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寫在前面
進入源碼階段了，寫了十幾篇的 併發系列 知識鋪墊終於要派上用場了。相信很多人已經忘了其中的一些理論知識，別擔心，我會在源碼環節帶入相應的理論知識點幫助大家回憶，做到理論與實踐相結合，另外這是超長圖文，建議收藏，如果對你有用還請點贊讓更多人看到
Java SDK 為什麼要設計 Lock
曾幾何時幻想過，如果 Java 併發控制只有 synchronized 多好，只有下面三種使用方式，簡單方便
public class ThreeSync {
private static final Object object = new Object();
public synchronized void normalSyncMethod(){
//臨界區
}
public static synchronized void staticSyncMethod(){
//臨界區
}
public void syncBlockMethod(){
synchronized (object){
//臨界區
}
}
}
如果在 Java 1.5之前，確實是這樣，自從 1.5 版本 Doug Lea 大師就重新造了一個輪子 Lock
我們常說：“避免重複造輪子”，如果有了輪子還是要堅持再造個輪子，那麼肯定傳統的輪子在某些應用場景中不能很好的解決問題
不知你是否還記得 Coffman 總結的四個可以發生死鎖的情形 ，其中【不可剝奪條件】是指：
線程已經獲得資源，在未使用完之前，不能被剝奪，只能在使用完時自己釋放
要想破壞這個條件，就需要具有申請不到進一步資源就釋放已有資源的能力
很顯然，這個能力是 synchronized 不具備的，使用 synchronized ，如果線程申請不到資源就會進入阻塞狀態，我們做什麼也改變不了它的狀態，這是 synchronized 輪子的致命弱點，這就強有力的給了重造輪子 Lock 的理由
顯式鎖 Lock
舊輪子有弱點，新輪子就要解決這些問題，所以要具備不會阻塞的功能，下面的三個方案都是解決這個問題的好辦法（看下面表格描述你就明白三個方案的含義了）
| 特性 |
描述 |
API |
| 能響應中斷 |
如果不能自己釋放，那可以響應中斷也是很好的。Java多線程中斷機制 專門描述了中斷過程，目的是通過中斷信號來跳出某種狀態，比如阻塞 |
lockInterruptbly() |
| 非阻塞式的獲取鎖 |
嘗試獲取，獲取不到不會阻塞，直接返回 |
tryLock() |
| 支持超時 |
給定一個時間限制，如果一段時間內沒獲取到，不是進入阻塞狀態，同樣直接返回 |
tryLock(long time, timeUnit) |
好的方案有了，但魚和熊掌不可兼得，Lock 多了 synchronized 不具備的特性，自然不會像 synchronized 那樣一個關鍵字三個玩法走遍全天下，在使用上也相對複雜了一丟丟
Lock 使用範式
synchronized 有標準用法，這樣的優良傳統咱 Lock 也得有，相信很多人都知道使用 Lock 的一個範式
Lock lock = new ReentrantLock();
lock.lock();
try{
...
}finally{
lock.unlock();
}
既然是範式（沒事不要挑戰更改寫法的那種），肯定有其理由，我們來看一下
標準1—finally 中釋放鎖
這個大家應該都會明白，在 finally 中釋放鎖，目的是保證在獲取到鎖之後，最終能被釋放
標準2—在 try{} 外面獲取鎖
不知道你有沒有想過，為什麼會有標準 2 的存在，我們通常是“喜歡” try 住所有內容，生怕發生異常不能捕獲的
在 try{} 外獲取鎖主要考慮兩個方面：
- 如果沒有獲取到鎖就拋出異常，最終釋放鎖肯定是有問題的，因為還未曾擁有鎖談何釋放鎖呢
- 如果在獲取鎖時拋出了異常，也就是當前線程並未獲取到鎖，但執行到 finally 代碼時，如果恰巧別的線程獲取到了鎖，則會被釋放掉（無故釋放）
不同鎖的實現方式略有不同，範式的存在就是要避免一切問題的出現，所以大家盡量遵守範式
Lock 是怎樣起到鎖的作用呢？
如果你熟悉 synchronized，你知道程序編譯成 CPU 指令后，在臨界區會有 moniterenter 和 moniterexit 指令的出現，可以理解成進出臨界區的標識
從範式上來看：
那 Lock 是怎麼做到的呢？
這裏先簡單說明一下，這樣一會到源碼分析時，你可以遠觀設計輪廓，近觀實現細節，會變得越發輕鬆
其實很簡單，比如在 ReentrantLock 內部維護了一個 volatile 修飾的變量 state，通過 CAS 來進行讀寫（最底層還是交給硬件來保證原子性和可見性），如果CAS更改成功，即獲取到鎖，線程進入到 try 代碼塊繼續執行；如果沒有更改成功，線程會被【掛起】，不會向下執行
但 Lock 是一個接口，裏面根本沒有 state 這個變量的存在：
它怎麼處理這個 state 呢？很顯然需要一點設計的加成了，接口定義行為，具體都是需要實現類的
Lock 接口的實現類基本都是通過【聚合】了一個【隊列同步器】的子類完成線程訪問控制的
那什麼是隊列同步器呢？ （這應該是你見過的最強標題黨，聊了半個世紀才入正題，評論區留言罵我）
隊列同步器 AQS
隊列同步器 （AbstractQueuedSynchronizer），簡稱同步器或AQS，就是我們今天的主人公
問：為什麼你分析 JUC 源碼，要從 AQS 說起呢？
答：看下圖
相信看到這個截圖你就明白一二了，你聽過的，面試常被問起的，工作中常用的
ReentrantLockReentrantReadWriteLockSemaphore(信號量)CountDownLatch公平鎖非公平鎖ThreadPoolExecutor (關於線程池的理解，可以查看 為什麼要使用線程池? )
