前言

HashMap是java编程中最常用的数据结构之一，由于HashMap非线程安全，因此不适用于并发访问的场景。JDK1.5之前，通常使用HashTable作为HashMap的线程安全版本，HashTable对读写进行全局加锁，在高并发情况下会造成严重的锁竞争和等待，极大地降低了系统的吞吐量，ConcurrentHashMap应运而生。

相比于Hashtable以及Collections.synchronizedMap()，ConcurrentHashMap在线程安全的基础上提供了更好的写并发能力，并且读操作( get)通常不会阻塞，使得读写操作可并行执行，支持客户端修改ConcurrentHashMap的并发访问度，迭代期间也不会抛出 ConcurrentModificationException等等，ConcurrentHashMap有这么多优点，那么它有什么缺点吗？有，一致性问题，这是当前所有分布式系统都面临的问题。下面开始分析ConcurrentHashMap的实现原理。

ConcurrentHashMap实现原理

ConcurrentHashMap的基本策略是将table细分为多个Segment保存在数组segments中，每个Segment本身又是一个可并发的哈希表，同时每个Segment都是一把ReentrantLock锁，只有在同一个Segment内才存在竞态关系，不同的Segment之间没有锁竞争，这就是分段锁机制。Segment内部拥有一个HashEntry数组，数组中的每个元素又是一个链表。下面看看ConcurrentHashMap整体结构图：

为了减少占用空间，除了第一个Segment之外，剩余的Segment采用的是延迟初始化的机制，仅在第一次需要时才会创建(通过ensureSegment实现)。为了保证延迟初始化存在的可见性，访问segments数组及table数组中的元素均通过volatile访问，主要借助于Unsafe中原子操作getObjectVolatile来实现，此外，segments中segment的写入，以及table中元素和next域的写入均使用UNSAFE.putOrderedObject来完成。这些操作提供了AtomicReferenceArrays的功能。下面开始源码之旅吧

成员变量

下面介绍ConcurrentHashMap中用到的成员域：

/**

* 默认初始容量

*/

static final int DEFAULT_INITIAL_CAPACITY = 16;

/**

* 默认加载因子

*/

static final float DEFAULT_LOAD_FACTOR = 0.75f;

/**

* 默认并发度，该参数会影响segments数组的长度

*/

static final int DEFAULT_CONCURRENCY_LEVEL = 16;

/**

* 最大容量，构造ConcurrentHashMap时指定的大小超过该值则会使用该值替换，

* ConcurrentHashMap的大小必须是2的幂，且小于等于1<<30,以确保可使用int索引条目

*/

static final int MAXIMUM_CAPACITY = 1 << 30;

/**

* 每个segment中table数组的最小长度，必须是2的幂，至少为2，以免延迟构造后立即调整大小

*/

static final int MIN_SEGMENT_TABLE_CAPACITY = 2;

/**

* 允许的最大segment数量，用于限定构造函数参数concurrencyLevel的边界，必须是2的幂

*/

static final int MAX_SEGMENTS = 1 << 16; // slightly conservative

/**

* 非锁定情况下调用size和containsValue方法的重试次数，避免由于table连续被修改导致无限重试

*/

static final int RETRIES_BEFORE_LOCK = 2;

/**

* 与当前实例相关联的，用于key哈希码的随机值，以减少哈希冲突

*/

private transient final int hashSeed = randomHashSeed(this);

private static int randomHashSeed(ConcurrentHashMap instance) {

if (sun.misc.VM.isBooted() && Holder.ALTERNATIVE_HASHING) {

return sun.misc.Hashing.randomHashSeed(instance);

}

return 0;

}

/**

* 用于索引segment的掩码值，key哈希码的高位用于选择segment

*/

final int segmentMask;

/**

* 用于索引segment偏移值

*/

final int segmentShift;

/**

* segments数组

*/

final Segment[] segments;

构造方法

@SuppressWarnings("unchecked")

public ConcurrentHashMap(int initialCapacity,

float loadFactor, int concurrencyLevel) {

if (!(loadFactor > 0) || initialCapacity < 0 || concurrencyLevel <= 0)

throw new IllegalArgumentException();

if (concurrencyLevel > MAX_SEGMENTS)//

concurrencyLevel = MAX_SEGMENTS;

