10分钟从源码级别搞懂AQS（AbstractQueuedSynchronizer）
前言
上篇文章15000字、6个代码案例、5个原理图让你彻底搞懂Synchronized有说到synchronized由object monitor实现的
object monitor中由cxq栈和entry list来实现阻塞队列，wait set实现等待队列，从而实现synchronized的等待/通知模式
而JDK中的JUC并发包也通过类似的阻塞队列和等待队列实现等待/通知模式
这篇文章就来讲讲JUC的基石AQS（AbstractQueuedSynchronizer）
需要了解的前置知识：CAS、volatile
如果不了解CAS可以看上篇讲述synchronized的文章（链接在上面）
如果不了解volatile可以看这篇文章 5个案例和流程图让你从0到1搞懂volatile关键字
本篇文章以AQS为中心，深入浅出描述AQS中的数据结构、设计以及获取、释放同步状态的源码流程、Condition等
观看本文大约需要10分钟，可以带着几个问题去观看
- 什么是AQS，它是干啥用的？
- AQS是使用什么数据结构实现的？
- AQS获取/释放同步状态是如何实现的？
- AQS除了具有synchronized的功能还拥有什么其他特性？
- AQS如何去实现非公平锁、公平锁？
- 什么是Condition？它跟AQS是什么关系？
AQS数据结构
什么是AQS呢？
AQS是一个同步队列（阻塞队列），是并发包中的基础，很多并发包中的同步组件底层都使用AQS来实现，比如：ReentrantLock、读写锁、信号量等等...
AQS有三个重要的字段，分别是: head 头节点、tail 尾节点、state 同步状态
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
//头节点
private transient volatile Node head;
//尾节点
private transient volatile Node tail;
//同步状态
private volatile int state;
}
头尾节点很好理解，因为AQS本身就是个双向链表，那么state同步状态是什么？
AQS中使用同步状态表示资源，然后使用CAS来获取/释放资源，比如设置资源为1，一个线程来尝试获取资源，由于同步状态目前为1，于是该线程CAS替换同步状态为0，成功后表示获取到资源，之后其他线程再来获取资源就无法获取了（状态为0），直到获取资源的线程来释放资源
上述获取/释放资源也可以理解成获取/释放锁
同时三个字段都被volatile修饰，用volatile来保证内存可见性，防止其他线程修改这些数据时当前线程无法感知
通过上面的描述，我们可以知道AQS大概长这样
当某个线程获取资源失败时，会被构建成节点加入AQS中
节点Node是AQS中的内部类，Node中有些重要的字段一起来看看
static final class Node {
//节点状态
volatile int waitStatus;
//前驱节点
volatile Node prev;
//后继节点
volatile Node next;
//当前节点所代表的线程
volatile Thread thread;
//等待队列使用时的后继节点指针
Node nextWaiter;
}
prev、next、thread应该都好理解
AQS同步队列和等待队列都使用这种节点，当等待队列节点被唤醒出队时，方便加入同步队列
nextWaiter就是用于节点在等待队列中指向下一个节点
waitStatus表示节点的状态
| 状态 | 说明 |
|---|---|
| INITIAL | 0 初始状态 |
| CANCELLED | 1 该节点对应的线程取消调度 |
| SIGNAL | -1 该节点对应的线程阻塞，等待唤醒竞争资源 |
| CONDITION | -2 该节点在等待（条件）队列中，等待唤醒后从等待队列出队进入同步队列竞争 |
| PROPAGATE | -3 共享情况下，会唤醒后续所有共享节点 |
不太理解状态不要紧，我们后文遇到再说
经过上面的描述，节点大概是长成这样的
AQS中还有另外一个内部类ConditionObject用于实现等待队列/条件队列，我们后文再来说说
AQS中可以分为独占、共享模式，其中这两种模式下还可以支持响应中断、纳秒级别超时
独占模式可以理解为同一时间只有一个线程能够获取同步状态
共享模式可以理解为可以有多个线程能够获取同步状态，方法中常用shared标识
方法中常用acquire标识获取同步状态，release标识释放同步状态
这些方法都是模板方法，规定流程，将具体的实现留给实现类去做（比如获取同步状态，该如何获取交给实现类去实现）
独占式
独占式实际就是时刻上只允许一个线程独占该资源，多线程竞争情况下也只能有一个线程获取同步状态成功
获取同步状态
不响应中断的独占获取和响应中断、超时的类似，我们以acquire为例查看源码
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
tryAcquire 方法用于尝试获取同步状态，参数arg表示获取多少同步状态，获取成功返回true 则会退出方法，留给实现类去实现
addWaiter
addWaiter(Node.EXCLUSIVE) 构建独占式节点，并用CAS+失败重试的方式加入AQS的末尾
private Node addWaiter(Node mode) {
//构建节点
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//尾节点不为空则CAS替换尾节点
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
//尾节点为空或则CAS失败执行enq
enq(node);
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
//失败重试
for (;;) {
Node t = tail;
//没有尾节点 则CAS设置头节点（头尾节点为一个节点），否则CAS设置尾节点
if (t == null) { // Must initialize
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
enq方法主要以自旋（中途不会进入等待模式）去CAS设置尾节点，如果AQS中没有节点则头尾节点为同一节点
由于添加到尾节点存在竞争，因此需要用CAS去替换尾节点
