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   前言

談到并發(fā)，我們不得不說AQS(AbstractQueuedSynchronizer)，所謂的AQS即是抽象的隊列式的同步器，內部定義了很多鎖相關的方法，我們熟知的ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch、Semaphore等都是基于AQS來實現(xiàn)的。

我們先看下AQS相關的UML圖：

AQS中 維護了一個volatile int state（代表共享資源）和一個FIFO線程等待隊列（多線程爭用資源被阻塞時會進入此隊列）。

這里volatile能夠保證多線程下的可見性，當state=1則代表當前對象鎖已經被占有，其他線程來加鎖時則會失敗，加鎖失敗的線程會被放入一個FIFO的等待隊列中，比列會被UNSAFE.park()操作掛起，等待其他獲取鎖的線程釋放鎖才能夠被喚醒。

另外state的操作都是通過CAS來保證其并發(fā)修改的安全性。

具體原理我們可以用一張圖來簡單概括：

AQS 中提供了很多關于鎖的實現(xiàn)方法，

• getState()：獲取鎖的標志state值
• setState()：設置鎖的標志state值
• tryAcquire(int)：獨占方式獲取鎖。嘗試獲取資源，成功則返回true，失敗則返回false。
• tryRelease(int)：獨占方式釋放鎖。嘗試釋放資源，成功則返回true，失敗則返回false。

這里還有一些方法并沒有列出來，接下來我們以ReentrantLock作為突破點通過源碼和畫圖的形式一步步了解AQS內部實現(xiàn)原理。

文章準備模擬多線程競爭鎖、釋放鎖的場景來進行分析AQS源碼：

三個線程(線程一、線程二、線程三)同時來加鎖/釋放鎖

目錄如下：

• 線程一加鎖成功時AQS內部實現(xiàn)
• 線程二/三加鎖失敗時AQS中等待隊列的數(shù)據(jù)模型
• 線程一釋放鎖及線程二獲取鎖實現(xiàn)原理
• 通過線程場景來講解公平鎖具體實現(xiàn)原理
• 通過線程場景來講解Condition中await()和signal()實現(xiàn)原理

這里會通過畫圖來分析每個線程加鎖、釋放鎖后AQS內部的數(shù)據(jù)結構和實現(xiàn)原理

線程一加鎖成功

如果同時有三個線程并發(fā)搶占鎖，此時線程一搶占鎖成功，線程二和線程三搶占鎖失敗，具體執(zhí)行流程如下：

此時AQS內部數(shù)據(jù)為：

線程二、線程三加鎖失敗：

有圖可以看出，等待隊列中的節(jié)點Node是一個雙向鏈表，這里SIGNAL是Node中waitStatus屬性，Node中還有一個nextWaiter屬性，這個并未在圖中畫出來，這個到后面Condition會具體講解的。

具體看下?lián)屨兼i代碼實現(xiàn)：

java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .NonfairSync:

這里使用的ReentrantLock非公平鎖，線程進來直接利用CAS嘗試搶占鎖，如果搶占成功state值回被改為1，且設置對象獨占鎖線程為當前線程。如下所示：

protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
    return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}

protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
    exclusiveOwnerThread = thread;
}

線程二搶占鎖失敗

我們按照真實場景來分析，線程一搶占鎖成功后，state變?yōu)?，線程二通過CAS修改state變量必然會失敗。此時AQS中FIFO(First In First Out 先進先出)隊列中數(shù)據(jù)如圖所示：

我們將線程二執(zhí)行的邏輯一步步拆解來看：

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():

先看看tryAcquire()的具體實現(xiàn)：java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .nonfairTryAcquire():

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)
            throw new Error('Maximum lock count exceeded');
        setState(nextc);
        return true;
    }
    return false;
}

nonfairTryAcquire()方法中首先會獲取state的值，如果不為0則說明當前對象的鎖已經被其他線程所占有，接著判斷占有鎖的線程是否為當前線程，如果是則累加state值，這就是可重入鎖的具體實現(xiàn)，累加state值，釋放鎖的時候也要依次遞減state值。