// 寻找与给定参数concurrencyLevel匹配的最佳Segment数组ssize，必须是2的幂

// 如果concurrencyLevel是2的幂，那么最后选定的ssize就是concurrencyLevel

// 否则concurrencyLevel，ssize为大于concurrencyLevel最小2的幂值

// concurrencyLevel为7，则ssize为2的3次幂，为8

int sshift = 0;

int ssize = 1;

while (ssize < concurrencyLevel) {

++sshift;

ssize <<= 1;

}

this.segmentShift = 32 - sshift;

this.segmentMask = ssize - 1;

if (initialCapacity > MAXIMUM_CAPACITY)

initialCapacity = MAXIMUM_CAPACITY;

//计算每个Segment中，table数组的初始大小

int c = initialCapacity / ssize;

if (c * ssize < initialCapacity)

++c;

int cap = MIN_SEGMENT_TABLE_CAPACITY;

while (cap < c)

cap <<= 1;

// 创建segments和第一个segment

Segment s0 =

new Segment(loadFactor, (int)(cap * loadFactor),

(HashEntry[])new HashEntry[cap]);

Segment[] ss = (Segment[])new Segment[ssize];

UNSAFE.putOrderedObject(ss, SBASE, s0); //原子按顺序写入segments[0]

this.segments = ss;

}

/**

* map转化为ConcurrentHashMap

*

* @param m the map

*/

public ConcurrentHashMap(Map extends K, ? extends V> m) {

this(Math.max((int) (m.size() / DEFAULT_LOAD_FACTOR) + 1,

DEFAULT_INITIAL_CAPACITY),

DEFAULT_LOAD_FACTOR, DEFAULT_CONCURRENCY_LEVEL);

putAll(m);

}

构造器中各个参数的含义：

initialCapacity：创建ConccurentHashMap对象的初始容量，即ConccurentHashMap中HashEntity的总数量，创建时未指定initialCapacity则默认为16，最大容量为MAXIMUM_CAPACITY。

loadFactor：负载因子，用于计算Segment的threshold域，

concurrencyLevel：即ConccurentHashMap的并发度，支持同时更新ConccurentHashMap且不发生锁竞争的最大线程数。concurrencyLevel不能代表ConccurentHashMap实际并发度，ConccurentHashMap会使用大于等于该值的2的幂指数的最小值作为实际并发度，实际并发度即为segments数组的长度。创建时未指定concurrencyLevel则默认为16。

并发度对ConccurentHashMap性能具有举足轻重的作用，如果并发度设置的过小，会带来严重的锁竞争问题；如果并发度设置的过大，原本位于同一个Segment内的访问会扩散到不同的Segment中，CPU cache命中率会下降，从而引起程序性能下降。

原子方法

先看源码：

/**

* 获取给定table的第i个元素，使用volatile读语义

*/

@SuppressWarnings("unchecked")

static final HashEntry entryAt(HashEntry[] tab, int i) {

return (tab == null) ? null :

(HashEntry) UNSAFE.getObjectVolatile

(tab, ((long)i << TSHIFT) + TBASE);

}

/**

* 设置给定table的第i个元素，使用volatile写入语义

*/

static final void setEntryAt(HashEntry[] tab, int i,

HashEntry e) {

UNSAFE.putOrderedObject(tab, ((long)i << TSHIFT) + TBASE, e);

}

/**

* 通过Unsafe提供的具有volatile元素访问语义的操作获取给定Segment数组的第j个元素(如果ss非空)

* 注意：因为Segment数组的每个元素只能设置一次(使用完全有序的写入)，

* 所以一些性能敏感的方法只能依靠此方法作为对空读取的重新检查。

*/

@SuppressWarnings("unchecked")

static final Segment segmentAt(Segment[] ss, int j) {

long u = (j << SSHIFT) + SBASE;

return ss == null ? null :

(Segment) UNSAFE.getObjectVolatile(ss, u);