acquireQueued
acquireQueued方法主要用于AQS队列中的节点来自旋获取同步状态，在这个自旋中并不是一直执行的，而是会被park进入等待
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
//记录是否失败
boolean failed = true;
try {
//记录是否中断过
boolean interrupted = false;
//失败重试
for (;;) {
//p 前驱节点
final Node p = node.predecessor();
//如果前驱节点为头节点，并尝试获取同步状态成功则返回
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
//设置头节点
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
//失败则设置下标记然后进入等待检查中断
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
//如果失败则取消获取
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
在尝试获取同步状态前有个条件p == head && tryAcquire(arg)：前驱节点是头节点
因此AQS中的节点获取状态是FIFO的
但即使满足前驱节点是头节点，并不一定就能获取同步状态成功，因为还未加入AQS的线程也可能尝试获取同步状态，以此来实现非公平锁
那如何实现公平锁呢？
在尝试获取同步状态前都加上这个条件就行了呗！
再来看看shouldParkAfterFailedAcquire 获取同步状态失败后应该停放
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
//前驱节点状态
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
//前驱节点状态是SIGNAL 说明前驱释放同步状态回来唤醒 直接返回
return true;
if (ws > 0) {
//如果前驱状态大于0 说明被取消了,就一直往前找,找到没被取消的节点
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
//排在没被取消的节点后面
pred.next = node;
} else {
//前驱没被取消,而且状态不是SIGNAL CAS将状态更新为SIGNAL,释放同步状态要来唤醒
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
实际上是park前的一些准备
再来看看 parkAndCheckInterrupt ，用工具类进入等待状态，被唤醒后检查是否中断
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
//线程进入等待状态...
LockSupport.park(this);
//检查是否中断 (会清除中断标记位)
return Thread.interrupted();
}
在acquireQueued的中如果未获取同步状态并且抛出异常，最终会执行cancelAcquire取消
当感知到中断时返回true回去，来到第一层acquire方法执行selfInterrupt方法，自己中断线程
acquire流程图：
- 先尝试获取同步状态失败则CAS+失败重试添加到AQS末尾
- 前驱节点为头节点且获取同步状态成功则返回，否则进入等待状态等待唤醒，唤醒后重试
- 在2期间发生异常取消当前节点
释放同步状态
先进行释放同步状态，成功后头节点状态不为0 唤醒下一个状态不是被取消的节点
public final boolean release(int arg) {
//释放同步状态
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//唤醒下一个状态不大于0（大于0就是取消）的节点
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
响应中断
acquireInterruptibly用于响应中断的获取同步状态
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
//查看是否被中断，中断抛出异常
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
}
doAcquireInterruptibly 与原过程类似，就是在被唤醒后检查到被中断时抛出中断异常
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())
//被唤醒后检查到被中断时抛出中断异常
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
响应中断的获取同步状态被中断时会直接抛出中断异常，而不响应的是自己中断
响应超时
响应超时的获取同步状态使用tryAcquireNanos 超时时间为纳秒级别
public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquire(arg) ||
doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}
可以看出响应超时同时也会响应中断
doAcquireNanos也与原过程类似
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;
}
//还有多久超时
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
if (nanosTimeout <= 0L)
//已超时
return false;
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
//大于1ms
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
//超时等待
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
//响应中断
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
