tryRelease已经完全释放掉了独占锁，有新的节点在acquireQueued中获取到了独占锁，并设置了head * 第三种情况可以再分为两种情况： * 情况一： * 时刻1：线程A通过acquireQueued，持锁成功，set了head * 时刻2：线程B通过tryAcquire试图获取独占锁失败失败，进入acquiredQueued * 时刻3：线程A通过tryRelease释放了独占锁 * 时刻4：线程B通过acquireQueued中的tryAcquire获取到了独占锁并调用setHead * 时刻5：线程A读到了此时的head实际上是线程B对应的node * 情况二： * 时刻1：线程A通过tryAcquire直接持锁成功，head为null * 时刻2：线程B通过tryAcquire试图获取独占锁失败失败，入队过程中初始化了head，进入acquiredQueued * 时刻3：线程A通过tryRelease释放了独占锁，此时线程B还未开始tryAcquire * 时刻4：线程A读到了此时的head实际上是线程B初始化出来的傀儡head */Nodeh = head; // head节点状态不会是CANCELLED，所以这里h.waitStatus != 0相当于h.waitStatus < 0if (h != null && h.waitStatus != 0) // 唤醒后继线程，此函数在acquire中已经分析过，不再列举说明unparkSuccessor(h); returntrue; } returnfalse; }

整个 release 做的事情就是：

1. 调用 tryRelease；
2. 如果 tryRelease 返回 true 也就是独占锁被完全释放，唤醒后继线程。

获取共享锁的实现

共享锁允许多个线程持有，如果要使用 AQS 中的共享锁，在实现 tryAcquireShared 方法 时需要注意，返回负数表示获取失败，返回 0 表示成功，但是后继争用线程不会成功，返回正数表示获取成功，并且后继争用线程也可能成功。

publicfinalvoidacquireShared(intarg) { if (tryAcquireShared(arg) < 0) doAcquireShared(arg); } privatevoiddoAcquireShared(intarg) { finalNodenode = addWaiter(Node.SHARED); booleanfailed = true; try { booleaninterrupted = false; for (;;) { finalNodep = node.predecessor(); if (p == head) { intr = tryAcquireShared(arg); // 一旦共享获取成功，设置新的头结点，并且唤醒后继线程if (r >= 0) { setHeadAndPropagate(node, r); p.next = null; // help GCif (interrupted) selfInterrupt(); failed = false; return; } } if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } } /** * 这个函数做的事情有两件: * 1. 在获取共享锁成功后，设置head节点 * 2. 根据调用tryAcquireShared返回的状态以及节点本身的等待状态来判断是否需要唤醒后继线程 */privatevoidsetHeadAndPropagate(Nodenode, intpropagate) { // 把当前的head封闭在方法栈上，用以下面的条件检查Nodeh = head; setHead(node); /* * propagate是tryAcquireShared的返回值，这是决定是否传播唤醒的依据之一。 * h.waitStatus为SIGNAL或者PROPAGATE时也根据node的下一个节点共享来决定是否传播唤醒， * 这里为什么不能只用propagate > 0来决定是否可以传播在本文下面的思考问题中有相关讲述 */if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 || (h = head) == null || h.waitStatus < 0) { Nodes = node.next; if (s == null || s.isShared()) doReleaseShared(); } } /** * 这是共享锁中的核心唤醒函数，主要做的事情就是唤醒下一个线程或者设置传播状态。 * 后继线程被唤醒后，会尝试获取共享锁，如果成功之后，则又会调用setHeadAndPropagate,将唤醒传播下去。 * 这个函数的作用是保障在acquire和release存在竞争的情况下，保证队列中处于等待状态的节点能够有办法被唤醒。 */privatevoiddoReleaseShared() { /* * 以下的循环做的事情就是，在队列存在后继线程的情况下，唤醒后继线程； * 或者由于多线程同时释放共享锁由于处在中间过程，读到head节点等待状态为0的情况下， * 虽然不能unparkSuccessor，但为了保证唤醒能够正确稳固传递下去，设置节点状态为PROPAGATE。 * 这样的话获取锁的线程在执行setHeadAndPropagate时可以读到PROPAGATE，从而由获取锁的线程去释放后继等待线程 */for (;;) { Nodeh = head; // 如果队列中存在后继线程。if (h != null && h != tail) { intws = h.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) { if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0)) continue; unparkSuccessor(h); } // 如果h节点的状态为0，需要设置为PROPAGATE用以保证唤醒的传播。elseif (ws == 0 && !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE)) continue; } // 检查h是否仍然是head，如果不是的话需要再进行循环。if (h == head) break; } }

释放共享锁的实现

共享锁的获取和释放都会涉及到 doReleaseShared 方法，也就是后继线程的唤醒。

publicfinalbooleanreleaseShared(intarg) { if (tryReleaseShared(arg)) { // doReleaseShared的实现上面获取共享锁已经介绍doReleaseShared(); returntrue; } returnfalse; }