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一、概述

　　谈到并发，不得不谈ReentrantLock；而谈到ReentrantLock，不得不谈AbstractQueuedSynchronizer（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...。

二、框架

　　它维护了一个volatile int state（代表共享资源）和一个FIFO线程等待队列（多线程争用资源被阻塞时会进入此队列）。这里volatile是核心关键词，具体volatile的语义，在此不述。state的访问方式有三种:

getState()
setState()
compareAndSetState()

　　AQS定义两种资源共享方式：Exclusive（独占，只有一个线程能执行，如ReentrantLock）和Share（共享，多个线程可同时执行，如Semaphore/CountDownLatch）。

　　不同的自定义同步器争用共享资源的方式也不同。自定义同步器在实现时只需要实现共享资源state的获取与释放方式即可，至于具体线程等待队列的维护（如获取资源失败入队/唤醒出队等），AQS已经在顶层实现好了。自定义同步器实现时主要实现以下几种方法：

isHeldExclusively()：该线程是否正在独占资源。只有用到condition才需要去实现它。
tryAcquire(int)：独占方式。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryRelease(int)：独占方式。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryAcquireShared(int)：共享方式。尝试获取资源。负数表示失败；0表示成功，但没有剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。
tryReleaseShared(int)：共享方式。尝试释放资源，如果释放后允许唤醒后续等待结点返回true，否则返回false。

　　以ReentrantLock为例，state初始化为0，表示未锁定状态。A线程lock()时，会调用tryAcquire()独占该锁并将state+1。此后，其他线程再tryAcquire()时就会失败，直到A线程unlock()到state=0（即释放锁）为止，其它线程才有机会获取该锁。当然，释放锁之前，A线程自己是可以重复获取此锁的（state会累加），这就是可重入的概念。但要注意，获取多少次就要释放多么次，这样才能保证state是能回到零态的。

　　再以CountDownLatch以例，任务分为N个子线程去执行，state也初始化为N（注意N要与线程个数一致）。这N个子线程是并行执行的，每个子线程执行完后countDown()一次，state会CAS减1。等到所有子线程都执行完后(即state=0)，会unpark()主调用线程，然后主调用线程就会从await()函数返回，继续后余动作。

　　一般来说，自定义同步器要么是独占方法，要么是共享方式，他们也只需实现tryAcquire-tryRelease、tryAcquireShared-tryReleaseShared中的一种即可。但AQS也支持自定义同步器同时实现独占和共享两种方式，如ReentrantReadWriteLock。

三、源码详解

　　本节开始讲解AQS的源码实现。依照acquire-release、acquireShared-releaseShared的次序来。

3.1 acquire(int)

　　此方法是独占模式下线程获取共享资源的顶层入口。如果获取到资源，线程直接返回，否则进入等待队列，直到获取到资源为止，且整个过程忽略中断的影响。这也正是lock()的语义，当然不仅仅只限于lock()。获取到资源后，线程就可以去执行其临界区代码了。下面是acquire()的源码：

public final void acquire(int arg) {if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))selfInterrupt();
}

函数流程如下：

tryAcquire()尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回；
addWaiter()将该线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式；
acquireQueued()使线程在等待队列中获取资源，一直获取到资源后才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
如果线程在等待过程中被中断过，它是不响应的。只是获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt()，将中断补上。

　　这时单凭这4个抽象的函数来看流程还有点朦胧，不要紧，看完接下来的分析后，你就会明白了。就像《大话西游》里唐僧说的：等你明白了舍生取义的道理，你自然会回来和我唱这首歌的。

3.1.1 tryAcquire(int)

　　此方法尝试去获取独占资源。如果获取成功，则直接返回true，否则直接返回false。这也正是tryLock()的语义，还是那句话，当然不仅仅只限于tryLock()。如下是tryAcquire()的源码：

protected boolean tryAcquire(int arg) {throw new UnsupportedOperationException();
}

　　什么？直接throw异常？说好的功能呢？好吧，还记得概述里讲的AQS只是一个框架，具体资源的获取/释放方式交由自定义同步器去实现吗？就是这里了！！！AQS这里只定义了一个接口，具体资源的获取交由自定义同步器去实现了（通过state的get/set/CAS）！！！至于能不能重入，能不能加塞，那就看具体的自定义同步器怎么去设计了！！！当然，自定义同步器在进行资源访问时要考虑线程安全的影响。