响应超时在自旋期间会计算还有多久超时，如果大于1ms就等待对应的时间，否则就继续自旋，同时响应中断
共享
共享式就是允许多个线程同时获取一定的资源，比如信号量、读锁就是用共享式实现的
其实共享式与独占式流程类似，只是尝试获取同步状态的实现不同
我们用个获取同步状态的方法来说明
共享式获取同步状态使用acquireShared
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}
tryAcquireShared 尝试获取同步状态，参数arg表示获取多少同步状态，返回剩余可获取同步状态的数量
如果剩余可获取同步状态数量小于0 说明 未获取成功进入doAcquireShared
private void doAcquireShared(int arg) {
//添加共享式节点
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
//获取前驱节点
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
//如果前驱节点为头节点 并且 获取同步状态成功 设置头节点
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
//获取失败进入会等待的自旋
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
响应中断、超时等方法也与独占式类似，只是有些设置细节不同
Condition
上文曾说过AQS充当阻塞（同步）队列，Condition来充当等待队列
AQS的内部类ConditionObject就是Condition的实现，它充当等待队列，用字段记录头尾节点
public class ConditionObject implements Condition{
//头节点
private transient Node firstWaiter;
//尾节点
private transient Node lastWaiter;
}
节点之间使用nextWait指向下一个节点，形成单向链表
同时提供await系列方法来让当前线程进入等待，signal系列方法来唤醒
public final void await() throws InterruptedException {
//响应中断
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
//添加到末尾 不需要保证原子性，因为能指向await一定是获取到同步资源的
Node node = addConditionWaiter();
//释放获取的同步状态
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
//不在同步队列就park进入等待
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
//被唤醒后自旋获取同步状态
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
//取消后清理
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
await主要将节点添加到condition object末尾，释放获取的同步状态，进入等待，唤醒后自旋获取同步状态
signal的主要逻辑在transferForSignal中
final boolean transferForSignal(Node node) {
//CAS修改节点状态 失败返回 变成取消
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
//加入AQS末尾
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
//CAS将节点状态修改为SIGNAL 成功则唤醒节点
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}
signal 主要把状态从-2condition 修改为 0（失败则取消节点）， 然后加入AQS的末尾，最后再将状态该为-1 signal，成功则唤醒节点
为什么加入AQS末尾还是使用enq去CAS+失败重试操作保证原子性呢？
因为ConditionObject允许有多个，也就一个AQS同步队列可能对应多个Condition等待（条件）队列
总结
本篇文章以AQS为核心，深入浅出的描述AQS实现的数据结构、设计思想、获取/释放同步资源的源码级流程、Condition等
AQS使用头尾节点来实现双向队列，提供同步状态和获取/释放同步状态的模板方法来实现阻塞（同步）队列，并且这些字段使用volatile修饰，保证可见性与读取的场景配合，不需要保证原子性，在写的场景下常用CAS保证原子性
AQS与Condition使用相同类型的节点，在AQS中节点维护成双向链表，在Condition中节点维护成单向链表，节点除了维护指向关系，还需要记录对应线程和节点状态
AQS分为独占式和共享式，使用独占式时只允许一个线程获取同步状态，使用共享式时则允许多个线程获取同步状态；其中还提供响应中断、等待超时的类似方法
获取同步状态：先尝试获取同步状态，如果失败则CAS+失败重试的方式将节点添加到AQS末尾，等待被前驱节点唤醒；只有当前驱节点为头节点并且获取同步状态成功才返回，否则进入等待，被唤醒后继续尝试（自旋）；在此期间如果发生异常，在抛出异常前会取消该节点
释放同步状态：尝试释放同步状态，成功后唤醒后继未被取消的节点
在获取同步状态时，被唤醒后会检查中断标识，如果是响应中断的则会直接抛出中断异常，不响应的则是在最外层自己中断
响应超时时，在自旋获取同步状态期间会计时，如果距离超时小于1ms就不进入等待的自旋，大于则再等待对应时间
AQS充当阻塞队列，Condition充当它的等待队列来实现等待/通知模式，AQS的内部类ConditionObject在await时会加入Condition末尾并释放同步状态进入等待队列，在被唤醒后自旋（失败会进入等待）获取同步状态；在single时会CAS的将condition头节点并加入AQS尾部再去唤醒（因为一个AQS可能对应多个Condition因此要CAS保证原子性）
最后（不要白嫖，一键三连求求拉~）
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