如果state為0，則執(zhí)行CAS操作，嘗試更新state值為1，如果更新成功則代表當前線程加鎖成功。

以線程二為例，因為線程一已經將state修改為1，所以線程二通過CAS修改state的值不會成功。加鎖失敗。

線程二執(zhí)行tryAcquire()后會返回false，接著執(zhí)行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)邏輯，將自己加入到一個FIFO等待隊列中，代碼實現(xiàn)如下：

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter():

這段代碼首先會創(chuàng)建一個和當前線程綁定的Node節(jié)點，Node為雙向鏈表。此時等待對內中的tail指針為空，直接調用enq(node)方法將當前線程加入等待隊列尾部：

private Node enq(final Node node) {
    for (;;) {
        Node t = tail;
        if (t == null) {
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                tail = head;
        } else {
            node.prev = t;
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

第一遍循環(huán)時tail指針為空，進入if邏輯，使用CAS操作設置head指針，將head指向一個新創(chuàng)建的Node節(jié)點。此時AQS中數(shù)據(jù)：

執(zhí)行完成之后，head、tail、t都指向第一個Node元素。

接著執(zhí)行第二遍循環(huán)，進入else邏輯，此時已經有了head節(jié)點，這里要操作的就是將線程二對應的Node節(jié)點掛到head節(jié)點后面。此時隊列中就有了兩個Node節(jié)點：

addWaiter()方法執(zhí)行完后，會返回當前線程創(chuàng)建的節(jié)點信息。繼續(xù)往后執(zhí)行acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)邏輯，此時傳入的參數(shù)為線程二對應的Node節(jié)點信息：

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued():

acquireQueued()這個方法會先判斷當前傳入的Node對應的前置節(jié)點是否為head，如果是則嘗試加鎖。加鎖成功過則將當前節(jié)點設置為head節(jié)點，然后空置之前的head節(jié)點，方便后續(xù)被垃圾回收掉。

如果加鎖失敗或者Node的前置節(jié)點不是head節(jié)點，就會通過shouldParkAfterFailedAcquire方法將head節(jié)點的waitStatus變?yōu)榱?/span>SIGNAL=-1，最后執(zhí)行parkAndChecknIterrupt方法，調用LockSupport.park()掛起當前線程。

此時AQS中的數(shù)據(jù)如下圖：

此時線程二就靜靜的待在AQS的等待隊列里面了，等著其他線程釋放鎖來喚醒它。

線程三搶占鎖失敗

看完了線程二搶占鎖失敗的分析，那么再來分析線程三搶占鎖失敗就很簡單了，先看看addWaiter(Node mode)方法：

private Node addWaiter(Node mode) {
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    Node pred = tail;
    if (pred != null) {
        node.prev = pred;
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }
    enq(node);
    return node;
}

此時等待隊列的tail節(jié)點指向線程二，進入if邏輯后，通過CAS指令將tail節(jié)點重新指向線程三。接著線程三調用enq()方法執(zhí)行入隊操作，和上面線程二執(zhí)行方式是一致的，入隊后會修改線程二對應的Node中的waitStatus=SIGNAL。最后線程三也會被掛起。此時等待隊列的數(shù)據(jù)如圖：

線程一釋放鎖

現(xiàn)在來分析下釋放鎖的過程，首先是線程一釋放鎖，釋放鎖后會喚醒head節(jié)點的后置節(jié)點，也就是我們現(xiàn)在的線程二，具體操作流程如下：

執(zhí)行完后等待隊列數(shù)據(jù)如下：

此時線程二已經被喚醒，繼續(xù)嘗試獲取鎖，如果獲取鎖失敗，則會繼續(xù)被掛起。如果獲取鎖成功，則AQS中數(shù)據(jù)如圖：

接著還是一步步拆解來看，先看看線程一釋放鎖的代碼：

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.release()

這里首先會執(zhí)行tryRelease()方法，這個方法具體實現(xiàn)在ReentrantLock中，如果tryRelease執(zhí)行成功，則繼續(xù)判斷head節(jié)點的waitStatus是否為0，前面我們已經看到過，head的waitStatue為SIGNAL(-1)，這里就會執(zhí)行unparkSuccessor()方法來喚醒head的后置節(jié)點，也就是我們上面圖中線程二對應的Node節(jié)點。

