AbstractQueuedSynchronizer(AQS)源码分析详解
AbstractQueuedSynchronizer 是一个抽象的同步等待队列。juc下面大多数锁都是使用到了AQS。除了获取资源和释放资源的方法外，AQS基本上将其他同步等待队列的逻辑都实现了，比如线程进入队列同步等待、响应中断、唤醒线程等。如果我们想实现一个简单的同步等待队列，那只需要实现AQS的获取和释放资源的方法就行了(实际上还有一个用来判断是否是当前线程持有资源的方法需要实现)。
1. AQS类的基本结构
首先实现了AbstractOwnableSynchronizer类，里面维护了一个FIFO双向队列，也就是我们的等待队列，记录了队列的头节点和尾节点；还维护了一个状态信息state，对于不同的锁来说state有着不同的意义，但是可以肯定的是state跟线程释放进入等待队列是由密切关系的。
在多线程情况下，对双向队列的头节点和尾节点以及state的修改都是使用的cas进行的修改(不存在多线程的话，就直接赋值了，如果独占锁释放锁资源，因为之会有一个线程持有锁资源)。
1.1 AbstractOwnableSynchronizer类结构
核心就是设置和获取exclusiveOwnerThread，exclusiveOwnerThread表示独占模式下持有锁的线程。
public abstract class AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
/** Use serial ID even though all fields transient. */
private static final long serialVersionUID = 3737899427754241961L;
protected AbstractOwnableSynchronizer() { }
/**
* The current owner of exclusive mode synchronization.
*/
private transient Thread exclusiveOwnerThread;
/**
* Sets the thread that currently owns exclusive access.
* A {@code null} argument indicates that no thread owns access.
* This method does not otherwise impose any synchronization or
* {@code volatile} field accesses.
* @param thread the owner thread
*/
protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
exclusiveOwnerThread = thread;
}
/**
* Returns the thread last set by {@code setExclusiveOwnerThread},
* or {@code null} if never set. This method does not otherwise
* impose any synchronization or {@code volatile} field accesses.
* @return the owner thread
*/
protected final Thread getExclusiveOwnerThread() {
return exclusiveOwnerThread;
}
}
1.2 等待队列
同步等待队列中是个双向队列，在AQS中记录了头节点和尾节点(都用了volatile修饰，确保了head和tail的可见性)，一般来说头节点是一个空节点(这点后面会说到)。每个节点里面记录了当前节点的等待模式(独占模式或者共享模式)，同时记录了当前节点的等待状态，prev和next记录了当前节点的上一个节点和下一个节点，thread表示节点对应的线程。我们可以将状态粗略的分为两类，<=0表示有效等待节点，>0表示无效节点。
/**
* Head of the wait queue, lazily initialized. Except for
* initialization, it is modified only via method setHead. Note:
* If head exists, its waitStatus is guaranteed not to be
* CANCELLED.
*/
private transient volatile Node head;
/**
* Tail of the wait queue, lazily initialized. Modified only via
* method enq to add new wait node.
*/
private transient volatile Node tail;
static final class Node {
/** Marker to indicate a node is waiting in shared mode */
static final Node SHARED = new Node();
/** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode */
static final Node EXCLUSIVE = null;
/** waitStatus value to indicate thread has cancelled */
static final int CANCELLED = 1;
/** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */
static final int SIGNAL = -1;
/** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
static final int CONDITION = -2;
/**
* waitStatus value to indicate the next acquireShared should
* unconditionally propagate
*/
static final int PROPAGATE = -3;
/**
* Status field, taking on only the values:
* SIGNAL: The successor of this node is (or will soon be)
* blocked (via park), so the current node must
* unpark its successor when it releases or
* cancels. To avoid races, acquire methods must
* first indicate they need a signal,
* then retry the atomic acquire, and then,
* on failure, block.
* CANCELLED: This node is cancelled due to timeout or interrupt.
* Nodes never leave this state. In particular,
* a thread with cancelled node never again blocks.