}

/**

* 根据给定hash获取segment

*/

@SuppressWarnings("unchecked")

private Segment segmentForHash(int h) {

long u = (((h >>> segmentShift) & segmentMask) << SSHIFT) + SBASE;

return (Segment) UNSAFE.getObjectVolatile(segments, u);

}

/**

* 根据给定segment和hash获取table entry

*/

@SuppressWarnings("unchecked")

static final HashEntry entryForHash(Segment seg, int h) {

HashEntry[] tab;

return (seg == null || (tab = seg.table) == null) ? null :

(HashEntry) UNSAFE.getObjectVolatile

(tab, ((long)(((tab.length - 1) & h)) << TSHIFT) + TBASE);

}

ConcurrentHashMap主要使用以上几个方法对segments数组和table数组进行读写，并保证线程安全性。

其主要使用了UNSAFE.getObjectVolatile提供Volatile读语义，UNSAFE.putOrderedObject提供了Volatile写语义。下面分析这两个方法带来的好处：

UNSAFE.getObjectVolatile使得非volatile声明的对象具有volatile读的语义，那么要使非volatile声明的对象具有volatile写的语义则需要借助操作UNSAFE.putObjectvolatile。

那么UNSAFE.putOrderedObject操作的含义和作用又是什么呢？

为了控制特定条件下的指令重排序和内存可见性问题，Java编译器使用一种叫内存屏障(Memory Barrier，或叫做内存栅栏，Memory Fence)的CPU指令来禁止指令重排序。java中volatile写入使用了内存屏障中的LoadStore屏障规则，对于这样的语句Load1; LoadStore; Store2，在Store2及后续写入操作被刷出前，保证Load1要读取的数据被读取完毕。volatile的写所插入的storeLoad是一个耗时的操作，因此出现了一个对volatile写的升级版本，利用lazySet方法进行性能优化，在实现上对volatile的写只会在之前插入StoreStore屏障，对于这样的语句Store1; StoreStore; Store2，在Store2及后续写入操作执行前，保证Store1的写入操作对其它处理器可见，也就是按顺序的写入。UNSAFE.putOrderedObject正是提供了这样的语义，避免了写写指令重排序，但不保证内存可见性，因此读取时需借助volatile读保证可见性。

ConcurrentHashMap正是利用了这些高性能的原子读写来避免加锁带来的开销，从而大幅度提高了性能。

ensureSegment

ensureSegment用于确定指定的Segment是否存在，不存在则会创建。源码如下：

@SuppressWarnings("unchecked")

private Segment ensureSegment(int k) {

final Segment[] ss = this.segments;

long u = (k << SSHIFT) + SBASE; // raw offset

Segment seg;

if ((seg = (Segment)UNSAFE.getObjectVolatile(ss, u)) == null) {

Segment proto = ss[0]; // use segment 0 as prototype

int cap = proto.table.length;

float lf = proto.loadFactor;

int threshold = (int)(cap * lf);

HashEntry[] tab = (HashEntry[])new HashEntry[cap];

if ((seg = (Segment)UNSAFE.getObjectVolatile(ss, u))

== null) { // recheck

Segment s = new Segment(lf, threshold, tab);

while ((seg = (Segment)UNSAFE.getObjectVolatile(ss, u))

== null) {

if (UNSAFE.compareAndSwapObject(ss, u, null, seg = s))

break;

}

}

}

return seg;

}

使用getObjectVolatile()方法提供的原子读语义获取指定Segment，如果为空，以构造ConcurrentHashMap对象时创建的Segment为模板，创建新的Segment。ensureSegment在创建Segment期间为不断使用getObjectVolatile()检查指定Segment是否为空，防止其他线程已经创建了Segment。

HashEntry

开始介绍Segment之前，我们先看看HashEntry的结构：

static final class HashEntry {

final int hash;

final K key;

volatile V value;

volatile HashEntry next;

HashEntry(int hash, K key, V value, HashEntry next) {

this.hash = hash;

this.key = key;

this.value = value;

this.next = next;

}

/**

* 使用volatile写入语义设置next域

*/

final void setNext(HashEntry n) {

UNSAFE.putOrderedObject(this, nextOffset, n);