　　这里之所以没有定义成abstract，是因为独占模式下只用实现tryAcquire-tryRelease，而共享模式下只用实现tryAcquireShared-tryReleaseShared。如果都定义成abstract，那么每个模式也要去实现另一模式下的接口。说到底，Doug Lea还是站在咱们开发者的角度，尽量减少不必要的工作量。

3.1.2 addWaiter(Node)

　　此方法用于将当前线程加入到等待队列的队尾，并返回当前线程所在的结点。还是上源码吧：

 private Node addWaiter(Node mode) {//以给定模式构造结点。mode有两种：EXCLUSIVE（独占）和SHARED（共享）Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);//尝试快速方式直接放到队尾。Node pred = tail;if (pred != null) {node.prev = pred;if (compareAndSetTail(pred, node)) {pred.next = node;return node;}}//上一步失败则通过enq入队。enq(node);return node;}

不用再说了，直接看注释吧。

3.1.2.1 enq(Node)

　　此方法用于将node加入队尾。源码如下：

private Node enq(final Node node) {//CAS"自旋"，直到成功加入队尾for (;;) {Node t = tail;if (t == null) { // 队列为空，创建一个空的标志结点作为head结点，并将tail也指向它。if (compareAndSetHead(new Node()))tail = head;} else {//正常流程，放入队尾node.prev = t;if (compareAndSetTail(t, node)) {t.next = node;return t;}}}}

如果你看过AtomicInteger.getAndIncrement()函数源码，那么相信你一眼便看出这段代码的精华。CAS自旋volatile变量，是一种很经典的用法。还不太了解的，自己去百度一下吧。

3.1.3 acquireQueued(Node, int)

　　OK，通过tryAcquire()和addWaiter()，该线程获取资源失败，已经被放入等待队列尾部了。聪明的你立刻应该能想到该线程下一部该干什么了吧：进入等待状态休息，直到其他线程彻底释放资源后唤醒自己，自己再拿到资源，然后就可以去干自己想干的事了。没错，就是这样！是不是跟医院排队拿号有点相似~~acquireQueued()就是干这件事：在等待队列中排队拿号（中间没其它事干可以休息），直到拿到号后再返回。这个函数非常关键，还是上源码吧：

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {boolean failed = true;//标记是否成功拿到资源try {boolean interrupted = false;//标记等待过程中是否被中断过//又是一个“自旋”！for (;;) {final Node p = node.predecessor();//拿到前驱//如果前驱是head，即该结点已成老二，那么便有资格去尝试获取资源（可能是老大释放完资源唤醒自己的，当然也可能被interrupt了）。if (p == head && tryAcquire(arg)) {setHead(node);//拿到资源后，将head指向该结点。所以head所指的标杆结点，就是当前获取到资源的那个结点或null。p.next = null; // setHead中node.prev已置为null，此处再将head.next置为null，就是为了方便GC回收以前的head结点。也就意味着之前拿完资源的结点出队了！failed = false;return interrupted;//返回等待过程中是否被中断过}//如果自己可以休息了，就进入waiting状态，直到被unpark()if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())interrupted = true;//如果等待过程中被中断过，哪怕只有那么一次，就将interrupted标记为true}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}}

到这里了，我们先不急着总结acquireQueued()的函数流程，先看看shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()具体干些什么。

3.1.3.1 shouldParkAfterFailedAcquire(Node, Node)

　　此方法主要用于检查状态，看看自己是否真的可以去休息了，万一队列前边的线程都放弃了只是瞎站着，那也说不定，对吧！

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {int ws = pred.waitStatus;//拿到前驱的状态if (ws == Node.SIGNAL)//如果已经告诉前驱拿完号后通知自己一下，那就可以安心休息了return true;if (ws > 0) {/** 如果前驱放弃了，那就一直往前找，直到找到最近一个正常等待的状态，并排在它的后边。* 注意：那些放弃的结点，由于被自己“加塞”到它们前边，它们相当于形成一个无引用链，稍后就会被保安大叔赶走了(GC回收)！*/do {node.prev = pred = pred.prev;} while (pred.waitStatus > 0);pred.next = node;} else {//如果前驱正常，那就把前驱的状态设置成SIGNAL，告诉它拿完号后通知自己一下。有可能失败，人家说不定刚刚释放完呢！compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);}return false;}

整个流程中，如果前驱结点的状态不是SIGNAL，那么自己就不能安心去休息，需要去找个安心的休息点，同时可以再尝试下看有没有机会轮到自己拿号。

3.1.3.2 parkAndCheckInterrupt()