* CONDITION: This node is currently on a condition queue.
* It will not be used as a sync queue node
* until transferred, at which time the status
* will be set to 0. (Use of this value here has
* nothing to do with the other uses of the
* field, but simplifies mechanics.)
* PROPAGATE: A releaseShared should be propagated to other
* nodes. This is set (for head node only) in
* doReleaseShared to ensure propagation
* continues, even if other operations have
* since intervened.
* 0: None of the above
*
* The values are arranged numerically to simplify use.
* Non-negative values mean that a node doesn't need to
* signal. So, most code doesn't need to check for particular
* values, just for sign.
*
* The field is initialized to 0 for normal sync nodes, and
* CONDITION for condition nodes. It is modified using CAS
* (or when possible, unconditional volatile writes).
*/
volatile int waitStatus;
/**
* Link to predecessor node that current node/thread relies on
* for checking waitStatus. Assigned during enqueuing, and nulled
* out (for sake of GC) only upon dequeuing. Also, upon
* cancellation of a predecessor, we short-circuit while
* finding a non-cancelled one, which will always exist
* because the head node is never cancelled: A node becomes
* head only as a result of successful acquire. A
* cancelled thread never succeeds in acquiring, and a thread only
* cancels itself, not any other node.
*/
volatile Node prev;
/**
* Link to the successor node that the current node/thread
* unparks upon release. Assigned during enqueuing, adjusted
* when bypassing cancelled predecessors, and nulled out (for
* sake of GC) when dequeued. The enq operation does not
* assign next field of a predecessor until after attachment,
* so seeing a null next field does not necessarily mean that
* node is at end of queue. However, if a next field appears
* to be null, we can scan prev's from the tail to
* double-check. The next field of cancelled nodes is set to
* point to the node itself instead of null, to make life
* easier for isOnSyncQueue.
*/
volatile Node next;
/**
* The thread that enqueued this node. Initialized on
* construction and nulled out after use.
*/
volatile Thread thread;
/**
* Link to next node waiting on condition, or the special
* value SHARED. Because condition queues are accessed only
* when holding in exclusive mode, we just need a simple
* linked queue to hold nodes while they are waiting on
* conditions. They are then transferred to the queue to
* re-acquire. And because conditions can only be exclusive,
* we save a field by using special value to indicate shared
* mode.
*/
Node nextWaiter;
/**
* Returns true if node is waiting in shared mode.
*/
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
/**
* Returns previous node, or throws NullPointerException if null.
* Use when predecessor cannot be null. The null check could
* be elided, but is present to help the VM.
*
* @return the predecessor of this node
*/
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker
}
Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}
上面两个有参构造方法，一个是被addWiter调用，一个是被Condition(也就是条件队列)调用，通过两个方法我们可以看到，addWaiter创建的node，waitStatus=0(初始状态)；通过Condition创建的node，waitStatus=-2(CONDITION条件队列中等待)状态(addConditionWaiter方法中可以看到)。需要注意的是一般共享锁是不支持Condition的，所以通过第二个有参构造方法创建的节点是处于独占模式的，这样我们就可以直接根据nextWaiter就能判断出节点的等待模式，也就是上面对应的isShared方法。
1.3 同步状态state
在不同的锁实现中，有着不同的意义，比如在ReentractLock中，state表示当前线程获取锁的重入次数。在ReentractReadWriteLock中，state的高16位表示持有读锁的线程数，低16位表示写锁的重入次数。但是无论state怎么存数据，他都与锁的获取与释放有着密切的关系。
/**
* The synchronization state.