都和 AQS 有直接關係，所以了解 AQS 的抽象實現，在此基礎上再稍稍查看上述各類的實現細節，很快就可以全部搞定，不至於查看源碼時一頭霧水，丟失主線
上面提到，在鎖的實現類中會聚合同步器，然後利同步器實現鎖的語義，那麼問題來了：
為什麼要用聚合模式，怎麼進一步理解鎖和同步器的關係呢？
我們絕大多數都是在使用鎖，實現鎖之後，其核心就是要使用方便
從 AQS 的類名稱和修飾上來看，這是一個抽象類，所以從設計模式的角度來看同步器一定是基於【模版模式】來設計的，使用者需要繼承同步器，實現自定義同步器，並重寫指定方法，隨後將同步器組合在自定義的同步組件中，並調用同步器的模版方法，而這些模版方法又回調用使用者重寫的方法
我不想將上面的解釋說的這麼抽象，其實想理解上面這句話，我們只需要知道下面兩個問題就好了
- 哪些是自定義同步器可重寫的方法？
- 哪些是抽象同步器提供的模版方法？
同步器可重寫的方法
同步器提供的可重寫方法只有5個，這大大方便了鎖的使用者：
按理說，需要重寫的方法也應該有 abstract 來修飾的，為什麼這裏沒有？原因其實很簡單，上面的方法我已經用顏色區分成了兩類：
自定義的同步組件或者鎖不可能既是獨佔式又是共享式，為了避免強制重寫不相干方法，所以就沒有 abstract 來修飾了，但要拋出異常告知不能直接使用該方法：
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
暖暖的很貼心（如果你有類似的需求也可以仿照這樣的設計）
表格方法描述中所說的同步狀態就是上文提到的有 volatile 修飾的 state，所以我們在重寫上面幾個方法時，還要通過同步器提供的下面三個方法（AQS 提供的）來獲取或修改同步狀態：
而獨佔式和共享式操作 state 變量的區別也就很簡單了
所以你看到的 ReentrantLock ReentrantReadWriteLock Semaphore(信號量) CountDownLatch 這幾個類其實僅僅是在實現以上幾個方法上略有差別，其他的實現都是通過同步器的模版方法來實現的，到這裡是不是心情放鬆了許多呢？我們來看一看模版方法：
同步器提供的模版方法
上面我們將同步器的實現方法分為獨佔式和共享式兩類，模版方法其實除了提供以上兩類模版方法之外，只是多了響應中斷和超時限制 的模版方法供 Lock 使用，來看一下
先不用記上述方法的功能，目前你只需要了解個大概功能就好。另外，相信你也注意到了：
上面的方法都有 final 關鍵字修飾，說明子類不能重寫這個方法
看到這你也許有點亂了，我們稍微歸納一下：
程序員還是看代碼心裏踏實一點，我們再來用代碼說明一下上面的關係（注意代碼中的註釋，以下的代碼並不是很嚴謹，只是為了簡單說明上圖的代碼實現）：
package top.dayarch.myjuc;
import java.util.concurrent.TimeUnit;
import java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer;
import java.util.concurrent.locks.Condition;
import java.util.concurrent.locks.Lock;
/**
* 自定義互斥鎖
*
* @author tanrgyb
* @date 2020/5/23 9:33 PM
*/
public class MyMutex implements Lock {
// 靜態內部類-自定義同步器
private static class MySync extends AbstractQueuedSynchronizer{
@Override
protected boolean tryAcquire(int arg) {
// 調用AQS提供的方法，通過CAS保證原子性
if (compareAndSetState(0, arg)){
// 我們實現的是互斥鎖，所以標記獲取到同步狀態（更新state成功）的線程，
// 主要為了判斷是否可重入（一會兒會說明）
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
//獲取同步狀態成功，返回 true
return true;
}
// 獲取同步狀態失敗，返回 false
return false;
}
@Override
protected boolean tryRelease(int arg) {
// 未擁有鎖卻讓釋放，會拋出IMSE
if (getState() == 0){
throw new IllegalMonitorStateException();
}
// 可以釋放，清空排它線程標記
setExclusiveOwnerThread(null);
// 設置同步狀態為0，表示釋放鎖
setState(0);
return true;
}
// 是否獨佔式持有
@Override
protected boolean isHeldExclusively() {
return getState() == 1;
}
// 後續會用到，主要用於等待/通知機制，每個condition都有一個與之對應的條件等待隊列，在鎖模型中說明過
Condition newCondition() {
return new ConditionObject();
}
}
// 聚合自定義同步器
private final MySync sync = new MySync();
@Override
public void lock() {
// 阻塞式的獲取鎖，調用同步器模版方法獨佔式，獲取同步狀態
sync.acquire(1);
}
@Override
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
// 調用同步器模版方法可中斷式獲取同步狀態