　　如果线程找好安全休息点后，那就可以安心去休息了。此方法就是让线程去休息，真正进入等待状态。

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {LockSupport.park(this);//调用park()使线程进入waiting状态return Thread.interrupted();//如果被唤醒，查看自己是不是被中断的。}

　　park()会让当前线程进入waiting状态。在此状态下，有两种途径可以唤醒该线程：1）被unpark()；2）被interrupt()。需要注意的是，Thread.interrupted()会清除当前线程的中断标记位。

3.1.3.3 小结

　　OK，看了shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()，现在让我们再回到acquireQueued()，总结下该函数的具体流程：

结点进入队尾后，检查状态，找到安全休息点；
调用park()进入waiting状态，等待unpark()或interrupt()唤醒自己；
被唤醒后，看自己是不是有资格能拿到号。如果拿到，head指向当前结点，并返回从入队到拿到号的整个过程中是否被中断过；如果没拿到，继续流程1。

3.1.4 小结

　　OKOK，acquireQueued()分析完之后，我们接下来再回到acquire()！再贴上它的源码吧：

public final void acquire(int arg) {if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))selfInterrupt();}

再来总结下它的流程吧：

调用自定义同步器的tryAcquire()尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回；
没成功，则addWaiter()将该线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式；
acquireQueued()使线程在等待队列中休息，有机会时（轮到自己，会被unpark()）会去尝试获取资源。获取到资源后才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
如果线程在等待过程中被中断过，它是不响应的。只是获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt()，将中断补上。

由于此函数是重中之重，我再用流程图总结一下：

至此，acquire()的流程终于算是告一段落了。这也就是ReentrantLock.lock()的流程，不信你去看其lock()源码吧，整个函数就是一条acquire(1)！！！

3.2 release(int)

　　上一小节已经把acquire()说完了，这一小节就来讲讲它的反操作release()吧。此方法是独占模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。这也正是unlock()的语义，当然不仅仅只限于unlock()。下面是release()的源码：

public final boolean release(int arg) {if (tryRelease(arg)) {Node h = head;//找到头结点if (h != null && h.waitStatus != 0)unparkSuccessor(h);//唤醒等待队列里的下一个线程return true;}return false;}

　　逻辑并不复杂。它调用tryRelease()来释放资源。有一点需要注意的是，它是根据tryRelease()的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了！所以自定义同步器在设计tryRelease()的时候要明确这一点！！

3.2.1 tryRelease(int)

　　此方法尝试去释放指定量的资源。下面是tryRelease()的源码：

protected boolean tryRelease(int arg) { throw new UnsupportedOperationException();
}

　　跟tryAcquire()一样，这个方法是需要独占模式的自定义同步器去实现的。正常来说，tryRelease()都会成功的，因为这是独占模式，该线程来释放资源，那么它肯定已经拿到独占资源了，直接减掉相应量的资源即可(state-=arg)，也不需要考虑线程安全的问题。但要注意它的返回值，上面已经提到了，release()是根据tryRelease()的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了！所以自义定同步器在实现时，如果已经彻底释放资源(state=0)，要返回true，否则返回false。

3.2.2 unparkSuccessor(Node)

　　此方法用于唤醒等待队列中下一个线程。下面是源码：

 private void unparkSuccessor(Node node) {//这里，node一般为当前线程所在的结点。int ws = node.waitStatus;if (ws < 0)//置零当前线程所在的结点状态，允许失败。compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);Node s = node.next;//找到下一个需要唤醒的结点sif (s == null || s.waitStatus > 0) {//如果为空或已取消s = null;for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)if (t.waitStatus <= 0)//从这里可以看出，<=0的结点，都是还有效的结点。s = t;}if (s != null)LockSupport.unpark(s.thread);//唤醒}

　　这个函数并不复杂。一句话概括：用unpark()唤醒等待队列中最前边的那个未放弃线程，这里我们也用s来表示吧。此时，再和acquireQueued()联系起来，s被唤醒后，进入if (p == head && tryAcquire(arg))的判断（即使p!=head也没关系，它会再进入shouldParkAfterFailedAcquire()寻找一个安全点。这里既然s已经是等待队列中最前边的那个未放弃线程了，那么通过shouldParkAfterFailedAcquire()的调整，s也必然会跑到head的next结点，下一次自旋p==head就成立啦），然后s把自己设置成head标杆结点，表示自己已经获取到资源了，acquire()也返回了！！And then, DO what you WANT!