此時看ReentrantLock.tryRelease()中的具體實現(xiàn)：

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;
}

執(zhí)行完ReentrantLock.tryRelease()后，state被設置成0，Lock對象的獨占鎖被設置為null。此時看下AQS中的數(shù)據(jù)：

接著執(zhí)行java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor()方法，喚醒head的后置節(jié)點：

這里主要是將head節(jié)點的waitStatus設置為0，然后解除head節(jié)點next的指向，使head節(jié)點空置，等待著被垃圾回收。

此時重新將head指針指向線程二對應的Node節(jié)點，且使用LockSupport.unpark方法來喚醒線程二。

被喚醒的線程二會接著嘗試獲取鎖，用CAS指令修改state數(shù)據(jù)。執(zhí)行完成后可以查看AQS中數(shù)據(jù)：

此時線程二被喚醒，線程二接著之前被park的地方繼續(xù)執(zhí)行，繼續(xù)執(zhí)行acquireQueued()方法。

線程二喚醒繼續(xù)加鎖

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);
    }
}

此時線程二被喚醒，繼續(xù)執(zhí)行for循環(huán)，判斷線程二的前置節(jié)點是否為head，如果是則繼續(xù)使用tryAcquire()方法來嘗試獲取鎖，其實就是使用CAS操作來修改state值，如果修改成功則代表獲取鎖成功。接著將線程二設置為head節(jié)點，然后空置之前的head節(jié)點數(shù)據(jù)，被空置的節(jié)點數(shù)據(jù)等著被垃圾回收。

此時線程三獲取鎖成功，AQS中隊列數(shù)據(jù)如下：

等待隊列中的數(shù)據(jù)都等待著被垃圾回收。

線程二釋放鎖/線程三加鎖

當線程二釋放鎖時，會喚醒被掛起的線程三，流程和上面大致相同，被喚醒的線程三會再次嘗試加鎖，具體代碼可以參考上面內容。具體流程圖如下：

此時AQS中隊列數(shù)據(jù)如圖：

上面所有的加鎖場景都是基于非公平鎖來實現(xiàn)的，非公平鎖是ReentrantLock的默認實現(xiàn)，那我們接著來看一下公平鎖的實現(xiàn)原理，這里先用一張圖來解釋公平鎖和非公平鎖的區(qū)別：

非公平鎖執(zhí)行流程：

這里我們還是用之前的線程模型來舉例子，當線程二釋放鎖的時候，喚醒被掛起的線程三，線程三執(zhí)行tryAcquire()方法使用CAS操作來嘗試修改state值，如果此時又來了一個線程四也來執(zhí)行加鎖操作，同樣會執(zhí)行tryAcquire()方法。

這種情況就會出現(xiàn)競爭，線程四如果獲取鎖成功，線程三仍然需要待在等待隊列中被掛起。這就是所謂的非公平鎖，線程三辛辛苦苦排隊等到自己獲取鎖，卻眼巴巴的看到線程四插隊獲取到了鎖。

公平鎖執(zhí)行流程：

公平鎖在加鎖的時候，會先判斷AQS等待隊列中是存在節(jié)點，如果存在節(jié)點則會直接入隊等待，具體代碼如下.

公平鎖在獲取鎖是也是首先會執(zhí)行acquire()方法，只不過公平鎖單獨實現(xiàn)了tryAcquire()方法：

#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():

這里會執(zhí)行ReentrantLock中公平鎖的tryAcquire()方法

#java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync.tryAcquire():

static final class FairSync extends Sync {
    protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
        final Thread current = Thread.currentThread();
        int c = getState();
        if (c == 0) {
            if (!hasQueuedPredecessors() &&
                compareAndSetState(0, acquires)) {
                setExclusiveOwnerThread(current);
                return true;
            }
        }
        else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
            int nextc = c + acquires;
            if (nextc < 0)
                throw new Error('Maximum lock count exceeded');
            setState(nextc);
            return true;
        }
        return false;
    }
}