sync.acquireInterruptibly(1);
}
@Override
public boolean tryLock() {
// 調用自己重寫的方法，非阻塞式的獲取同步狀態
return sync.tryAcquire(1);
}
@Override
public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
// 調用同步器模版方法，可響應中斷和超時時間限制
return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(time));
}
@Override
public void unlock() {
// 釋放鎖
sync.release(1);
}
@Override
public Condition newCondition() {
// 使用自定義的條件
return sync.newCondition();
}
}
如果你現在打開 IDE， 你會發現上文提到的 ReentrantLock ReentrantReadWriteLock Semaphore(信號量) CountDownLatch 都是按照這個結構實現，所以我們就來看一看 AQS 的模版方法到底是怎麼實現鎖
AQS實現分析
從上面的代碼中，你應該理解了lock.tryLock() 非阻塞式獲取鎖就是調用自定義同步器重寫的 tryAcquire() 方法，通過 CAS 設置state 狀態，不管成功與否都會馬上返回；那麼 lock.lock() 這種阻塞式的鎖是如何實現的呢？
有阻塞就需要排隊，實現排隊必然需要隊列
CLH：Craig、Landin and Hagersten 隊列，是一個單向鏈表，AQS中的隊列是CLH變體的虛擬雙向隊列（FIFO）——概念了解就好，不要記
隊列中每個排隊的個體就是一個 Node，所以我們來看一下 Node 的結構
Node 節點
AQS 內部維護了一個同步隊列，用於管理同步狀態。
- 當線程獲取同步狀態失敗時，就會將當前線程以及等待狀態等信息構造成一個 Node 節點，將其加入到同步隊列中尾部，阻塞該線程
- 當同步狀態被釋放時，會喚醒同步隊列中“首節點”的線程獲取同步狀態
為了將上述步驟弄清楚，我們需要來看一看 Node 結構 （如果你能打開 IDE 一起看那是極好的）
乍一看有點雜亂，我們還是將其歸類說明一下：
上面這幾個狀態說明有個印象就好，有了Node 的結構說明鋪墊，你也就能想象同步隊列的接本結構了：
前置知識基本鋪墊完畢，我們來看一看獨佔式獲取同步狀態的整個過程
獨佔式獲取同步狀態
故事要從範式lock.lock() 開始
public void lock() {
// 阻塞式的獲取鎖，調用同步器模版方法，獲取同步狀態
sync.acquire(1);
}
進入AQS的模版方法 acquire()
public final void acquire(int arg) {
// 調用自定義同步器重寫的 tryAcquire 方法
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
首先，也會嘗試非阻塞的獲取同步狀態，如果獲取失敗（tryAcquire返回false），則會調用 addWaiter 方法構造 Node 節點（Node.EXCLUSIVE 獨佔式）並安全的（CAS）加入到同步隊列【尾部】
private Node addWaiter(Node mode) {
// 構造Node節點，包含當前線程信息以及節點模式【獨佔/共享】
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// 新建變量 pred 將指針指向tail指向的節點
Node pred = tail;
// 如果尾節點不為空
if (pred != null) {
// 新加入的節點前驅節點指向尾節點
node.prev = pred;
// 因為如果多個線程同時獲取同步狀態失敗都會執行這段代碼
// 所以，通過 CAS 方式確保安全的設置當前節點為最新的尾節點
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
// 曾經的尾節點的後繼節點指向當前節點
pred.next = node;
// 返回新構建的節點
return node;
}
}
// 尾節點為空，說明當前節點是第一個被加入到同步隊列中的節點
// 需要一個入隊操作
enq(node);
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
// 通過“死循環”確保節點被正確添加，最終將其設置為尾節點之後才會返回，這裏使用 CAS 的理由和上面一樣
for (;;) {
Node t = tail;
// 第一次循環，如果尾節點為 null
if (t == null) { // Must initialize
// 構建一個哨兵節點，並將頭部指針指向它
if (compareAndSetHead(new Node()))
// 尾部指針同樣指向哨兵節點
tail = head;
} else {
// 第二次循環，將新節點的前驅節點指向t
node.prev = t;
// 將新節點加入到隊列尾節點
if (compareAndSetTail(t, node)) {
// 前驅節點的後繼節點指向當前新節點，完成雙向隊列
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
你可能比較迷惑 enq() 的處理方式，進入該方法就是一個“死循環”，我們就用圖來描述它是怎樣跳出循環的
有些同學可能會有疑問，為什麼會有哨兵節點？
哨兵，顧名思義，是用來解決國家之間邊界問題的，不直接參与生產活動。同樣，計算機科學中提到的哨兵，也用來解決邊界問題，如果沒有邊界，指定環節，按照同樣算法可能會在邊界處發生異常，比如要繼續向下分析的 acquireQueued() 方法