}

// Unsafe mechanics

static final sun.misc.Unsafe UNSAFE;

static final long nextOffset;

static {

try {

UNSAFE = sun.misc.Unsafe.getUnsafe();

Class k = HashEntry.class;

nextOffset = UNSAFE.objectFieldOffset

(k.getDeclaredField("next"));

} catch (Exception e) {

throw new Error(e);

}

}

}

HashEntry将value和next声明为volatile ，是为了保证内存可见性，也就是每次读取都将从内存读取最新的值，而不会从缓存读取。同时，写入next域也使用volatile写入语义保证原子性。写入使用原子性操作，读取使用volatile，从而保证了多线程访问的线程安全性。

Segment

Segment作为ConccurentHashMap的专用数据结构，同时扩展了ReentrantLock，使得Segment本身就是一把可重入锁，方便执行锁定。Segment内部持有一个始终处于一致状态的entry列表，使得读取操作无需加锁(通过volatile读table数组)。调整tables大小期间通过复制节点实现，使得旧版本的table仍然可以遍历。

Segment仅定义需要加锁的可变方法，针对ConcurrentHashMap中相应方法的调用都会被代理到Segment中的方法。这些可变方法使用scanAndLock和scanAndLockForPut在竞争中使用受控旋转，也就是自旋次数受限制的自旋锁。由于线程的阻塞与唤醒通常伴随着上下文切换、CPU抢占等，都是开销比较大的操作，使用自旋次数受限制的自旋锁，可以提高获取锁的概率，降低线程阻塞的概率，这样可极大地提升性能。之所以自旋次数受限制，是因为自旋会不断的消耗CPU的时间，无限制的自旋会导致开销增长。因此自旋锁适用于多核CPU下，同时线程等待锁的时间非常短；若等待某个锁需要的时间较长，让线程尽早进入阻塞才是正确的选择。下面开始进入源码：

Segment成员变量

/**

* 对segment加锁时，在阻塞之前进行自旋的最大次数。

* 在多处理器上，使用有限数量的重试来维护在定位节点时获取的高速缓存。

*/

static final int MAX_SCAN_RETRIES =

Runtime.getRuntime().availableProcessors() > 1 ? 64 : 1;

/**

* 每个segment的table数组，访问数组中的元素通过entryAt/setEntryAt提供的volatile语义来完成

*/

transient volatile HashEntry[] table;

/**

* 元素的数量，只能在锁中或其他volatile读保证可见性之间进行访问

*/

transient int count;

/**

* 当前segment中可变操作发生的次数，put，remove等，可能会溢出32位

* 它为CHM isEmpty()和size()方法中的稳定性检查提供了足够的准确性。

* 只能在锁中或其他volatile读保证可见性之间进行访问

*/

transient int modCount;

/**

* 当table大小超过此阈值时，对table进行扩容，值为(int)(capacity *loadFactor)

*/

transient int threshold;

/**

* 负载因子

*/

final float loadFactor;

/**

* 构造方法

*/

Segment(float lf, int threshold, HashEntry[] tab) {

this.loadFactor = lf;

this.threshold = threshold;

this.table = tab;

}

scanAndLockForPut

先看流程图：

看源码：

private HashEntry scanAndLockForPut(K key, int hash, V value) {

HashEntry first = entryForHash(this, hash);//根据key的hash值查找头节点

HashEntry e = first;

HashEntry node = null;

int retries = -1; // negative while locating node

while (!tryLock()) {//尝试获取锁，成功则直接返回，失败则开始自旋

HashEntry f; // 用于后续重新检查头节点

if (retries < 0) {

if (e == null) {//结束遍历节点

if (node == null) // 创建节点

node = new HashEntry(hash, key, value, null);

retries = 0;

}

else if (key.equals(e.key))//找到节点，结束遍历

retries = 0;

else

e = e.next;

}

else if (++retries > MAX_SCAN_RETRIES) {//达到最大尝试次数

lock();//进入加锁方法，失败则会进入排队，阻塞当前线程

break;

