AbstractQueuedSynchronizer 源码分析

概述

Java的内置锁一直都是备受争议的，在JDK 1.6之前，synchronized这个重量级锁其性能一直都是较为低下，虽然在1.6后，进行大量的锁优化策略,但是与Lock相比synchronized还是存在一些缺陷的：虽然synchronized提供了便捷性的隐式获取锁释放锁机制（基于JVM机制），但是它却缺少了获取锁与释放锁的可操作性，可中断、超时获取锁，且它为独占式在高并发场景下性能大打折扣。

AQS，AbstractQueuedSynchronizer，即队列同步器。它是构建锁或者其他同步组件的基础框架（如ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、Semaphore等），JUC并发包的作者（Doug Lea）期望它能够成为实现大部分同步需求的基础。它是JUC并发包中的核心基础组件。

AQS解决了子类实现同步器时涉及当的大量细节问题，例如获取同步状态、FIFO同步队列。基于AQS来构建同步器可以带来很多好处。它不仅能够极大地减少实现工作，而且也不必处理在多个位置上发生的竞争问题。

AQS的主要使用方式是继承，子类通过继承同步器并实现它的抽象方法来管理同步状态。

AQS使用一个int类型的成员变量state来表示同步状态，当state>0时表示已经获取了锁，当state = 0时表示释放了锁。它提供了三个方法（getState()、setState(int newState)、compareAndSetState(int expect,int update)）来对同步状态state进行操作，当然AQS可以确保对state的操作是安全的。

AQS通过内置的FIFO同步队列来完成资源获取线程的排队工作，如果当前线程获取同步状态失败（锁）时，AQS则会将当前线程以及等待状态等信息构造成一个节点（Node）并将其加入同步队列，同时会阻塞当前线程，当同步状态释放时，则会把节点中的线程唤醒，使其再次尝试获取同步状态。

AQS可以实现独占锁和共享锁，RenntrantLock实现的是独占锁，ReentrantReadWriteLock实现的是独占锁和共享锁，CountDownLatch实现的是共享锁。

独占式exclusive。保证一次只有一个线程可以经过阻塞点，只有一个线程可以获取到锁。
共享式shared。可以允许多个线程阻塞点，可以多个线程同时获取到锁。

下面我们通过源码来分析下AQS的实现原理

AbstractQueuedSynchronizer类结构

public abstract class AbstractQueuedSynchronizerextends AbstractOwnableSynchronizerimplements java.io.Serializable {protected AbstractQueuedSynchronizer() { }//同步器队列头结点private transient volatile Node head;//同步器队列尾结点private transient volatile Node tail;//同步状态（打的那个state为0时，无锁，当state>0时说明有锁。）private volatile int state;//获取锁状态protected final int getState() {return state;}//设置锁状态protected final void setState(int newState) {state = newState;}......

通过AQS的类结构我们可以看到它内部有一个队列和一个state的int变量。
队列：通过一个双向链表实现的队列来存储等待获取锁的线程。
state：锁的状态。
head、tail和state 都是volatile类型的变量，volatile可以保证多线程的内存可见性。

同步队列的基本结构如下：

同步器队列Node元素的类结构如下：


static final class Node {static final Node SHARED = new Node();static final Node EXCLUSIVE = null;//表示当前的线程被取消；static final int CANCELLED =  1;//表示当前节点的后继节点包含的线程需要运行，也就是unpark；static final int SIGNAL    = -1;//表示当前节点在等待condition，也就是在condition队列中；static final int CONDITION = -2;//表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行；static final int PROPAGATE = -3;//表示节点的状态。默认为0，表示当前节点在sync队列中，等待着获取锁。//其它几个状态为：CANCELLED、SIGNAL、CONDITION、PROPAGATEvolatile int waitStatus;//前驱节点volatile Node prev;//后继节点volatile Node next;//获取锁的线程volatile Thread thread;//存储condition队列中的后继节点。Node nextWaiter;......
}