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
// "死循環"，嘗試獲取鎖，或者掛起
for (;;) {
// 獲取當前節點的前驅節點
final Node p = node.predecessor();
// 只有當前節點的前驅節點是頭節點，才會嘗試獲取鎖
// 看到這你應該理解添加哨兵節點的含義了吧
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// 獲取同步狀態成功，將自己設置為頭
setHead(node);
// 將哨兵節點的後繼節點置為空，方便GC
p.next = null; // help GC
failed = false;
// 返回中斷標識
return interrupted;
}
// 當前節點的前驅節點不是頭節點
//【或者】當前節點的前驅節點是頭節點但獲取同步狀態失敗
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
獲取同步狀態成功會返回可以理解了，但是如果失敗就會一直陷入到“死循環”中浪費資源嗎？很顯然不是，shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) 和 parkAndCheckInterrupt() 就會將線程獲取同步狀態失敗的線程掛起，我們繼續向下看
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
// 獲取前驅節點的狀態
int ws = pred.waitStatus;
// 如果是 SIGNAL 狀態，即等待被佔用的資源釋放，直接返回 true
// 準備繼續調用 parkAndCheckInterrupt 方法
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
// ws 大於0說明是CANCELLED狀態，
if (ws > 0) {
// 循環判斷前驅節點的前驅節點是否也為CANCELLED狀態，忽略該狀態的節點，重新連接隊列
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
// 將當前節點的前驅節點設置為設置為 SIGNAL 狀態，用於後續喚醒操作
// 程序第一次執行到這返回為false，還會進行外層第二次循環，最終從代碼第7行返回
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
到這裏你也許有個問題：
這個地方設置前驅節點為 SIGNAL 狀態到底有什麼作用？
保留這個問題，我們陸續揭曉
如果前驅節點的 waitStatus 是 SIGNAL狀態，即 shouldParkAfterFailedAcquire 方法會返回 true ，程序會繼續向下執行 parkAndCheckInterrupt 方法，用於將當前線程掛起
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
// 線程掛起，程序不會繼續向下執行
LockSupport.park(this);
// 根據 park 方法 API描述，程序在下述三種情況會繼續向下執行
// 1. 被 unpark
// 2. 被中斷(interrupt)
// 3. 其他不合邏輯的返回才會繼續向下執行
// 因上述三種情況程序執行至此，返回當前線程的中斷狀態，並清空中斷狀態
// 如果由於被中斷，該方法會返回 true
return Thread.interrupted();
}
被喚醒的程序會繼續執行 acquireQueued 方法里的循環，如果獲取同步狀態成功，則會返回 interrupted = true 的結果
程序繼續向調用棧上層返回，最終回到 AQS 的模版方法 acquire
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
你也許會有疑惑:
程序已經成功獲取到同步狀態並返回了，怎麼會有個自我中斷呢？
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();
}
如果你不能理解中斷，強烈建議你回看 Java多線程中斷機制
到這裏關於獲取同步狀態我們還遺漏了一條線，acquireQueued 的 finally 代碼塊如果你仔細看你也許馬上就會有疑惑:
到底什麼情況才會執行 if(failed) 裏面的代碼 ？
if (failed)
cancelAcquire(node);
這段代碼被執行的條件是 failed 為 true，正常情況下，如果跳出循環，failed 的值為false，如果不能跳出循環貌似怎麼也不能執行到這裏，所以只有不正常的情況才會執行到這裏，也就是會發生異常，才會執行到此處
查看 try 代碼塊，只有兩個方法會拋出異常：
-
node.processor() 方法
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-
自己重寫的 tryAcquire() 方法
先看前者：
很顯然，這裏拋出的異常不是重點，那就以 ReentrantLock 重寫的 tryAcquire() 方法為例
另外，上面分析 shouldParkAfterFailedAcquire 方法還對 CANCELLED 的狀態進行了判斷，那麼
什麼時候會生成取消狀態的節點呢？
答案就在 cancelAcquire 方法中， 我們來看看 cancelAcquire到底怎麼設置/處理 CANNELLED 的
private void cancelAcquire(Node node) {