3.2.3 小结

　　release()是独占模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。

3.3 acquireShared(int)

　　此方法是共享模式下线程获取共享资源的顶层入口。它会获取指定量的资源，获取成功则直接返回，获取失败则进入等待队列，直到获取到资源为止，整个过程忽略中断。下面是acquireShared()的源码：

 public final void acquireShared(int arg) {if (tryAcquireShared(arg) < 0)doAcquireShared(arg);
}

这里tryAcquireShared()依然需要自定义同步器去实现。但是AQS已经把其返回值的语义定义好了：负值代表获取失败；0代表获取成功，但没有剩余资源；正数表示获取成功，还有剩余资源，其他线程还可以去获取。所以这里acquireShared()的流程就是：

tryAcquireShared()尝试获取资源，成功则直接返回；
失败则通过doAcquireShared()进入等待队列，直到获取到资源为止才返回。

3.3.1 doAcquireShared(int)

　　此方法用于将当前线程加入等待队列尾部休息，直到其他线程释放资源唤醒自己，自己成功拿到相应量的资源后才返回。下面是doAcquireShared()的源码：

private void doAcquireShared(int arg) {final Node node = addWaiter(Node.SHARED);//加入队列尾部boolean failed = true;//是否成功标志try {boolean interrupted = false;//等待过程中是否被中断过的标志for (;;) {final Node p = node.predecessor();//前驱if (p == head) {//如果到head的下一个，因为head是拿到资源的线程，此时node被唤醒，很可能是head用完资源来唤醒自己的int r = tryAcquireShared(arg);//尝试获取资源if (r >= 0) {//成功setHeadAndPropagate(node, r);//将head指向自己，还有剩余资源可以再唤醒之后的线程p.next = null; // help GCif (interrupted)//如果等待过程中被打断过，此时将中断补上。selfInterrupt();failed = false;return;}}//判断状态，寻找安全点，进入waiting状态，等着被unpark()或interrupt()if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())interrupted = true;}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}}

　　有木有觉得跟acquireQueued()很相似？对，其实流程并没有太大区别。只不过这里将补中断的selfInterrupt()放到doAcquireShared()里了，而独占模式是放到acquireQueued()之外，其实都一样，不知道Doug Lea是怎么想的。

　　跟独占模式比，还有一点需要注意的是，这里只有线程是head.next时（“老二”），才会去尝试获取资源，有剩余的话还会唤醒之后的队友。那么问题就来了，假如老大用完后释放了5个资源，而老二需要6个，老三需要1个，老四需要2个。老大先唤醒老二，老二一看资源不够，他是把资源让给老三呢，还是不让？答案是否定的！老二会继续park()等待其他线程释放资源，也更不会去唤醒老三和老四了。独占模式，同一时刻只有一个线程去执行，这样做未尝不可；但共享模式下，多个线程是可以同时执行的，现在因为老二的资源需求量大，而把后面量小的老三和老四也都卡住了。当然，这并不是问题，只是AQS保证严格按照入队顺序唤醒罢了（保证公平，但降低了并发）。

3.3.1.1 setHeadAndPropagate(Node, int)

private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {Node h = head; setHead(node);//head指向自己//如果还有剩余量，继续唤醒下一个邻居线程if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0) {Node s = node.next;if (s == null || s.isShared())doReleaseShared();}}

　　此方法在setHead()的基础上多了一步，就是自己苏醒的同时，如果条件符合（比如还有剩余资源），还会去唤醒后继结点，毕竟是共享模式！

　　doReleaseShared()我们留着下一小节的releaseShared()里来讲。

3.3.2 小结

　　OK，至此，acquireShared()也要告一段落了。让我们再梳理一下它的流程：

tryAcquireShared()尝试获取资源，成功则直接返回；
失败则通过doAcquireShared()进入等待队列park()，直到被unpark()/interrupt()并成功获取到资源才返回。整个等待过程也是忽略中断的。

　　其实跟acquire()的流程大同小异，只不过多了个自己拿到资源后，还会去唤醒后继队友的操作（这才是共享嘛）。

3.4 releaseShared()

　　上一小节已经把acquireShared()说完了，这一小节就来讲讲它的反操作releaseShared()吧。此方法是共享模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果成功释放且允许唤醒等待线程，它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。下面是releaseShared()的源码：

public final boolean releaseShared(int arg) {if (tryReleaseShared(arg)) {//尝试释放资源doReleaseShared();//唤醒后继结点return true;}return false;}