从Node结构prev和next节点可以看出它是一个双向链表，waitStatus存储了当前线程的状态信息

waitStatus
1. CANCELLED，值为1，表示当前的线程被取消；
2. SIGNAL，值为-1，表示当前节点的后继节点包含的线程需要运行，也就是unpark；
3. CONDITION，值为-2，表示当前节点在等待condition，也就是在condition队列中；
4. PROPAGATE，值为-3，表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行；
5. 值为0，表示当前节点在sync队列中，等待着获取锁。

下面我们通过以下五个方面来介绍AQS是怎么实现的锁的获取和释放的
1. 独占式获得锁
2. 独占式释放锁
3. 共享式获得锁
4. 共享式释放锁
5.独占超时获得锁

1.独占式获得锁

acquire方法代码如下：

public final void acquire(int arg) {//尝试获得锁，获取不到则加入到队列中等待获取if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))selfInterrupt();}

首先执行tryAcquire方法，尝试获得锁。
如果获取失败则进入addWaiter方法，构造同步节点（独占式Node.EXCLUSIVE），将该节点添加到同步队列尾部，并返回此节点，进入acquireQueued方法。
acquireQueued方法，这个新节点死是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，阻塞后的节点等待前驱节点来唤醒或阻塞线程被中断。

addWaiter方法代码如下：

private Node addWaiter(Node mode) {Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);// Try the fast path of enq; backup to full enq on failureNode pred = tail;if (pred != null) {node.prev = pred;//将该节点添加到队列尾部if (compareAndSetTail(pred, node)) {pred.next = node;return node;}}//如果前驱节点为null，则进入enq方法通过自旋方式入队列enq(node);return node;
}

将构造的同步节点加入到同步队列中

使用链表的方式把该Node节点添加到队列尾部，如果tail的前驱节点不为空（队列不为空），则进行CAS添加到队列尾部。
如果更新失败（存在并发竞争更新），则进入enq方法进行添加

enq方法代码如下：

    private Node enq(final Node node) {for (;;) {Node t = tail;if (t == null) { // Must initialize//如果队列为空，则通过CAS把当前Node设置成头节点if (compareAndSetHead(new Node()))tail = head;} else {node.prev = t;//如果队列不为空，则向队列尾部添加Nodeif (compareAndSetTail(t, node)) {t.next = node;return t;}}}}

该方法使用CAS自旋的方式来保证向队列中添加Node（同步节点简写Node）

如果队列为空，则把当前Node设置成头节点
如果队列不为空，则向队列尾部添加Node

acquireQueued方法代码如下：

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {  boolean failed = true;  try {  boolean interrupted = false;  for (;;) {  //找到当前节点的前驱节点final Node p = node.predecessor();  //检测p是否为头节点，如果是，再次调用tryAcquire方法 if (p == head && tryAcquire(arg)) {  //如果p节点是头节点且tryAcquire方法返回true。那么将当前节点设置为头节点。setHead(node);  p.next = null; // help GC  failed = false;  return interrupted;  }  //如果p节点不是头节点，或者tryAcquire返回false，说明请求失败。  //那么首先需要判断请求失败后node节点是否应该被阻塞，如果应该  //被阻塞，那么阻塞node节点，并检测中断状态。  if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&  parkAndCheckInterrupt())  //如果有中断，设置中断状态。  interrupted = true;  }  } finally {  if (failed) //最后检测一下如果请求失败(异常退出)，取消请求。  cancelAcquire(node);  }
}

在acquireQueued方法中，当前线程通过自旋的方式来尝试获取同步状态，
1. 如果当前节点的前驱节点头节点才能尝试获得锁，如果获得成功，则把当前线程设置成头结点，把之前的头结点从队列中移除，等待垃圾回收（没有对象引用）
2. 如果获取锁失败则进入shouldParkAfterFailedAcquire方法中检测当前节点是否可以被安全的挂起（阻塞），如果可以安全挂起则进入parkAndCheckInterrupt方法，把当前线程挂起,并检查刚线程是否执行了interrupted方法。

