Java AQS的实现原理（大部分同步类都依赖AQS实现）

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谈到并发，不得不谈ReentrantLock；而谈到ReentrantLock，不得不谈AbstractQueuedSynchronized（AQS）！,类如其名，抽象的队列式的同步器，AQS定义了一套多线程访问共享资源的同步器框架，许多同步类实现都依赖于它，如常用的ReentrantLock/Semaphore/CountDownLatch…。我们以ReentrantLock作为讲解切入点。

1. ReentrantLock的调用过程

ReentrantLock把所有Lock接口的操作都委派到一个Sync类上，该类继承了AbstractQueuedSynchronizer：

static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer

Sync又有两个子类：

final static class NonfairSync extends Sync
final static class FairSync extends Sync

显然是为了支持公平锁和非公平锁而定义，默认情况下为非公平锁。
先理一下Reentrant.lock()方法的调用过程（默认非公平锁）：

2. 锁实现（加锁）

简单说来，AbstractQueuedSynchronizer会把所有的请求线程构成一个CLH队列，当一个线程执行完毕（lock.unlock()）时会激活自己的后继节点，但正在执行的线程并不在队列中，而那些等待执行的线程全部处于阻塞状态.

线程的显式阻塞是通过调用LockSupport.park()完成，而LockSupport.park()则调用sun.misc.Unsafe.park()本地方法，再进一步，HotSpot在Linux中中通过调用pthread_mutex_lock函数把线程交给系统内核进行阻塞。该队列如图：

与synchronized相同的是，这也是一个虚拟队列，不存在队列实例，仅存在节点之间的前后关系。令人疑惑的是为什么采用CLH队列呢？原生的CLH队列是用于自旋锁，但Doug Lea把其改造为阻塞锁。

当有线程竞争锁时，该线程会首先尝试获得锁，这对于那些已经在队列中排队的线程来说显得不公平，这是非公平锁的由来之一，与synchronized实现类似，这样会极大提高吞吐量。
如果已经存在Running线程，则新的竞争线程会被追加到队尾，具体是采用基于CAS的Lock-Free算法，因为线程并发对Tail调用CAS可能会导致其他线程CAS失败，解决办法是循环CAS直至成功。

AbstractQueuedSynchronizer的实现非常精巧，令人叹为观止，不入细节难以完全领会其精髓，下面详细说明实现过程：

2.1 Sync.nonfairTryAcquire
nonfairTryAcquire方法将是lock方法间接调用的第一个方法，每次请求锁时都会首先调用该方法。

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {  final Thread current = Thread.currentThread();  int c = getState();  if (c == 0) {  if (compareAndSetState(0, acquires)) {  setExclusiveOwnerThread(current);  return true;  }  }  else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {  int nextc = c + acquires;  if (nextc < 0) // overflow  throw new Error("Maximum lock count exceeded");  setState(nextc);  return true;  }  return false;
}

1.该方法会首先判断当前状态，如果c==0说明没有线程正在竞争该锁，如果不c !=0 说明有线程正拥有了该锁。
2.如果发现c==0，则通过CAS设置该状态值为acquires,acquires的初始调用值为1，每次线程重入该锁都会+1，每次unlock都会-1，但为0时释放锁。如果CAS设置成功，则可以预计其他任何线程调用CAS都不会再成功，也就认为当前线程得到了该锁，也作为Running线程，很显然这个Running线程并未进入等待队列。
3.如果c !=0 但发现自己已经拥有锁，只是简单地++acquires，并修改status值，但因为没有竞争，所以通过setStatus修改，而非CAS，也就是说这段代码实现了偏向锁的功能，并且实现的非常漂亮。

2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter

addWaiter方法负责把当前无法获得锁的线程包装为一个Node添加到队尾：

private Node addWaiter(Node mode) {  Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);  // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure  Node pred = tail;  if (pred != null) {  node.prev = pred;  if (compareAndSetTail(pred, node)) {  pred.next = node;  return node;  }  }  enq(node);  return node;
}