}

else if ((retries & 1) == 0 &&

(f = entryForHash(this, hash)) != first) {

e = first = f; // 头节点变化，需要重新遍历，说明有新节点加入或被移除

retries = -1;

}

}

return node;

}

分析：while循环每执行一次，都会尝试获取锁，成功则会返回。retries 初始值设为-1是为了遍历当前hash对应桶的链表，找到则停止遍历，未找到则会预创建一个节点；同时，如果头节点发生变化，则会重新进行遍历，直到自旋次数大于MAX_SCAN_RETRIES，使用lock加锁，获取锁失败则会进入等待队列。

为什么scanAndLockForPut中要遍历一次链表？

前面已经提过scanAndLockForPut使用自旋次数受限制的自旋锁进行优化加锁的方式，此外，遍历一次链表也是一种优化方法，主要是尽可能使当前链表中的节点进入CPU高速缓存，提高缓存命中率，以便获取锁定后的遍历速度更快。实际上加锁后并没有使用已经找到的节点，因为它们必须在锁定下重新获取，以确保更新的顺序一致性，但是遍历一次后通常可以更快地重新定位。这是一种预热优化的方式，scanAndLock中也使用了该优化方式。

scanAndLock内部实现方式与scanAndLockForPut相似，但比scanAndLockForPut更简单，scanAndLock不需要预创建节点。因此scanAndLock主要用于remove和replace操作，而scanAndLockForPut则用于put，这里就不再贴源码。

Segment put

先看流程图：

put源码：

final V put(K key, int hash, V value, boolean onlyIfAbsent) {

HashEntry node = tryLock() ? null :

scanAndLockForPut(key, hash, value);

V oldValue;

try {

HashEntry[] tab = table;

int index = (tab.length - 1) & hash;

HashEntry first = entryAt(tab, index);

for (HashEntry e = first;;) {

if (e != null) {

K k;

if ((k = e.key) == key ||

(e.hash == hash && key.equals(k))) {

oldValue = e.value;

if (!onlyIfAbsent) {

e.value = value;

++modCount;

}

break;

}

e = e.next;

}

else {

if (node != null)

node.setNext(first);

else

node = new HashEntry(hash, key, value, first);

int c = count + 1;

if (c > threshold && tab.length < MAXIMUM_CAPACITY)

rehash(node);

else

setEntryAt(tab, index, node);

++modCount;

count = c;

oldValue = null;

break;

}

}

} finally {

unlock();

}

return oldValue;

}

Segment中put的大体流程是先对Segment加锁，然后根据(tab.length-1)&hash找到对应的slot，然后遍历slot对应的链表，如果key对应的entry已经存在，根据onlyIfAbsent标志决定是否替换旧值，如果key对应的entry不存在，创建新节点插入链表头部，期间若容量超过限制，判断是否需要进行rehash。

put实现还是比较简单的，下面谈谈其中主要的几个优化点。

scanAndLockForPut的作用已经介绍过了，如果锁能很快的获取，有限次数的自旋可防止线程进入阻塞，有助于提升性能；此外，自旋期间会遍历链表，希望遍历的链表被CPU Cache所缓存，为后续实际put过程中的链表遍历操作提升性能；最后scanAndLockForPut还会预创建节点。

HashEntry[] tab = table有什么好处？

从Segment源码可知，table被声明为volatile，为了保证内存可见性，table上的修改都必须立即更新到主存，volatile写实际是具有一定开销的。由于put中的代码都在加锁区执行，锁既能保证可见性，也能保证原子性，因此，不需要针对table进行volatile写，将table引用赋值给局部变量以实现编译、运行时的优化。

node.setNext(first)也是同样的道理，HashEntry的next同样被声明为volatile，因此这里使用优化的方式UNSAFE.putOrderedObject进行volatile写入。

既然put已在加锁区运行，为何访问tab中的元素不直接通过数组索引，而是用entryAt(tab, index)？

加锁保证了table引用的同步语义，但是对table数组中元素的写入使用UNSAFE.putOrderedObject进行顺序写，该操作只是禁止写写指令重排序，不能保证写入后的内存可见性。因此，必须使用entryAt(tab, index)提供的volatile读来获取最新的数据。

remove

remove源码相对比较简单，这里就直接分析源码了。

final V remove(Object key, int hash, Object value) {

if (!tryLock())

scanAndLock(key, hash);