// 忽略無效節點
if (node == null)
return;
// 將關聯的線程信息清空
node.thread = null;
// 跳過同樣是取消狀態的前驅節點
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// 跳出上面循環后找到前驅有效節點，並獲取該有效節點的後繼節點
Node predNext = pred.next;
// 將當前節點的狀態置為 CANCELLED
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// 如果當前節點處在尾節點，直接從隊列中刪除自己就好
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
int ws;
// 1. 如果當前節點的有效前驅節點不是頭節點，也就是說當前節點不是頭節點的後繼節點
if (pred != head &&
// 2. 判斷當前節點有效前驅節點的狀態是否為 SIGNAL
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
// 3. 如果不是，嘗試將前驅節點的狀態置為 SIGNAL
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
// 判斷當前節點有效前驅節點的線程信息是否為空
pred.thread != null) {
// 上述條件滿足
Node next = node.next;
// 將當前節點有效前驅節點的後繼節點指針指向當前節點的後繼節點
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
// 如果當前節點的前驅節點是頭節點，或者上述其他條件不滿足，就喚醒當前節點的後繼節點
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // help GC
}
看到這個註釋你可能有些亂了，其核心目的就是從等待隊列中移除 CANCELLED 的節點，並重新拼接整個隊列，總結來看，其實設置 CANCELLED 狀態節點只是有三種情況，我們通過畫圖來分析一下：
至此，獲取同步狀態的過程就結束了，我們簡單的用流程圖說明一下整個過程
獲取鎖的過程就這樣的結束了，先暫停幾分鐘整理一下自己的思路。我們上面還沒有說明 SIGNAL 的作用， SIGNAL 狀態信號到底是干什麼用的？這就涉及到鎖的釋放了，我們來繼續了解，整體思路和鎖的獲取是一樣的， 但是釋放過程就相對簡單很多了
獨佔式釋放同步狀態
故事要從 unlock() 方法說起
public void unlock() {
// 釋放鎖
sync.release(1);
}
調用 AQS 模版方法 release，進入該方法
public final boolean release(int arg) {
// 調用自定義同步器重寫的 tryRelease 方法嘗試釋放同步狀態
if (tryRelease(arg)) {
// 釋放成功，獲取頭節點
Node h = head;
// 存在頭節點，並且waitStatus不是初始狀態
// 通過獲取的過程我們已經分析了，在獲取的過程中會將 waitStatus的值從初始狀態更新成 SIGNAL 狀態
if (h != null && h.waitStatus != 0)
// 解除線程掛起狀態
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
查看 unparkSuccessor 方法，實際是要喚醒頭節點的後繼節點
private void unparkSuccessor(Node node) {
// 獲取頭節點的waitStatus
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
// 清空頭節點的waitStatus值，即置為0
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
// 獲取頭節點的後繼節點
Node s = node.next;
// 判斷當前節點的後繼節點是否是取消狀態，如果是，需要移除，重新連接隊列
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 從尾節點向前查找，找到隊列第一個waitStatus狀態小於0的節點
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
// 如果是獨佔式，這裏小於0，其實就是 SIGNAL
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
// 解除線程掛起狀態
LockSupport.unpark(s.thread);
}
有同學可能有疑問：
為什麼這個地方是從隊列尾部向前查找不是 CANCELLED 的節點？
原因有兩個：
第一，先回看節點加入隊列的情景：
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;
}
節點入隊並不是原子操作，代碼第6、7行
node.prev = pred;
compareAndSetTail(pred, node)
這兩個地方可以看作是尾節點入隊的原子操作，如果此時代碼還沒執行到 pred.next = node; 這時又恰巧執行了unparkSuccessor方法，就沒辦法從前往後找了，因為後繼指針還沒有連接起來，所以需要從后往前找
第二點原因，在上面圖解產生 CANCELLED 狀態節點的時候，先斷開的是 Next 指針，Prev指針並未斷開，因此這也是必須要從后往前遍歷才能夠遍歷完全部的Node