這里會先判斷state值，如果不為0且獲取鎖的線程不是當前線程，直接返回false代表獲取鎖失敗，被加入等待隊列。如果是當前線程則可重入獲取鎖。

如果state=0則代表此時沒有線程持有鎖，執(zhí)行hasQueuedPredecessors()判斷AQS等待隊列中是否有元素存在，如果存在其他等待線程，那么自己也會加入到等待隊列尾部，做到真正的先來后到，有序加鎖。具體代碼如下：

#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.hasQueuedPredecessors():

這段代碼很有意思，返回false代表隊列中沒有節(jié)點或者僅有一個節(jié)點是當前線程創(chuàng)建的節(jié)點。返回true則代表隊列中存在等待節(jié)點，當前線程需要入隊等待。

先判斷head是否等于tail，如果隊列中只有一個Node節(jié)點，那么head會等于tail，接著判斷head的后置節(jié)點，這里肯定會是null，如果此Node節(jié)點對應的線程和當前的線程是同一個線程，那么則會返回false，代表沒有等待節(jié)點或者等待節(jié)點就是當前線程創(chuàng)建的Node節(jié)點。此時當前線程會嘗試獲取鎖。

如果head和tail不相等，說明隊列中有等待線程創(chuàng)建的節(jié)點，此時直接返回true，如果只有一個節(jié)點，而此節(jié)點的線程和當前線程不一致，也會返回true

非公平鎖和公平鎖的區(qū)別：非公平鎖性能高于公平鎖性能。非公平鎖可以減少CPU喚醒線程的開銷，整體的吞吐效率會高點，CPU也不必取喚醒所有線程，會減少喚起線程的數(shù)量

非公平鎖性能雖然優(yōu)于公平鎖，但是會存在導致線程饑餓的情況。在最壞的情況下，可能存在某個線程一直獲取不到鎖。不過相比性能而言，饑餓問題可以暫時忽略，這可能就是ReentrantLock默認創(chuàng)建非公平鎖的原因之一了。

Condition 簡介

上面已經介紹了AQS所提供的核心功能，當然它還有很多其他的特性，這里我們來繼續(xù)說下Condition這個組件。

Condition是在java 1.5中才出現(xiàn)的，它用來替代傳統(tǒng)的Object的wait()、notify()實現(xiàn)線程間的協(xié)作，相比使用Object的wait()、notify()，使用Condition中的await()、signal()這種方式實現(xiàn)線程間協(xié)作更加安全和高效。因此通常來說比較推薦使用Condition

其中AbstractQueueSynchronizer中實現(xiàn)了Condition中的方法，主要對外提供awaite(Object.wait())和signal(Object.notify())調用。

Condition Demo示例

使用示例代碼：

/**
 * ReentrantLock 實現(xiàn)源碼學習
 * @author 一枝花算不算浪漫
 * @date 2020/4/28 7:20
 */
public class ReentrantLockDemo {
    static ReentrantLock lock = new ReentrantLock();

    public static void main(String[] args) {
        Condition condition = lock.newCondition();

        new Thread(() -> {
            lock.lock();
            try {
                System.out.println('線程一加鎖成功');
                System.out.println('線程一執(zhí)行await被掛起');
                condition.await();
                System.out.println('線程一被喚醒成功');
            } catch (Exception e) {
                e.printStackTrace();
            } finally {
                lock.unlock();
                System.out.println('線程一釋放鎖成功');
            }
        }).start();

        new Thread(() -> {
            lock.lock();
            try {
                System.out.println('線程二加鎖成功');
                condition.signal();
                System.out.println('線程二喚醒線程一');
            } finally {
                lock.unlock();
                System.out.println('線程二釋放鎖成功');
            }
        }).start();
    }
}

執(zhí)行結果如下圖：

這里線程一先獲取鎖，然后使用await()方法掛起當前線程并釋放鎖，線程二獲取鎖后使用signal喚醒線程一。

Condition實現(xiàn)原理圖解

我們還是用上面的demo作為實例，執(zhí)行的流程如下：

線程一執(zhí)行await()方法：

先看下具體的代碼實現(xiàn)，#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.await()：

await()方法中首先調用addConditionWaiter()將當前線程加入到Condition隊列中。

執(zhí)行完后我們可以看下Condition隊列中的數(shù)據(jù)：

具體實現(xiàn)代碼為：

private Node addConditionWaiter() {
    Node t = lastWaiter;
    if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
        unlinkCancelledWaiters();
        t = lastWaiter;
    }
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
    if (t == null)
        firstWaiter = node;
    else
        t.nextWaiter = node;
    lastWaiter = node;
    return node;
}