V oldValue = null;

try {

HashEntry[] tab = table;

int index = (tab.length - 1) & hash;

HashEntry e = entryAt(tab, index);

HashEntry pred = null;

while (e != null) {

K k;

HashEntry next = e.next;

if ((k = e.key) == key ||

(e.hash == hash && key.equals(k))) {

V v = e.value;

if (value == null || value == v || value.equals(v)) {

if (pred == null)

setEntryAt(tab, index, next);

else

pred.setNext(next);

++modCount;

--count;

oldValue = v;

}

break;

}

pred = e;

e = next;

}

} finally {

unlock();

}

return oldValue;

}

remove首先会尝试获取锁，失败则会进入scanAndLock代码块，scanAndLock和scanAndLockForPut实现相似。获取锁成功后，然后根据hash找到对应的slot，然后遍历slot对应的链表，找到要移除元素的key，若value为空或与链表中元素的value相等则移除元素，否则退出。

remove和put中使用的优化相同，这里就不再重复说明。

replace操作实现方式也非常简单，这里不再说明。下面详细分析rehash实现。

rehash

rehash主要的作用的是扩容，将扩容前table中的节点重新分配到新的table。由于table的capacity都是2的幂，按照2的幂次方扩容为原来的一倍，扩容前在slot i中的元素，扩容后要么还是在slot i里，或者i+扩容前table的capacity的slot中，这样使得只需要移动原来桶中的部分元素即可将所有节点分配到新的table。

为了提高效率，rehash首先找到第一个后续所有节点在扩容后index都保持不变的节点，将这个节点加入扩容后的table的index对应的slot中，然后将这个节点之前的所有节点重排即可。

先看流程图：

rehash源码：

@SuppressWarnings("unchecked")

private void rehash(HashEntry node) {

HashEntry[] oldTable = table;

int oldCapacity = oldTable.length;

int newCapacity = oldCapacity << 1;

threshold = (int)(newCapacity * loadFactor);

HashEntry[] newTable =

(HashEntry[]) new HashEntry[newCapacity];

int sizeMask = newCapacity - 1;

for (int i = 0; i < oldCapacity ; i++) {

HashEntry e = oldTable[i];

if (e != null) {

HashEntry next = e.next;

int idx = e.hash & sizeMask;

if (next == null) // slot中只有一个元素

newTable[idx] = e;

else { // Reuse consecutive sequence at same slot

HashEntry lastRun = e;

int lastIdx = idx;

for (HashEntry last = next;

last != null;

last = last.next) {

int k = last.hash & sizeMask;

if (k != lastIdx) {

lastIdx = k;

lastRun = last;

}

}

newTable[lastIdx] = lastRun;

//复制lastRun之前的所有节点

for (HashEntry p = e; p != lastRun; p = p.next) {

V v = p.value;

int h = p.hash;

int k = h & sizeMask;

HashEntry n = newTable[k];

newTable[k] = new HashEntry(h, p.key, v, n);

}

}

}

}

int nodeIndex = node.hash & sizeMask; //添加新节点

node.setNext(newTable[nodeIndex]);

newTable[nodeIndex] = node;

table = newTable;

}

为了理解这段代码的原理，现构造一个例子来说明，假设扩容前oldTable的oldCapacity为4，则扩容后newTable的newCapacity为8，假设oldTable[0]的元素如下：