　　此方法的流程也比较简单，一句话：释放掉资源后，唤醒后继。跟独占模式下的release()相似，但有一点稍微需要注意：独占模式下的tryRelease()在完全释放掉资源（state=0）后，才会返回true去唤醒其他线程，这主要是基于独占下可重入的考量；而共享模式下的releaseShared()则没有这种要求，共享模式实质就是控制一定量的线程并发执行，那么拥有资源的线程在释放掉部分资源时就可以唤醒后继等待结点。例如，资源总量是13，A（5）和B（7）分别获取到资源并发运行，C（4）来时只剩1个资源就需要等待。A在运行过程中释放掉2个资源量，然后tryReleaseShared(2)返回true唤醒C，C一看只有3个仍不够继续等待；随后B又释放2个，tryReleaseShared(2)返回true唤醒C，C一看有5个够自己用了，然后C就可以跟A和B一起运行。而ReentrantReadWriteLock读锁的tryReleaseShared()只有在完全释放掉资源（state=0）才返回true，所以自定义同步器可以根据需要决定tryReleaseShared()的返回值。

3.4.1 doReleaseShared()

　　此方法主要用于唤醒后继。下面是它的源码：

 private void doReleaseShared() {for (;;) {Node h = head;if (h != null && h != tail) {int ws = h.waitStatus;if (ws == Node.SIGNAL) {if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))continue;unparkSuccessor(h);//唤醒后继}else if (ws == 0 &&!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))continue;}if (h == head)// head发生变化break;}}

3.5 小结

　　本节我们详解了独占和共享两种模式下获取-释放资源(acquire-release、acquireShared-releaseShared)的源码，相信大家都有一定认识了。值得注意的是，acquire()和acquireSahred()两种方法下，线程在等待队列中都是忽略中断的。AQS也支持响应中断的，acquireInterruptibly()/acquireSharedInterruptibly()即是，这里相应的源码跟acquire()和acquireSahred()差不多，这里就不再详解了。

四、简单应用

　　通过前边几个章节的学习，相信大家已经基本理解AQS的原理了。这里再将“框架”一节中的一段话复制过来：

isHeldExclusively()：该线程是否正在独占资源。只有用到condition才需要去实现它。
tryAcquire(int)：独占方式。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryRelease(int)：独占方式。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryAcquireShared(int)：共享方式。尝试获取资源。负数表示失败；0表示成功，但没有剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。
tryReleaseShared(int)：共享方式。尝试释放资源，如果释放后允许唤醒后续等待结点返回true，否则返回false。

　　OK，下面我们就以AQS源码里的Mutex为例，讲一下AQS的简单应用。

4.1 Mutex（互斥锁）

　　Mutex是一个不可重入的互斥锁实现。锁资源（AQS里的state）只有两种状态：0表示未锁定，1表示锁定。下边是Mutex的核心源码：

  class Mutex implements Lock, java.io.Serializable {// 自定义同步器private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {// 判断是否锁定状态protected boolean isHeldExclusively() {return getState() == 1;}// 尝试获取资源，立即返回。成功则返回true，否则false。public boolean tryAcquire(int acquires) {assert acquires == 1; // 这里限定只能为1个量if (compareAndSetState(0, 1)) {//state为0才设置为1，不可重入！setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());//设置为当前线程独占资源return true;}return false;}// 尝试释放资源，立即返回。成功则为true，否则false。protected boolean tryRelease(int releases) {assert releases == 1; // 限定为1个量if (getState() == 0)//既然来释放，那肯定就是已占有状态了。只是为了保险，多层判断！throw new IllegalMonitorStateException();setExclusiveOwnerThread(null);setState(0);//释放资源，放弃占有状态return true;}}// 真正同步类的实现都依赖继承于AQS的自定义同步器！private final Sync sync = new Sync();//lock<-->acquire。两者语义一样：获取资源，即便等待，直到成功才返回。public void lock() {sync.acquire(1);}//tryLock<-->tryAcquire。两者语义一样：尝试获取资源，要求立即返回。成功则为true，失败则为false。public boolean tryLock() {return sync.tryAcquire(1);}//unlock<-->release。两者语文一样：释放资源。public void unlock() {sync.release(1);}//锁是否占有状态public boolean isLocked() {return sync.isHeldExclusively();}}