這里會用當前線程創(chuàng)建一個Node節(jié)點，waitStatus為CONDITION。接著會釋放該節(jié)點的鎖，調用之前解析過的release()方法，釋放鎖后此時會喚醒被掛起的線程二，線程二會繼續(xù)嘗試獲取鎖。

接著調用isOnSyncQueue()方法判斷當前節(jié)點是否為Condition隊列中的頭部節(jié)點，如果是則調用LockSupport.park(this)掛起Condition中當前線程。此時線程一被掛起，線程二獲取鎖成功。

具體流程如下圖：

線程二執(zhí)行signal()方法：

首先我們考慮下線程二已經獲取到鎖，此時AQS等待隊列中已經沒有了數(shù)據(jù)。

接著就來看看線程二喚醒線程一的具體執(zhí)行流程：

先判斷當前線程是否為獲取鎖的線程，如果不是則直接拋出異常。接著調用doSignal()方法來喚醒線程。

private void doSignal(Node first) {
    do {
        if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
            lastWaiter = null;
        first.nextWaiter = null;
    } while (!transferForSignal(first) &&
             (first = firstWaiter) != null);
}

final boolean transferForSignal(Node node) {
    if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
        return false;

    Node p = enq(node);
    int ws = p.waitStatus;
    if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
        LockSupport.unpark(node.thread);
    return true;
}

/**
 * Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above.
 * @param node the node to insert
 * @return node's predecessor
 */
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;
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

這里先從transferForSignal()方法來看，通過上面的分析我們知道Condition隊列中只有線程一創(chuàng)建的一個Node節(jié)點，且waitStatue為CONDITION，先通過CAS修改當前節(jié)點waitStatus為0，然后執(zhí)行enq()方法將當前線程加入到等待隊列中，并返回當前線程的前置節(jié)點。

加入等待隊列的代碼在上面也已經分析過，此時等待隊列中數(shù)據(jù)如下圖：

接著開始通過CAS修改當前節(jié)點的前置節(jié)點waitStatus為SIGNAL，并且喚醒當前線程。此時AQS中等待隊列數(shù)據(jù)為：

線程一被喚醒后，繼續(xù)執(zhí)行await()方法中的 while 循環(huán)。

因為此時線程一的waitStatus已經被修改為0，所以執(zhí)行isOnSyncQueue()方法會返回false。跳出while循環(huán)。

接著執(zhí)行acquireQueued()方法，這里之前也有講過，嘗試重新獲取鎖，如果獲取鎖失敗繼續(xù)會被掛起。直到另外線程釋放鎖才被喚醒。

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);
    }
}

此時線程一的流程都已經分析完了，等線程二釋放鎖后，線程一會繼續(xù)重試獲取鎖，流程到此終結。

Condition總結

我們總結下 Condition 和 wait/notify 的比較：

• Condition 可以精準的對多個不同條件進行控制，wait/notify 只能和 synchronized 關鍵字一起使用，并且只能喚醒一個或者全部的等待隊列；

• Condition 需要使用 Lock 進行控制，使用的時候要注意 lock() 后及時的 unlock()，Condition 有類似于 await 的機制，因此不會產生加鎖方式而產生的死鎖出現(xiàn)，同時底層實現(xiàn)的是 park/unpark 的機制，因此也不會產生先喚醒再掛起的死鎖，一句話就是不會產生死鎖，但是 wait/notify 會產生先喚醒再掛起的死鎖。

這里用了一步一圖的方式結合三個線程依次加鎖/釋放鎖來展示了ReentrantLock的實現(xiàn)方式和實現(xiàn)原理，而ReentrantLock底層就是基于AQS實現(xiàn)的，所以我們也對AQS有了深刻的理解。

另外還介紹了公平鎖與非公平鎖的實現(xiàn)原理，Condition的實現(xiàn)原理，基本上都是使用源碼+繪圖的講解方式，盡量讓大家更容易去理解。