由index=hash & (oldCapacity-1)可知，扩容前以上几个节点都在slot oldTable[0]中。下面开始分析

计算头节点idx = e.hash & sizeMask=e.hash & (newCapacity-1)=16 & 7=0；

将idx赋值给lastIdx = idx=0，last = next(hash=4);

last不为空，第一轮循环：k = last.hash & sizeMask=4 & 7=4，满足k != lastIdx，执行语句：

lastIdx = k; lastRun = last(hash=4);

last = last.next，last不为空，第二轮循环：k =8 & 7=0，满足k != lastIdx，执行语句：

lastIdx = k; lastRun = last(hash=8);

last = last.next，last不为空，第三轮循环：k = 32 & 7=0，不满足k != lastIdx；

last = last.next，last为空，结束循环。

到此找到第一个后续所有节点在扩容后index都保持不变的节点，lastRun为hash=8的节点，将lastRun加入lastIdx对应slot中，这样lastRun的后续节点也会自动加入lastIdx对应slot。然后将节点lastRun之前的所有节点重排，通过新建节点，使用hash & sizeMask计算index，则将节点插入index对应slot中链表头部。

综上，最好的情况，每个slot链表的所有节点在扩容后index都保持不变，那么只需移动头节点，不用创建新节点即可完成扩容和节点重新分配；最差的情况，每个链表的倒数两个节点在扩容后index不同，那么需要重建并复制所有节点。

到此，Segment实现原理和源码分析完成，下面进入ConccurentHashMap主体代码中。

主要操作

本节主要介绍ConccurentHashMap中的方法，get、containsKey、containsValue、size、put、putAll、putIfAbsent、remove等等。

get、containsKey

get与containsKey两个方法的实现几乎完全一致，都不需要加锁读数据，下面以get源码说明：

public V get(Object key) {

Segment s;

HashEntry[] tab;

int h = hash(key);

long u = (((h >>> segmentShift) & segmentMask) << SSHIFT) + SBASE;

if ((s = (Segment)UNSAFE.getObjectVolatile(segments, u)) != null &&

(tab = s.table) != null) {

for (HashEntry e = (HashEntry) UNSAFE.getObjectVolatile

(tab, ((long)(((tab.length - 1) & h)) << TSHIFT) + TBASE);

e != null; e = e.next) {

K k;

if ((k = e.key) == key || (e.hash == h && key.equals(k)))

return e.value;

}

}

return null;

}

首先计算key的hash码，计算Segment的index，使用getObjectVolatile()方法提供的原子读语义获取Segment，再计算Segment中slot的索引，使用getObjectVolatile()方法提供的原子读语义获取slot头节点，遍历链表，判断是否存在key相同的节点以及获得该节点的value。由于遍历过程中其他线程可能对链表结构做了调整，因此get和containsKey返回的可能是过时的数据，这就是ConcurrentHashMap的弱一致性。如果要求强一致性，那么必须使用Collections.synchronizedMap()。

size、containsValue、isEmpty

size用于返回ConcurrentHashMap中HashEntry的数量，containsValue用于判断ConcurrentHashMap中是否存在给定的value，isEmpty用于判断ConcurrentHashMap是否为空，size、containsValue、isEmpty都是基于整个ConcurrentHashMap来进行操作的，因此实现原理基本相似。这里以size方法来说明实现原理。先看流程图：

看源码：

public int size() {

final Segment[] segments = this.segments;

int size;

boolean overflow; // 为true表示size溢出32位

long sum; // 所有segment中modCount的总和

long last = 0L;

int retries = -1; // 第一次迭代不计入重试，因此总共会重试3次

try {

for (;;) {

if (retries++ == RETRIES_BEFORE_LOCK) {

for (int j = 0; j < segments.length; ++j)

ensureSegment(j).lock(); // force creation

}

sum = 0L;

size = 0;

overflow = false;

for (int j = 0; j < segments.length; ++j) {

Segment seg = segmentAt(segments, j);

if (seg != null) {

sum += seg.modCount;

int c = seg.count;

if (c < 0 || (size += c) < 0)

overflow = true;

}

}

if (sum == last)

break;

last = sum;

}

} finally {

if (retries > RETRIES_BEFORE_LOCK) {

for (int j = 0; j < segments.length; ++j)

segmentAt(segments, j).unlock();

}

}

return overflow ? Integer.MAX_VALUE : size;