　　同步类在实现时一般都将自定义同步器（sync）定义为内部类，供自己使用；而同步类自己（Mutex）则实现某个接口，对外服务。当然，接口的实现要直接依赖sync，它们在语义上也存在某种对应关系！！而sync只用实现资源state的获取-释放方式tryAcquire-tryRelelase，至于线程的排队、等待、唤醒等，上层的AQS都已经实现好了，我们不用关心。

　　除了Mutex，ReentrantLock/CountDownLatch/Semphore这些同步类的实现方式都差不多，不同的地方就在获取-释放资源的方式tryAcquire-tryRelelase。掌握了这点，AQS的核心便被攻破了！

下面将从实现角度分析AQS是如何完成线程同步，主要包括：同步队列、独占式同步状态获取与释放、共享式同步状态获取与释放、超时获取同步状态等AQS的核心数据结构模板方法。

同步队列

AQS依赖同步队列（一个FIFO双向队列）来完成同步状态的管理。当前线程获取同步状态失败时，AQS会将当前线程以及等待状态等信息构造成一个节点(Node)并且将其加入到同步队列中，同时会阻塞当前线程，当同步状态释放时，会把首节点中的线程唤醒，使其再次尝试获取同步状态。

同步队列中的Node节点用来保存获取同步状态失败的线程引用。等待状态以及前驱和后继节点。

    static final class Node {/** 表示节点正处在共享模式下等待的标记 **/static final Node SHARED = new Node();/**表示节点正在以独占模式等待的标记*/static final Node EXCLUSIVE = null;/**waitStatus值,表示线程已取消 */static final int CANCELLED =  1;/** waitStatus值,表示后继线程需要取消挂起 */static final int SIGNAL    = -1;/** waitStatus值，表示线程正在等待条件 */static final int CONDITION = -2;/**waitStatus值指示下一个acquireShared应无条件传播*/static final int PROPAGATE = -3;/*** 状态字段，仅接受值:* * SIGNAL:值为-1 ，后继节点的线程处于等待状态，* 而当前节点的线程如果释放了同步状态或者被取消，* 将会通知后继节点，使后继节点的线程得以运行。*     * CANCELLED:值为1，由于在同步队列中等待的* 线程等待超时或者被中断，需要从同步队列中取消等待，* 节点进入该状态将不会变化** CONDITION: 值为-2，节点在等待队列中，* 节点线程等待在Condition上，当其他线程* 对Condition调用了singal方法后，该节点* 将会从等待队列中转移到同步队列中，加入到* 对同步状态的获取中** PROPAGATE: 值为-3，表示下一次共享模式同步* 状态获取将会无条件地传播下去* * INITIAL: 初始状态值为0 */volatile int waitStatus;/*** 链接到前驱节点，当前节点/线程依赖它来检查waitStatus。* 在入同步队列时被设置，并且仅在移除同步队列时才归零* （为了GC的目的）。 此外，在取消前驱节点时，我们在找到* 未取消的一个时进行短路，这将始终存在，因为头节点从未* 被取消：节点仅作为成功获取的结果而变为头。* 被取消的线程永远不会成功获取，并且线程只取消自身，* 而不是任何其他节点。*/volatile Node prev;/*** 链接到后续节点，当前节点/线程释放时释放。* 在入同步队列期间分配，在绕过取消的前驱节* 点时调整，并在出同步队列时取消（为了GC的目的）。* enq操作不会分配前驱节点的next字段，直到附加之后，* 因此看到一个为null的next字段不一定意味着该节点在* 队列的末尾。 但是，如果next字段显示为null,我们* 可以从尾部扫描prev，仔细检查。 被取消的节点的next字段* 被设置为指向节点本身而不是null，以使isOnSyncQueue更* 方便操作。调用isOnSyncQueue时，如果节点（始终* 是放置在条件队列上的节点）正等待在同步队列上重新获取，则返回true。**/volatile Node next;/*** 将此节点入列的线程。在构造方法里初始化，使用后清零。* 链接到下一个节点等待条件，或特殊值SHARED。* 因为条件队列只有在保持在独占模式时才被访问，* 所以我们只需要一个简单的链接队列来保存节点，* 同时等待条件。 然后将它们转移到队列中以重新获取。* 并且因为条件只能是排它的，我们通过使用特殊的* 值来指示共享模式来保存一个字段。*/Node nextWaiter;/***如果节点在共享模式下等待，则返回true*/final boolean isShared() {return nextWaiter == SHARED;}/*** 返回上一个节点，如果为null，* 则抛出NullPointerException。当前驱节点不为null时使用。**/final Node predecessor() throws NullPointerException {Node p = prev;if (p == null)throw new NullPointerException();elsereturn p;}/***用于建立初始化head节点或SHARED标记**/Node() {  }/***由addWaiter使用**/Node(Thread thread, Node mode) {this.nextWaiter = mode;this.thread = thread;}/*** 供Condition使用*/Node(Thread thread, int waitStatus) {this.waitStatus = waitStatus;this.thread = thread;}}