*/
private volatile int state;
1.4 几个核心方法
以tryAcquire和acquire为例，tryAcquire只是进行锁资源的获取，获取成功就返回true，失败返回false，而acquire会根据tryAcquire的返回结果来判断，是否将当前线程阻塞放入等待队列中。看名字我们就可以很快分辨出方法之间的对应关系。在比如tryReleaseShared是尝试释放锁资源，如果返回true，就会去尝试唤醒后继处于等待状态的节点。
以try开头的这些方法是我们在实现自定义同步等待队列的时候，需要重点关注的方法，我们需要重写方法，实现具体的逻辑。当然，如果你只是自定义一个独占锁，那你只需要实现tryAcquire、tryRelease、isHeldExclusively就行，共享锁相关的，你可以不用管。如果你想实现例如读写锁，那就需要将共享模式对应的方法也要重写，进行实现。
// 独占模式获取锁资源
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
// 独占模式释放锁资源
protected boolean tryRelease(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
// 共享模式获取锁资源
protected int tryAcquireShared(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
// 共享模式释放锁资源
protected boolean tryReleaseShared(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
// 独占模式下，当前线程释放是持有锁的线程
protected boolean isHeldExclusively() {
throw new UnsupportedOperationException();
}
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}
2. 独占锁
独占锁指的是只能有一个线程持有锁资源，如果其他线程想要持有锁，需要等待持有锁的线程释放资源之后，否则会进入等待队列等待(没有获取到锁资源)，直到等到有线程释放了锁资源，并且对该等待线程进行了唤醒，此时线程就会去再次尝试获取锁资源。
2.1 acquire
首先判断获取锁资源释放成功，如果成功，后面的就不能执行了，如果失败，就需要进入等待队列，等待其他线程唤醒自己，唤醒后会更新中断状态，再次去尝试获取锁资源，如果获取锁成功，就根据中断状态处理中断(返回true就会执行selfInterrupt)。
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
2.1.1 创建等待节点和初始化队列
这里直接指定了当前线程和等待模式，创建了一个新的节点(上面我们在说等待队列的时候已经说过这个构造方法了)，然后判断队列是否需要初始化。如果不需要初始化，就会将刚创建的节点设置为尾节点。这里其实进行了一下快速尝试将新创建的节点放到队列的尾部，他跟enq中的代码是重复。目的就是为了在外面进行一次快速尝试，如果成功了，就不进入enq了，因为他里面有个for循环。
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;
}
enq方法干了两件事
- 如果发现队列没有初始化，就创建一个空节点，进行队列初始化，此时队列的头节点和尾节点指向了同一个空节点。
- 初始化队列之后，循环并没有退出，而是来设置新创建的节点为尾节点，设置成功后推出循环。此时队列的头节点就是一个空节点，队列的尾节点就是我们刚创建的的新节点。重点看一下
else中的代码，他分了三步才成功将tail更新完成，并且我们知道该方法中的代码会被多线程执行，而且这里存在共享变量tail。下面我们简单分析两个线程执行else代码块。
首先是一个完整的流程，如果1,2,3正常执行，没有被其他线程干扰。这里我们需要特别注意的是代码中node和t都是独立存在于每个线程的栈中的
tail | tail(node) tail(node)
__ __ | __ __ __ | __ __ __
| | <--prev- | | | | | <--prev- | | <--prev- | | | | | <--prev- | | <--prev- | |
| | -next--> | | | | | -next--> | | | | | | | -next--> | | -next--> | |
—— —— | —— —— —— | —— —— ——
第1步 第2步 第3步
然后这里是两个线程执行的情况。线程线程A执行了enq方法，刚执行完第2步，线程A挂起了(还没执行第3步)，线程线程B执行，他获取到了tail存放到自己的栈中的局部变量中，也执行完了第2步，此时就会出现图4的这种情况，由于没有都没有执行第3步，导致next没有连上(后面讲到为什么倒序遍历的时候会用到，倒叙遍历用的是prev)。
tail tail(A-node) tail tail(B-node)
__ __ | __ __ __ | __ __ __ | __ __ __ __ |
| | <--prev- | | | | | <--prev- | | <--prev- | | | | | <--prev- | | <--prev- | | | | | <--prev- | | <--prev- | | <--prev- | | |
| | -next--> | | | | | -next--> | | | | | | | -next--> | | | | | | | -next--> | | | | | | |
—— —— | —— —— —— | —— —— —— | —— —— —— —— |
第1步 第2步 第3步 图4(线程B执行了第1步和第2步)
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t; // 1
if (compareAndSetTail(t, node)) { // 2