通过上面的代码我们可以发现AQS内部的同步队列是FIFO的方式存取的。节点自旋获取同步状态的行为如下图所示

shouldParkAfterFailedAcquire方法代码如下：

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {//获得前驱节点状态int ws = pred.waitStatus;if (ws == Node.SIGNAL)//如果前驱节点状态为SIGNAL，当前线程则可以阻塞。return true;if (ws > 0) {do {//判断如果前驱节点状态为CANCELLED，那就一直往前找，直到找到最近一个正常等待的状态node.prev = pred = pred.prev;} while (pred.waitStatus > 0);//并将当前Node排在它的后边。pred.next = node;} else {//如果前驱节点正常，则修改前驱节点状态为SIGNALcompareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);}return false;}

节点的状态如下表：

状态	值	说明
CANCELLED	1	等待超时或者中断，需要从同步队列中取消
SIGNAL	-1	后继节点出于等待状态，当前节点释放锁后将会唤醒后继节点
CONDITION	-2	节点在等待队列中，节点线程等待在Condition上，其它线程对Condition调用signal()方法后，该节点将会从等待同步队列中移到同步队列中，然后等待获取锁。
PROPAGATE	-3	表示下一次共享式同步状态获取将会无条件地传播下去
INITIAL	0	初始状态

1. 首先获取前驱节点的状态ws
2. 如果ws为SIGNAL则表示可以被前驱节点唤醒，当前线程就可以挂起，等待前驱节点唤醒，返回true（可以挂起）
3. 如果ws>0说明，前驱节点取消了，并循环查找此前驱节点之前所有连续取消的节点。并返回false（不能挂起）。
4. 尝试将当前节点的前驱节点的等待状态设为SIGNAL

parkAndCheckInterrupt方法代码如下：

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {//阻塞当前线程LockSupport.park(this);//判断是否中断来唤醒的return Thread.interrupted();
}

调用LockSupport.park(this);进行阻塞当前线程
如果被唤醒判断是不是被中断的（唤醒有两种可能性，一种是unpark，一种是interrupter）

2. 独占式释放锁

release方法代码如下：

    public final boolean release(int arg) {//尝试释放锁if (tryRelease(arg)) {Node h = head;if (h != null && h.waitStatus != 0)//唤醒后继节点unparkSuccessor(h);return true;}return false;}

tryRelease(int arg) 方法应该由实现AQS的子类来实现具体的逻辑。
1. 首先通过tryRelease方法释放锁如果释放锁成功，执行第2步。
2. 通过调用unparkSuccessor() 方法来唤醒头结点的后继节点。该方法内部是通过LockSupport.unpark(s.thread);来唤醒后继节点的。

3. 共享式获得锁

acquireShared方法代码如下：

public final void acquireShared(int arg) {//尝试获取的锁，如果获取失败执行doAcquireShared方法。if (tryAcquireShared(arg) < 0)doAcquireShared(arg);
}

tryAcquireShared()尝试获取锁，如果获取失败则通过doAcquireShared()进入等待队列，直到获取到资源为止才返回。

这里tryAcquireShared()需要自定义同步器去实现。
AQS中规定：负值代表获取失败，非负数标识获取成功。

doAcquireShared方法代码如下：

private void doAcquireShared(int arg) {//构建共享Nodefinal Node node = addWaiter(Node.SHARED);boolean failed = true;try {boolean interrupted = false;for (;;) {//获取前驱节点final Node p = node.predecessor();//如果是头节点进行尝试获得锁if (p == head) {//如果返回值大于等于0，则说明获得锁int r = tryAcquireShared(arg);if (r >= 0) {//当前节点设置为队列头，并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acquireQueued方法中，当前线程也通过自旋的方式来尝试获取同步状态，同独享式获得锁一样