Node是构成同步队列的基础，AQS拥有首节点（head）和尾节点（tail），没有成功获取同步状态的线程将会放入到队列的尾部

同步队列的基本结构：

同步器中包含了两个节点类型的引用，一个指向头节点(head)，一个指向尾节点(tail),没有获取到锁的线程，加入到队列的过程必须保证线程安全，因此同步器提供了一个基于ＣＡＳ的设置尾节点的方法CompareAndSetTail(Node expect,Node update),它需要传递当前线程认为的尾节点和当前节点，只有设置成功后，当前节点才能正式与之前的尾节点建立关联。

同步器将节点加入到同步队列的过程如图所示：

同步队列遵循FIFO，首节点是获取锁成功的节点，首节点的线程在释放锁时，将会唤醒后继节点，而后继节点将会在获取到锁时，将自己设置位首节点，过程如下所示：

设置首节点是由成功获取锁的线程来完成的，由于只有一个线程能够成功获取锁，因此设置首节点不需要CAS操作。

AQS同步状态获取与释放

1. 独占式

2. 共享式

3. 独占式超时获取

独占式同步状态的获取与释放

通过调用AQS的acquire(int arg)方法可以获取同步状态，该方法对中断不起作用，即由于线程获取同步状态失败后进入同步队列中，后续对线程进行中断操作时，线程不会从同步队列中移出。

    public final void acquire(int arg) {if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))selfInterrupt();}

该方法主要的逻辑是：首先调用自定义同步器实现的tryAcquire(int arg)方法，该方法保证线程安全的获取同步状态，如果同步状态获取失败，则构造同步节点（独占式Node.EXCLUSIVE,同一时刻只能有一个线程成功获取同步状态）并通过addWaiter(Node node)方法将节点加入到同步队列的尾部，最后调用acquireQueued(Node node,int arg)方法，使得节点以“死循环”的方式获取同步状态。如果获取不到则阻塞节点中的线程，而被阻塞线程的唤醒主要依靠前驱节点的出队或阻塞线程被中断来实现。

    private Node addWaiter(Node mode) {Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);//快速尝试在尾部添加节点Node pred = tail;if (pred != null) {node.prev = pred;//如果尾部节点存在，那么新加入到队列尾部节点的前驱节点为predif (compareAndSetTail(pred, node)) {//通过CAS操作设置尾部节点pred.next = node;//pred的后续节点为先加入的尾部节点return node;}}enq(node);return node;}private Node enq(final Node node) {for (;;) {Node t = tail;if (t == null) { // 说明队列为null，必须初始化if (compareAndSetHead(new Node()))tail = head;} else {node.prev = t;if (compareAndSetTail(t, node)) {t.next = node;return t;}}}}

以上代码，通过compareAndSetTail(Node expect,Node update)方法来确保节点能够被线程安全的添加到同步队列的尾部。在enq(final Node node)方法中，同步器通过“死循环”来保证节点的正确添加，在死循环中，只有通过CAS将节点设置为尾节点后，当前线程才能从该方法返回，否则，当前线程不断得尝试设置。enq(final Node node)方法将并发添加节点的请求通过CAS变得串行化了。

节点进入到同步队列后，进入了一个自旋的过程，每个节点都在自省的观察，当条件满足，获取到了同步状态时，就可以从这个自旋中退出，否则继续自旋并且阻塞节点的线程

    final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {boolean failed = true;try {boolean interrupted = false;for (;;) {final Node p = node.predecessor();//获取前驱节点if (p == head && tryAcquire(arg)) {//成功获取同步状态setHead(node);//将节点设置为头节点p.next = null; // help GCfailed = false;return interrupted;}//检查和更新未能获取的节点的状态。//如果线程应该阻塞，返回true。 这是主要信号//控制所有获取循环。 需要pred == node.previf (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt()interrupted = true;}} finally {if (failed)//如果需要中断,则把节点从队列中移除cancelAcquire(node);}}