t.next = node; // 3
return t;
}
}
}
}
2.1.2 阻塞线程
进入到该方法后，如果当前节点的前驱节点是头节点，会先尝试获取一下锁资源tryAcquire，所以一般来说，一个线程在调用acquire后，会进行两次锁资源获取，如果获取锁资源成功了，就将当前节点设置为头节点，最后返回中断状态(按照我们说的这个流程的话，interrupted的状态就是声明时候的false)，会在上面我们说的selfInterrupt方法中处理中断(这里是在线程获取到锁资源之后处理中断状态)。
如果尝试获取锁资源失败，就会执行shouldParkAfterFailedAcquire，来判断(当前节点的前驱节点必须是signal状态才进入阻塞状态)释放需要将当前线程挂起，如果返回true，就会执行后面的parkAndCheckInterrupt将当前线程阻塞。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
就做了一件事，就是让自己(当前节点)在一个signal状态的节点的屁股后面排着(确保自己的前驱节点释放资源后会唤醒自己)，然后进入阻塞状态。如果当前节点的前驱节点是一个有效状态，就直接修改为signal状态，如果不是，说明前驱节点被取消了，就需要往前找，找到一个有效状态的节点，跟在后面。
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) // 必须是signal状态，才能被阻塞，否则就会再次去尝试获取一下锁资源
return true;
if (ws > 0) { // 只有CANCELLED=1 这一个状态，如果当前节点的前驱节点被取消了，就需要往前找一个状态为有效状态的waitStatus<=0节点，跟在他后面。
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else { // 如果是有效状态，但是不是signal，就cas修改为signal
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
使用LockSupport的park方法将当前线程阻塞挂起。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted(); // 被唤醒后的第一件事是返回中断状态，并重置中断状态
}
2.1.3 从等待队列中移除
根据acquireQueued中的代码，我们可以知道，只有当当前节点未获取到锁资源，并且抛出了异常，failed就是初始值true，就会执行下面的cancelAcquire方法，该方法主要的目的是将当前节点从队列中移除，会同时移除掉当前节点前后waitStatus=canceled的节点，如果发现当前节点是head节点会去唤醒后继节点。
private void cancelAcquire(Node node) {
// Ignore if node doesn't exist
if (node == null)
return;
node.thread = null; // 将当前节点thread置为null
// Skip cancelled predecessors
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev; // 从当前节点往前找，找到一个有效等待节点 waitStatus <=0
Node predNext = pred.next;
node.waitStatus = Node.CANCELLED; // 将当前节点的状态设置为cancelled(1)
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { // 如果他是tail节点，直接使用我们找到的pred节点替换他
compareAndSetNext(pred, predNext, null); // 因为是tail节点，所以节点后面就不会有下一个节点了，cas将next设置为null，这里next=null，prev不变
} else {
int ws;
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) { // 如果找到的pred不是头节点，就将pred的waitStatus设置为signal
Node next = node.next; // 当当前节点的next是一个有效等待节点，就cas设置给pred的next
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
unparkSuccessor(node); // 如果当前节点时head，就去唤醒他的后继节点。
}
node.next = node; // help GC
}
}
2.1.4 中断处理
将中断操作补上。selfInterrupt执行，是因为acquireQueued返回true，根据上面的代码我们可以看到acquireQueued返回的就是中断状态，并且只有获取到锁资源的线程(这里说的是正常请求，抛异常也是可以返回的)，才能从acquireQueued中返回。如果是被中断了，但是没有获取到锁资源，那么就会将中断状态记录下来，等拿到锁资源后返回。所以这里的中断操作我们才说是补的。因为存在线程被中断了，但是一直没有拿到锁，导致不能马上响应中断操作。
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();
}
2.2 release
release是释放锁资源，如果tryRelease释放锁资源成功(返回true)，就会判断头节点是否有后继节点需要唤醒。根据前面分析的代码，我们可以知道，当节点初始化时waitStatus是0，当有新的节点挂在刚初始化的节点的后面时，waitStatus会被修改为signal(-1)状态，所以这里判断 h.waitStatus != 0的意思是说头节点后面还有后继节点。此时就会去唤醒后继节点。
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