同步狀態至此就已經成功釋放了，之前獲取同步狀態被掛起的線程就會被喚醒，繼續從下面代碼第 3 行返回執行：
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
繼續返回上層調用棧, 從下面代碼15行開始執行，重新執行循環，再次嘗試獲取同步狀態
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);
}
}
到這裏，關於獨佔式獲取/釋放鎖的流程已經閉環了，但是關於 AQS 的另外兩個模版方法還沒有介紹
獨佔式響應中斷獲取同步狀態
故事要從lock.lockInterruptibly() 方法說起
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
// 調用同步器模版方法可中斷式獲取同步狀態
sync.acquireInterruptibly(1);
}
有了前面的理解，理解獨佔式可響應中斷的獲取同步狀態方式，真是一眼就能明白了：
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
// 嘗試非阻塞式獲取同步狀態失敗，如果沒有獲取到同步狀態，執行代碼7行
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
}
繼續查看 doAcquireInterruptibly 方法：
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())
// 獲取中斷信號后，不再返回 interrupted = true 的值，而是直接拋出 InterruptedException
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
沒想到 JDK 內部也有如此相近的代碼，可響應中斷獲取鎖沒什麼深奧的，就是被中斷拋出 InterruptedException 異常（代碼第17行），這樣就逐層返回上層調用棧捕獲該異常進行下一步操作了
趁熱打鐵，來看看另外一個模版方法：
獨佔式超時限制獲取同步狀態
這個很好理解，就是給定一個時限，在該時間段內獲取到同步狀態，就返回 true， 否則，返回 false。好比線程給自己定了一個鬧鐘，鬧鈴一響，線程就自己返回了，這就不會使自己是阻塞狀態了
既然涉及到超時限制，其核心邏輯肯定是計算時間間隔，因為在超時時間內，肯定是多次嘗試獲取鎖的，每次獲取鎖肯定有時間消耗，所以計算時間間隔的邏輯就像我們在程序打印程序耗時 log 那麼簡單
nanosTimeout = deadline – System.nanoTime()
故事要從 lock.tryLock(time, unit) 方法說起
public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
// 調用同步器模版方法，可響應中斷和超時時間限制
return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(time));
}
來看 tryAcquireNanos 方法
public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquire(arg) ||
doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}
是不是和上面 acquireInterruptibly 方法長相很詳細了，繼續查看來 doAcquireNanos 方法，看程序, 該方法也是 throws InterruptedException，我們在中斷文章中說過，方法標記上有 throws InterruptedException 說明該方法也是可以響應中斷的，所以你可以理解超時限制是 acquireInterruptibly 方法的加強版，具有超時和非阻塞控制的雙保險
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
// 超時時間內，為獲取到同步狀態，直接返回false
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
// 計算超時截止時間
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
// 以獨佔方式加入到同步隊列中
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;
}
// 計算新的超時時間
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
// 如果超時，直接返回 false
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
// 判斷是最新超時時間是否大於閾值 1000
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
// 掛起線程 nanosTimeout 長時間，時間到，自動返回
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
上面的方法應該不是很難懂，但是又同學可能在第 27 行上有所困惑
為什麼 nanosTimeout 和 自旋超時閾值1000進行比較？
/**
* The number of nanoseconds for which it is faster to spin
* rather than to use timed park. A rough estimate suffices
* to improve responsiveness with very short timeouts.