从以上代码可以知道，只有当线程的前驱节点是头节点才能继续获取同步状态，原因如下：

1. 头节点是成功获取到同步状态的节点，而头节点的线程释放了同步状态后，将会唤醒后继节点，后继节点的线程被唤醒后需要检查自己的前驱节点是否是头节点。

2. 维护同步队列的FIFO原则。

独占式同步状态获取流程如下：

当前线程获取同步状态并且执行完了对应的逻辑后，需要释放同步状态，使得后续节点继续获取同步状态，通过调用release(int arg)方法来实现。该方法不但释放同步状态，还可以唤醒后继节点重新获取同步状态

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

总结一下：在获取同步状态时，AQS维护这一个同步队列，获取状态失败的线程，会先创建一个独占式节点，并且加入到同步队列的尾部，同时在同步队列中进行自旋；移除队列的条件是前驱节点为头结点并且成功获取了同步状态。在释放同步状态时，同步器调用tryRelease(int arg)方法释放同步状态，然后唤醒头节点的后继节点。

共享式获取同步状态

共享式获取与独占式获取的最主要区别在于同一时刻能否有多个线程同时获取到同步状态。通过调用acquireShared(int arg)方法可以共享式得获取同步状态。

    public final void acquireShared(int arg) {if (tryAcquireShared(arg) < 0)doAcquireShared(arg);}private void doAcquireShared(int arg) {final Node node = addWaiter(Node.SHARED);//创建共享节点并加入到队列尾部boolean failed = true;try {boolean interrupted = false;for (;;) {final Node p = node.predecessor();if (p == head) {int r = tryAcquireShared(arg);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);}}

在acquireShared(int arg)方法中，同步器调用tryAcquireShared(int arg)方法尝试获取同步状态，其返回值为int类型，当返回值大于0时，表示能够获取同步状态。因此，在共享式获取的自旋过程中，成功获取同步状态并且退出自旋的条件就是tryAcquireShared(int arg)方法返回值大于等于0。共享式释放同步状态状态是通过调用releaseShared(int arg)方法

    public final boolean releaseShared(int arg) {if (tryReleaseShared(arg)) {doReleaseShared();return true;}return false;}

该方法与独占式主要区别在于tryReleaseShared(int arg)方法必须确保同步状态线程安全释放。一般是通过循环和CAS来保证的。因为释放同步状态的操作会同时来自多个线程。

通过截图我们可以知道，CountDownLatch、ReentrantReadWriteLock、Semaphore等都是共享式获取同步状态的。

独占式超时获取同步状态

通过调用同步器的doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeOut)方法可以超时获取同步状态，即在指定的时间段内获取同步状态，如果获取到同步状态则返回true，否则，返回false。

doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeOut)方法针对超时获取，主要需要计算出需要睡眠的时间间隔nanosTimeout，为了防止过早同时，nanosTimeout计算公式为：nanosTimeout -=now-lastTime,其中now为当前唤醒时间，lastTime为上次唤醒时间，如果nanosTimeout大于0则表示超时时间未到，反之，则表示超时。

 private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)throws InterruptedException {long lastTime = System.nanoTime();final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);boolean failed = true;try {for (;;) {final Node p = node.predecessor();if (p == head && tryAcquire(arg)) {setHead(node);p.next = null; // help GCfailed = false;return true;}if (nanosTimeout <= 0)//超时return false;if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)//spinForTimeoutThreshold=1000LLockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);//long now = System.nanoTime();nanosTimeout -= now - lastTime;lastTime = now;if (Thread.interrupted())throw new InterruptedException();}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}}

该方法在自旋时，当节点的前驱节点为头节点时尝试获取同步状态，如果获取成功则从方法返回，这个过程和独占式获取过程相似，但是在获取失败时，有所不同。如果当前线程获取同步状态失败时，则判断是否超时(nanosTimeout小于等于0表示已经超时)，如果没有超时，重新计算超时间隔nanosTimeout，然后是当前线程等待nanosTimeout纳秒，当已到设置的超时时间，该线程会从LockSupport.parkNanos(Object blocker,long nanos)方法返回。

如果nanosTimeout小于等于spinForTimeoutThreshold(1000纳秒)时，将不会使该线程进行超时等待,而是进入快速的自旋过程。因为，非常短的超时等待无法做到十分精确，如果这时在进行超时等待，相反会让nanosTimeout的超时从整体上表现的反而不精确。因此，在超市分长短的场景下，同步器会进入无条件的快速自旋。

独占式超时获取同步状态的流程

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