2.2.1 唤醒后继节点
这里传入的node是head节点，首先是将head节点的waitStatus修改为0，并且拿到head的后继节点，去唤醒。如果候机节点不是一个有效等待节点，就从队列的尾部开始从后往前找，找到一个有效等待节点去唤醒。
- 目前看来将
waitStatus=0会增加一次后继节点尝试获取锁资源的机会(将要唤醒的节点尝试获取锁的机会)，可以去看一下acquireQueued的代码，唤醒后会尝试获取一次锁，如果获取锁失败，会执行shouldParkAfterFailedAcquire方法，因为waitStatus=0，如果第一次会将waitStatuscas为signal，然后返回false，此时就会再去尝试获取一下锁，如果依旧获取失败，就会执行被阻塞(因为shouldParkAfterFailedAcquire方法判断到waitStatus=signle，直接返回true)。所以waitStatus设置为0，会增加一次获取锁的机会。 - 我们知道，尾节点的next是null，这里我们获取到的
s==null其实并不表示s就一定是tail节点(前面enq方法已经分析过了)。因为还存在新增加一个节点next还没来得及设置。也正是因为这原因，所以这里在找一个有效等待节点时，选择了从后往前找，因为prev的更新是可靠的，下面补一点前面enq中的代码，我们可以看到在添加一个节点时，第一步是将新增加的节点的prev指向当前tail节点，然后进行第二步将新增加的节点设置tail节点，最后是第三步将旧的tail节点的next只想新增加的节点。首先者三个操作肯定不是原子性操作。当第二部操作成功了，说明第一步操作也肯定成功了，此时就会出现一种情况旧的tail节点的next还没指向新的tail节点，就会出现unparkSuccessor中s=null(s不是tail节点)的请求，如果是从前往后遍历，因为next是不可靠的，会出现s=null但是s并不是tail节点的情况(没有遍历完所有节点)。所以使用从后往前遍历，因为prev的更新，在第一步操作的时候就完成了，新增节点能成为tail的前提是prev已经更新了。
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t; // 1
if (compareAndSetTail(t, node)) { // 2
// 可能线程会被挂起，来不及执行第三步
t.next = node; // 3
return t;
}
}
}
}
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);
}
2.3 其他
2.3.1 acquireInterruptibly
与acquire相比，多了很多中断处理的判断，会对中断进行及时处理。不会像acquire那样，需要等到获取到锁资源才去处理中断。这里主要说与acquire相比的一些不同点。
在进入方法后就会调用Thread.interrupted()获取当前中断状态，并重置中断状态，如果被中断了就抛出异常。然后是获取锁资源。可以看到这里换成了doAcquireInterruptibly处理排队。里面与acquireQueued很类似，核心逻辑没变。
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
}
这里将addWaiter方法放了进来，在parkAndCheckInterrupt之后，如果发现中断了，就直接抛异常，此时会执行cancelAcquire方法将当前节点从队列中移除。最后将异常抛出。
private void doAcquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
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 GC
failed = false;
return;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException(); // 这里直接抛出异常，而不是仅仅对中断状态进行记录
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
2.3.2 tryAcquireNanos
不经会对中断进行及时处理，还设置了一个等待超时时间，核心是使用了LockSupport.parkNanos方法，当超过执行时间会返回。
public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquire(arg) ||
doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}
首先会计算出绝对时间，如果获取到了锁资源就返回true，如果超时了就返回false。
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
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 GC
failed = false;
return true;
}
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold) // 时间小于等于给定值，就直接不park了
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
3. 共享锁
对于共享锁来说，锁资源与具体线程是不相关的，如果一个线程获取了锁资源，另一个线程再来获取锁资源时，如果锁资源还能满足当前线程需求，那么依旧可以获取锁资源。
3.1 acquireShared
首先是通过tryAcquireShared尝试获取锁资源，并根据返回值判断，是否获取锁资源成功，<0表示获取锁资源失败，=0说明获取到了锁资源，但是没有多余的资源了，>0说明获取到了锁资源，并且还有多余的资源。
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}
3.1.1 doAcquireShared