*/
static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L;
其實 doc 說的很清楚，說白了，1000 nanoseconds 時間已經非常非常短暫了，沒必要再執行掛起和喚醒操作了，不如直接當前線程直接進入下一次循環
到這裏，我們自定義的 MyMutex 只差 Condition 沒有說明了，不知道你累了嗎？我還在堅持
Condition
如果你看過之前寫的 併發編程之等待通知機制 ，你應該對下面這個圖是有印象的：
如果當時你理解了這個模型，再看 Condition 的實現，根本就不是問題了，首先 Condition 還是一個接口，肯定也是需要有實現類的
那故事就從 lock.newnewCondition 說起吧
public Condition newCondition() {
// 使用自定義的條件
return sync.newCondition();
}
自定義同步器重封裝了該方法：
Condition newCondition() {
return new ConditionObject();
}
ConditionObject 就是 Condition 的實現類，該類就定義在了 AQS 中，只有兩個成員變量：
/** First node of condition queue. */
private transient Node firstWaiter;
/** Last node of condition queue. */
private transient Node lastWaiter;
所以，我們只需要來看一下 ConditionObject 實現的 await / signal 方法來使用這兩個成員變量就可以了
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
// 同樣構建 Node 節點，並加入到等待隊列中
Node node = addConditionWaiter();
// 釋放同步狀態
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
// 掛起當前線程
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);
}
這裏注意用詞，在介紹獲取同步狀態時，addWaiter 是加入到【同步隊列】，就是上圖說的入口等待隊列，這裏說的是【等待隊列】，所以 addConditionWaiter 肯定是構建了一個自己的隊列：
private Node addConditionWaiter() {
Node t = lastWaiter;
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;
}
// 新構建的節點的 waitStatus 是 CONDITION，注意不是 0 或 SIGNAL 了
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
// 構建單向同步隊列
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}
這裡有朋友可能會有疑問：
為什麼這裡是單向隊列，也沒有使用CAS 來保證加入隊列的安全性呢？
因為 await 是 Lock 範式 try 中使用的，說明已經獲取到鎖了，所以就沒必要使用 CAS 了，至於是單向，因為這裏還不涉及到競爭鎖，只是做一個條件等待隊列
在 Lock 中可以定義多個條件，每個條件都會對應一個 條件等待隊列，所以將上圖豐富說明一下就變成了這個樣子：
線程已經按相應的條件加入到了條件等待隊列中，那如何再嘗試獲取鎖呢？signal / signalAll 方法就已經排上用場了
public final void signal() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter;
if (first != null)
doSignal(first);
}
Signal 方法通過調用 doSignal 方法，只喚醒條件等待隊列中的第一個節點
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
// 調用該方法，將條件等待隊列的線程節點移動到同步隊列中
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
繼續看 transferForSignal 方法
final boolean transferForSignal(Node node) {
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
// 重新進行入隊操作
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
// 喚醒同步隊列中該線程
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}
所以我們再用圖解一下喚醒的整個過程
到這裏，理解 signalAll 就非常簡單了，只不過循環判斷是否還有 nextWaiter，如果有就像 signal 操作一樣，將其從條件等待隊列中移到同步隊列中
private void doSignalAll(Node first) {
lastWaiter = firstWaiter = null;
do {
Node next = first.nextWaiter;
first.nextWaiter = null;
transferForSignal(first);
first = next;
} while (first != null);
}