如果当前节点的前驱节点头节点才能尝试获得锁，如果获得成功，则把当前线程设置成头结点，把之前的头结点从队列中移除，等待垃圾回收（没有对象引用）
如果获取锁失败则进入shouldParkAfterFailedAcquire方法中检测当前节点是否可以被安全的挂起（阻塞），如果可以安全挂起则进入parkAndCheckInterrupt方法，把当前线程挂起,并检查刚线程是否执行了interrupted方法。

setHeadAndPropagate方法代码如下：

private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {Node h = head; // Record old head for check belowsetHead(node);//如果propagate >0,说明共享锁还有可以进行获得锁，继续唤醒下一个节点if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {Node s = node.next;if (s == null || s.isShared())doReleaseShared();}}

设置当前节点为头结点，并调用了doReleaseShared()方法，acquireShared方法最终调用了release方法，得看下为什么。原因其实也很简单，shared模式下是允许多个线程持有一把锁的，其中tryAcquire的返回值标志了是否允许其他线程继续进入。如果允许的话，需要唤醒队列中等待的线程。其中doReleaseShared方法的逻辑很简单，就是唤醒后继线程。

因此acquireShared的主要逻辑就是尝试加锁，如果允许其他线程继续加锁，那么唤醒后继线程，如果失败，那么入队阻塞等待。

4. 共享式释放锁

releaseShared方法代码如下：

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

tryReleaseShared(int arg) 方法应该由实现AQS的子类来实现具体的逻辑。

首先通过tryReleaseShared方法释放锁如果释放锁成功，执行第2步。
通过调用unparkSuccessor() 方法来唤醒头结点的后继节点。该方法内部是通过LockSupport.unpark(s.thread);来唤醒后继节点的。

doReleaseShared方法代码如下：

private void doReleaseShared() {for (;;) {// 获取队列的头节点Node h = head;// 如果头节点不为null，并且头节点不等于tail节点。if (h != null && h != tail) {// 获取头节点对应的线程的状态int ws = h.waitStatus;// 如果头节点对应的线程是SIGNAL状态，则意味着“头节点的下一个节点所对应的线程”需要被unpark唤醒。if (ws == Node.SIGNAL) {// 设置“头节点对应的线程状态”为空状态。失败的话，则继续循环。if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))continue;// 唤醒“头节点的下一个节点所对应的线程”。unparkSuccessor(h);}// 如果头节点对应的线程是空状态，则设置“尾节点对应的线程所拥有的共享锁”为其它线程获取锁的空状态。else if (ws == 0 &&!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))continue;                // loop on failed CAS}// 如果头节点发生变化，则继续循环。否则，退出循环。if (h == head)                   // loop if head changedbreak;}
}

该方法主要是唤醒后继节点。对于能够支持多个线程同时访问的并发组件（比如Semaphore），它和独占式主要区别在于tryReleaseShared(int arg)方法必须确保同步状态（或者资源数）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。

5. 独占超时获得锁

doAcquireNanos方法代码如下：

private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)throws InterruptedException {if (nanosTimeout <= 0L)return false;//计算出超时时间点final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;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;}//计算剩余超时时间，超时时间点deadline减去当前时间点System.nanoTime()得到还应该睡眠的时间nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();//如果超时，返回false，获取锁失败if (nanosTimeout <= 0L)return false;//判断是否需要阻塞当前线程//如果需要，在判断当前剩余纳秒数是否大于1000if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)//阻塞 nanosTimeout纳秒数LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);if (Thread.interrupted())throw new InterruptedException();}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}
}

该方法在自旋过程中，当节点的前驱节点为头节点时尝试获取同步状态，如果获取成功则从该方法返回，这个过程和独占式同步获取的过程类似，但是在同步状态获取失败的处理上有所不同。如果当前线程获取同步状态失败，则首先重新计算超时间隔nanosTimeout，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，则使当前线程等待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。原因在于，非常短的超时等待无法做到十分精确，如果
这时再进行超时等待，相反会让nanosTimeout的超时从整体上表现得反而不精确。因此，在超
时非常短的场景下，同步器会进入无条件的快速自旋。

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