与独占锁的实现很类似，首先调用addWaiter创建节点并添加到队列中，然后获取当前节点的前驱节点，如果前驱节点是头节点，就尝试获取锁资源，根据返回值判断是否获取到锁资源，如果获取到了锁资源，这里首先会执行setHeadAndPropagate方法，该方法主要是更行head，然后根据条件看是否需要区唤醒后继节点，这里的中断与acquire中基本一致，获取到锁资源后，判断记录的中断状态，然后响应中断。后面的代码和acquire中的基本一致，就不多说了。
private void doAcquireShared(int arg) {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
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 GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
3.1.2 setHeadAndPropagate
这里的setHead和acquireQueued中的一样，调的是同一个方法，重点是后面的判断，propagate表示的是剩余的锁资源，根据if中的代码我们可以知道，只有当存在剩余锁资源或者头节点为null(一般来说head不会为null)，或者头节点waiteStatus<0也就是需要被唤醒，就获取当前节点的后继节点判断，后继节点是否是null或者是共享节点(也就是判断是否是一个非独占模式的节点)，就会执行doReleaseShared进行节点唤醒。
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
Node h = head; // Record old head for check below
setHead(node);
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}
3.1.3 doReleaseShared
将头节点的是signal，说明需要唤醒后继节点，就从signal修改为0，如果修改成功，就调用unparkSuccessor唤醒后继节点。如果头节点的状态是0，就从0改为PROPAGATE，不做其他操作。
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; // loop to recheck cases
unparkSuccessor(h);
}
else if (ws == 0 &&
!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
continue; // loop on failed CAS
}
if (h == head) // loop if head changed
break;
}
}
3.2 releaseShared
共享锁释放资源，首先使用tryReleaseShared进行锁资源释放，根据返回结果判断是否执行doReleaseShared区唤醒后继节点。
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}
3.3 其他
3.3.1 acquireSharedInterruptibly
共享模式下获取锁响应中断。跟acquireInterruptibly处理中断基本一致，看一眼下面代码就知道了。
public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireSharedInterruptibly(arg);
}
private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
3.3.2 tryAcquireSharedNanos
共享模式下的获取锁并设置等待超时时间。
public final boolean tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquireShared(arg) >= 0 ||
doAcquireSharedNanos(arg, nanosTimeout);
}
private boolean doAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return true;
}
}
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
4. 条件等待队列
等待队列(Condition queue)相比前面我们说的同步等待队列(sync queue)，两个队列是相互对立的，Condition queue是一个单向列表，通过nextWaiter连接。ConditionObject提供了await和signal两种方法，用来将节点进行阻塞放入到同步队列(Condition queue)中，或者将同步队列(Condition queue)中的阻塞节点进行唤醒。
4.1 await
addConditionWaiter我们在上面提到过，这就是调用了Node第二个有参构造方法的地方。addConditionWaiter创建一个新的节点，放入到条件等待队列中，并返回创建的节点，然后使用fullyRelease释放锁资源，然后根据节点释放在等待队列(sync queue)中，判断是否直接park。如果不在sync queue中，就直接park，如果在，就使用acquireQueued尝试获取锁资源的方式进行park。后面就是取消无效等待节点和响应中断了。
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
4.1.2 addConditionWaiter
当前方法是线程安全的，因为只有获取到独占锁的线程才能调用await方法，这里首先是将无效等待节点移除，然后将创建的新节点加入到队列的尾部。
private Node addConditionWaiter() {
Node t = lastWaiter;
// If lastWaiter is cancelled, clean out.