不知你還是否記得，我在併發編程之等待通知機制 中還說過一句話
沒有特殊原因盡量用 signalAll 方法
什麼時候可以用 signal 方法也在其中做了說明，請大家自行查看吧
這裏我還要多說一個細節，從條件等待隊列移到同步隊列是有時間差的，所以使用 await() 方法也是範式的， 同樣在該文章中做了解釋
有時間差，就會有公平和不公平的問題，想要全面了解這個問題，我們就要走近 ReentrantLock 中來看了，除了了解公平/不公平問題，查看 ReentrantLock 的應用還是要反過來驗證它使用的AQS的，我們繼續吧
ReentrantLock 是如何應用的AQS
獨佔式的典型應用就是 ReentrantLock 了，我們來看看它是如何重寫這個方法的
乍一看挺奇怪的，怎麼裏面自定義了三個同步器：其實 NonfairSync，FairSync 只是對 Sync 做了進一步劃分：
從名稱上你應該也知道了，這就是你聽到過的 公平鎖/非公平鎖了
何為公平鎖/非公平鎖？
生活中，排隊講求先來後到視為公平。程序中的公平性也是符合請求鎖的絕對時間的，其實就是 FIFO，否則視為不公平
我們來對比一下 ReentrantLock 是如何實現公平鎖和非公平鎖的
其實沒什麼大不了，公平鎖就是判斷同步隊列是否還有先驅節點的存在，只有沒有先驅節點才能獲取鎖；而非公平鎖是不管這個事的，能獲取到同步狀態就可以，就這麼簡單，那問題來了：
為什麼會有公平鎖/非公平鎖的設計？
考慮這個問題，我們需重新回憶上面的鎖獲取實現圖了，其實上面我已經透露了一點
主要有兩點原因：
原因一：
恢復掛起的線程到真正鎖的獲取還是有時間差的，從人類的角度來看這個時間微乎其微，但是從CPU的角度來看，這個時間差存在的還是很明顯的。所以非公平鎖能更充分的利用 CPU 的時間片，盡量減少 CPU 空閑狀態時間
原因二：
不知你是否還記得我在 面試問，創建多少個線程合適？ 文章中反覆提到過，使用多線程很重要的考量點是線程切換的開銷，想象一下，如果採用非公平鎖，當一個線程請求鎖獲取同步狀態，然後釋放同步狀態，因為不需要考慮是否還有前驅節點，所以剛釋放鎖的線程在此刻再次獲取同步狀態的幾率就變得非常大，所以就減少了線程的開銷
相信到這裏，你也就明白了，為什麼 ReentrantLock 默認構造器用的是非公平鎖同步器
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
看到這裏，感覺非公平鎖 perfect，非也，有得必有失
使用公平鎖會有什麼問題？
公平鎖保證了排隊的公平性，非公平鎖霸氣的忽視這個規則，所以就有可能導致排隊的長時間在排隊，也沒有機會獲取到鎖，這就是傳說中的 “飢餓”
如何選擇公平鎖/非公平鎖？
相信到這裏，答案已經在你心中了，如果為了更高的吞吐量，很顯然非公平鎖是比較合適的，因為節省很多線程切換時間，吞吐量自然就上去了，否則那就用公平鎖還大家一個公平
我們還差最後一個環節，真的要挺住
可重入鎖
到這裏，我們還沒分析 ReentrantLock 的名字，JDK 起名這麼有講究，肯定有其含義，直譯過來【可重入鎖】
為什麼要支持鎖的重入？
試想，如果是一個有 synchronized 修飾的遞歸調用方法，程序第二次進入被自己阻塞了豈不是很大的笑話，所以 synchronized 是支持鎖的重入的
Lock 是新輪子，自然也要支持這個功能，其實現也很簡單，請查看公平鎖和非公平鎖對比圖，其中有一段代碼：
// 判斷當前線程是否和已佔用鎖的線程是同一個
else if (current == getExclusiveOwnerThread())
仔細看代碼， 你也許發現，我前面的一個說明是錯誤的，我要重新解釋一下
重入的線程會一直將 state + 1， 釋放鎖會 state – 1直至等於0，上面這樣寫也是想幫助大家快速的區分
總結
本文是一個長文，說明了為什麼要造 Lock 新輪子，如何標準的使用 Lock，AQS 是什麼，是如何實現鎖的，結合 ReentrantLock 反推 AQS 中的一些應用以及其獨有的一些特性
獨佔式獲取鎖就這樣介紹完了，我們還差 AQS 共享式 xxxShared 沒有分析，結合共享式，接下來我們來閱讀一下 Semaphore，ReentrantReadWriteLock 和 CountLatch 等
最後，也歡迎大家的留言，如有錯誤之處還請指出。我的手酸了，眼睛幹了，我去準備擼下一篇…..
靈魂追問
-
為什麼更改 state 有 setState() , compareAndSetState() 兩種方式，感覺後者更安全，但是鎖的視線中有好多地方都使用了 setState()，安全嗎？
-
下面代碼是一個轉賬程序，是否存在死鎖或者鎖的其他問題呢？
class Account {
private int balance;
private final Lock lock
= new ReentrantLock();
// 轉賬
void transfer(Account tar, int amt){
while (true) {
if(this.lock.tryLock()) {
try {
if (tar.lock.tryLock()) {
try {
this.balance -= amt;
tar.balance += amt;
} finally {
tar.lock.unlock();
}
}//if
} finally {
this.lock.unlock();
}
}//if
}//while
}//transfer
}
參考
- Java 併發實戰
- Java 併發編程的藝術
- https://tech.meituan.com/2019/12/05/aqs-theory-and-apply.html
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