其中参数mode是独占锁还是共享锁，默认为null，独占锁。追加到队尾的动作分两步：
1.如果当前队尾已经存在(tail!=null)，则使用CAS把当前线程更新为Tail 2.如果当前Tail为null或则线程调用CAS设置队尾失败，则通过enq方法继续设置Tail

下面是enq方法：

private Node enq(final Node node) {  for (;;) {  Node t = tail;  if (t == null) { // Must initialize  Node h = new Node(); // Dummy header  h.next = node;  node.prev = h;  if (compareAndSetHead(h)) {  tail = node;  return h;  }  }  else {  node.prev = t;  if (compareAndSetTail(t, node)) {  t.next = node;  return t;  }  }  }
}

该方法就是循环调用CAS，即使有高并发的场景，无限循环将会最终成功把当前线程追加到队尾（或设置队头）。总而言之，addWaiter的目的就是通过CAS把当前现在追加到队尾，并返回包装后的Node实例。

把线程要包装为Node对象的主要原因，除了用Node构造供虚拟队列外，还用Node包装了各种线程状态，这些状态被精心设计为一些数字值：

SIGNAL(-1) ：线程的后继线程正/已被阻塞，当该线程release或cancel时要重新这个后继线程(unpark)

CANCELLED(1)：因为超时或中断，该线程已经被取消

CONDITION(-2)：表明该线程被处于条件队列，就是因为调用了>- Condition.await而被阻塞

PROPAGATE(-3)：传播共享锁

0：0代表无状态

2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued

acquireQueued的主要作用是把已经追加到队列的线程节点（addWaiter方法返回值）进行阻塞，但阻塞前又通过tryAccquire重试是否能获得锁，如果重试成功能则无需阻塞，这里是非公平锁的由来之二

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {  try {  boolean interrupted = false;  for (;;) {  final Node p = node.predecessor();  if (p == head && tryAcquire(arg)) {  setHead(node);  p.next = null; // help GC  return interrupted;  }  if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&  parkAndCheckInterrupt())  interrupted = true;  }  } catch (RuntimeException ex) {  cancelAcquire(node);  throw ex;  }
}

仔细看看这个方法是个无限循环，感觉如果p == head && tryAcquire(arg)条件不满足循环将永远无法结束，当然不会出现死循环，奥秘在于第12行的parkAndCheckInterrupt会把当前线程挂起，从而阻塞住线程的调用栈。

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {  LockSupport.park(this);  return Thread.interrupted();
}

如前面所述，LockSupport.park最终把线程交给系统（Linux）内核进行阻塞。当然也不是马上把请求不到锁的线程进行阻塞，还要检查该线程的状态，比如如果该线程处于Cancel状态则没有必要，具体的检查在shouldParkAfterFailedAcquire中：

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {  int ws = pred.waitStatus;  if (ws == Node.SIGNAL)  /* * This node has already set status asking a release * to signal it, so it can safely park */  return true;  if (ws > 0) {  /* * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and * indicate retry. */  do {
node.prev = pred = pred.prev;  } while (pred.waitStatus > 0);  pred.next = node;  } else {  /* * waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we * need a signal, but don't park yet. Caller will need to * retry to make sure it cannot acquire before parking.  */  compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);  }   return false;  }

检查原则在于：

规则1：如果前继的节点状态为SIGNAL，表明当前节点需要unpark，则返回成功，此时acquireQueued方法的第12行（parkAndCheckInterrupt）将导致线程阻塞
规则2：如果前继节点状态为CANCELLED(ws>0)，说明前置节点已经被放弃，则回溯到一个非取消的前继节点，返回false，acquireQueued方法的无限循环将递归调用该方法，直至规则1返回true，导致线程阻塞
规则3：如果前继节点状态为非SIGNAL、非CANCELLED，则设置前继的状态为SIGNAL，返回false后进入acquireQueued的无限循环，与规则2同
总体看来，shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前继节点判断当前线程是否应该被阻塞，如果前继节点处于CANCELLED状态，则顺便删除这些节点重新构造队列。