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;
}
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION); // 指定waitStatus
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}
4.1.3 fullyRelease
进行锁资源的释放，在线程进入阻塞状态前，先将获取到的锁资源释放，这与release操作基本一样
final int fullyRelease(Node node) {
boolean failed = true;
try {
int savedState = getState();
if (release(savedState)) {
failed = false;
return savedState;
} else {
throw new IllegalMonitorStateException();
}
} finally {
if (failed)
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
}
}
4.1.4 isOnSyncQueue
判断当前节点释放在等待队列(sync queue)中，如果waitStatus是condition说明在条件等待队列中；如果当前节点的pre是null，也说明在条件队列中，我们知道加入到等待队列(sync queue)的第1步操作就是设置prev；如果next有值说明在等待队列(sync queue)中，当目前为止，我们可以看到条件队列中的node并没有设置过next；最后就是findNodeFromTail，从队列的尾部往前找，然后对比。
final boolean isOnSyncQueue(Node node) {
if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null)
return false;
if (node.next != null) // If has successor, it must be on queue
return true;
/*
* node.prev can be non-null, but not yet on queue because
* the CAS to place it on queue can fail. So we have to
* traverse from tail to make sure it actually made it. It
* will always be near the tail in calls to this method, and
* unless the CAS failed (which is unlikely), it will be
* there, so we hardly ever traverse much.
*/
return findNodeFromTail(node);
}
4.1.5 reportInterruptAfterWait
响应中断状态。
private void reportInterruptAfterWait(int interruptMode)
throws InterruptedException {
if (interruptMode == THROW_IE)
throw new InterruptedException();
else if (interruptMode == REINTERRUPT)
selfInterrupt();
}
4.2 signal
唤醒条件队列中第一个等待的节点。
public final void signal() {
if (!isHeldExclusively()) // 如果当前线程不是持有锁的线程，直接抛出异常
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter; // 拿到当前条件队列头节点
if (first != null)
doSignal(first); // 唤醒
}
4.2.1
从第一个等待节点开始往后找，核心是transferForSignal方法，如果成功，就退出循环。
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
4.2.2 transferForSignal
将当前节点放到等待队列(sync queue)的尾部，首先回将节点的状态从condition改为初始状态0，enq方法前面我们说过了，返回的是当前节点的前驱节点。这里看看if中的判断，当前驱节点ws>0说明前驱节点是一个无效等待节点，直接唤醒当前线程，后面的cas是将前驱节点修改为signal状态，如果修改失败，也会去唤醒当前线程。经过这些操作后，会将在条件队列中等待的节点，放到(条件队列中依旧有该节点)等待队列(sync queue)的尾部等待唤醒。
final boolean transferForSignal(Node node) {
/*
* If cannot change waitStatus, the node has been cancelled.
*/
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
/*
* Splice onto queue and try to set waitStatus of predecessor to
* indicate that thread is (probably) waiting. If cancelled or
* attempt to set waitStatus fails, wake up to resync (in which
* case the waitStatus can be transiently and harmlessly wrong).
*/
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread); // 唤醒后，会执行acquireQueued方法中的shouldParkAfterFailedAcquire，去找到一个有效等待节点后面去排队。
return true;
}
5. 总结
AQS提供了线程同步的基本实现，提供了两种模式，独占模式和共享模式。使用链表的方式维护了一个双向队列，记录存放着一个一个等待的线程。通过对被volatile修改的state操作，进行锁资源的获取与释放，根据操作结果对队列中节点进行阻塞和唤醒。我们需要仔细分区在什么情况是存在多线程并发，在什么情况下同一时刻只会有一个线程执行(比如独占锁释放锁资源)，从而确定我们的操作是否需要确保线程安全(cas操作)。其中独占和共享两种模式其实编码上很相似，只不过共享模式在每次获取完资源后，会判断是否是否有剩余资源，从而选择是否区唤醒后继节点。