}

首先不加锁循环所有的Segment(通过Unsafe的getObjectVolatile()以保证原子读语义)，计算所有Segment的count之后，同时计算所有Segment的modcount之和sum，如果sum与last相等，说明迭代期间没有发生其他线程修改ConcurrentHashMap的情况，返回size,；当重试次数超过预定义的值(RETRIES_BEFORE_LOCK为2)时，对所有的Segment依次进行加锁，再计算size的值。需要注意的是，加锁过程中会强制创建所有的不存在Segment，否则容易出现其他线程创建Segment并进行put，remove等操作。由于retries初始值为-1，因此会尝试3次才会对所有的Segment加锁。

注意：modcount在put, replace, remove以及clear等方法中都会被修改。

containsValue实现只是在重试问题上稍微不同，在第一次尝试时，sum与last相等也不会返回，默认会尝试试第二次，只有第二次尝试时sum与last也相等才返回。此外，在循环所有的Segment期间，一旦找到匹配value的HashEntry，立即返回，只有value不存在时，才会多次尝试确认。这里不贴源码了。

isEmpty与containsValue、size实现稍有不同，isEmpty重试失败不会进行加锁，而是直接返回false，isEmpty在循环所有的Segment期间，一旦某个Segment中的entry数量不为0，立即返回true；第一次循环所有的Segment期间，计算每个Segment的modCount之和sum；当sum不为0，进行第二次循环，循环期间，使用sum减去每个Segment的modCount，如果sum不为0，返回false，否则返回true。这样做的好处是，加入第一次循环期间发生了一个put，第二次循环发生了一个remove，那么isEmpty也能检查出当前map为空。

put、putAll、putIfAbsent

put和putIfAbsent实现原理基本相似，区别在于当key存在时，put会替换旧值，更新modCount，putIfAbsent则不会。putAll通过循环调用put来实现。这里以put源码来进行说明。

@SuppressWarnings("unchecked")

public V put(K key, V value) {

Segment s;

if (value == null)

throw new NullPointerException();

int hash = hash(key);

int j = (hash >>> segmentShift) & segmentMask;

if ((s = (Segment)UNSAFE.getObject

(segments, (j << SSHIFT) + SBASE)) == null)

s = ensureSegment(j);

return s.put(key, hash, value, false);

}

由源码实现可知，首先计算key的hash码，再计算segments的index，获取Segment，如果Segment为空，则会进入ensureSegment创建Segment，最后将put操作代理给Segment中的put方法实现数据写入。

注意：put中获取指定Segment没有使用原子读语义，在ensureSegment中会使用原子读语义重新检查。

remove、replace、clear

remove和replace都是先通过key计算hash码，定位到Segment，如果Segment为空，则不做任何操作，否则将操作代理给Segment的remove和replace方法。

clear会循环所有的Segment，如果Segment不空，将操作代理给Segment的clear，Segment的clear操作会直接对Segment加锁，使用UNSAFE.putOrderedObject操作将table数组中的元素置为null。由于clear只是清除元素，Segment指向table的引用不会发生变化，使得clear期间仍然可以进行遍历。

弱一致性

ConcurrentHashMap是弱一致的。 ConcurrentHashMap的get，containsKey，clear，iterator 都是弱一致性的。

get和containsKey都是无锁的操作，均通过getObjectVolatile()提供的原子读语义来获得Segment以及对应的链表，然后遍历链表。由于遍历期间其他线程可能对链表结构做了调整，因此get和containsKey返回的可能是过时的数据。如在get执行UNSAFE.getObjectVolatile(segments, u)之后，其他线程若执行了clear操作，则get将读到失效的数据。

由于clear没有使用全局的锁，当清除完一个segment之后，开始清理下一个segment的时候，已经清理segments可能又被加入了数据，因此clear返回的时候，ConcurrentHashMap中是可能存在数据的。因此，clear方法是弱一致的。

ConcurrentHashMap中的迭代器主要包括entrySet、keySet、values方法，迭代器在遍历期间如果已经遍历的table上的内容变化了，迭代器不会抛出ConcurrentModificationException异常。如果未遍历的数组上的内容发生了变化，则有可能反映到迭代过程中，这就是ConcurrentHashMap迭代器弱一致的表现。

到此，jdk1.7中ConcurrentHashMap的实现分析完成。

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