至此，锁住线程的逻辑已经完成，下面讨论解锁的过程。

3. 解锁

请求锁不成功的线程会被挂起在acquireQueued方法的第12行，12行以后的代码必须等线程被解锁锁才能执行，假如被阻塞的线程得到解锁，则执行第13行，即设置interrupted = true，之后又进入无限循环。

从无限循环的代码可以看出，并不是得到解锁的线程一定能获得锁，必须在第6行中调用tryAccquire重新竞争，因为锁是非公平的，有可能被新加入的线程获得，从而导致刚被唤醒的线程再次被阻塞，这个细节充分体现了“非公平”的精髓。通过之后将要介绍的解锁机制会看到，第一个被解锁的线程就是Head，因此p == head的判断基本都会成功。

至此可以看到，把tryAcquire方法延迟到子类中实现的做法非常精妙并具有极强的可扩展性，令人叹为观止！当然精妙的不是这个Templae设计模式，而是Doug Lea对锁结构的精心布局。

解锁代码相对简单，主要体现在AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中：

class AbstractQueuedSynchronizer

public final boolean release(int arg) {  if (tryRelease(arg)) {  Node h = head;  if (h != null && h.waitStatus != 0)  unparkSuccessor(h);  return true;  }  return false;
}

class Sync

protected final boolean tryRelease(int releases) {  int c = getState() - releases;  if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())  throw new IllegalMonitorStateException();  boolean free = false;  if (c == 0) {  free = true;  setExclusiveOwnerThread(null);  }  setState(c);  return free;
}

tryRelease与tryAcquire语义相同，把如何释放的逻辑延迟到子类中。tryRelease语义很明确：如果线程多次锁定，则进行多次释放，直至status==0则真正释放锁，所谓释放锁即设置status为0，因为无竞争所以没有使用CAS。

release的语义在于：如果可以释放锁，则唤醒队列第一个线程（Head），具体唤醒代码如下：

private void unparkSuccessor(Node node) {  /* * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try * to clear in anticipation of signalling. It is OK if this * fails or if status is changed by waiting thread. */  int ws = node.waitStatus;  if (ws < 0)  compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);   /* * Thread to unpark is held in successor, which is normally * just the next node.  But if cancelled or apparently null, * traverse backwards from tail to find the actual * non-cancelled successor. */  Node s = node.next;  if (s == null || s.waitStatus > 0) {  s = null;  for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)  if (t.waitStatus <= 0)  s = t;  }  if (s != null)  LockSupport.unpark(s.thread);
}

这段代码的意思在于找出第一个可以unpark的线程，一般说来head.next == head，Head就是第一个线程，但Head.next可能被取消或被置为null，因此比较稳妥的办法是从后往前找第一个可用线程。貌似回溯会导致性能降低，其实这个发生的几率很小，所以不会有性能影响。之后便是通知系统内核继续该线程，在Linux下是通过pthread_mutex_unlock完成。之后，被解锁的线程进入上面所说的重新竞争状态。

4. Lock VS Synchronized

AbstractQueuedSynchronizer通过构造一个基于阻塞的CLH队列容纳所有的阻塞线程，而对该队列的操作均通过Lock-Free（CAS）操作，但对已经获得锁的线程而言，ReentrantLock实现了偏向锁的功能。

synchronized的底层也是一个基于CAS操作的等待队列，但JVM实现的更精细，把等待队列分为ContentionList和EntryList，目的是为了降低线程的出列速度；当然也实现了偏向锁，从数据结构来说二者设计没有本质区别。但synchronized还实现了自旋锁，并针对不同的系统和硬件体系进行了优化，而Lock则完全依靠系统阻塞挂起等待线程。

当然Lock比synchronized更适合在应用层扩展，可以继承AbstractQueuedSynchronizer定义各种实现，比如实现读写锁（ReadWriteLock），公平或不公平锁；同时，Lock对应的Condition也比wait/notify要方便的多、灵活的多。

作者：激情的狼王
链接：https://www.jianshu.com/p/279baac48960

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