[转]35张图就是为了让你深入AQS
以下文章来源于程序员cxuan ，作者一枝花算不算浪漫
谈到并发，我们不得不说AQS(AbstractQueuedSynchronizer)，所谓的AQS即是抽象的队列式的同步器，内部定义了很多锁相关的方法，我们熟知的ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch、Semaphore等都是基于AQS来实现的。
我们先看下AQS相关的UML图：
1. AQS实现原理
AQS中 维护了一个volatile int state（代表共享资源）和一个FIFO线程等待队列（多线程争用资源被阻塞时会进入此队列）。这里volatile能够保证多线程下的可见性，当state=1则代表当前对象锁已经被占有，其他线程来加锁时则会失败，加锁失败的线程会被放入一个FIFO的等待队列中，比列会被UNSAFE.park()操作挂起，等待其他获取锁的线程释放锁才能够被唤醒。另外state的操作都是通过CAS来保证其并发修改的安全性。
具体原理我们可以用一张图来简单概括：
AQS 中提供了很多关于锁的实现方法，
- getState()：获取锁的标志state值
- setState()：设置锁的标志state值
- tryAcquire(int)：独占方式获取锁。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
- tryRelease(int)：独占方式释放锁。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
这里还有一些方法并没有列出来，接下来我们以ReentrantLock作为突破点通过源码和画图的形式一步步了解AQS内部实现原理。
2. 目录结构
文章准备模拟多线程竞争锁、释放锁的场景来进行分析AQS源码：
三个线程(线程一、线程二、线程三)同时来加锁/释放锁，目录如下：
- 线程一加锁成功时AQS内部实现
- 线程二/三加锁失败时AQS中等待队列的数据模型
- 线程一释放锁及线程二获取锁实现原理
- 通过线程场景来讲解公平锁具体实现原理
- 通过线程场景来讲解Condition中await()和signal()实现原理
这里会通过画图来分析每个线程加锁、释放锁后AQS内部的数据结构和实现原理。
3. 场景分析
3.1 线程一加锁成功
如果同时有三个线程并发抢占锁，此时线程一抢占锁成功，线程二和线程三抢占锁失败，具体执行流程如下：
此时AQS内部数据为：
3.2 线程二、线程三加锁失败
有图可以看出，等待队列中的节点Node是一个双向链表，这里SIGNAL是Node中waitStatus属性，Node中还有一个nextWaiter属性，这个并未在图中画出来，这个到后面Condition会具体讲解的。
具体看下抢占锁代码实现：java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .NonfairSync:
static final class NonfairSync extends Sync { final void lock() { if (compareAndSetState(0, 1)) setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else acquire(1); } protected final boolean tryAcquire(int acquires) { return nonfairTryAcquire(acquires); } }
这里使用的ReentrantLock非公平锁，线程进来直接利用CAS尝试抢占锁，如果抢占成功state值回被改为1，且设置对象独占锁线程为当前线程。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; }
3.3 线程二抢占锁失败
我们按照真实场景来分析，线程一抢占锁成功后，state变为1，线程二通过CAS修改state变量必然会失败。此时AQS中FIFO(First In First Out 先进先出)队列中数据如图所示：
我们将线程二执行的逻辑一步步拆解来看：java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():
public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); }
先看看tryAcquire()的具体实现：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()方法中首先会获取state的值，如果不为0则说明当前对象的锁已经被其他线程所占有，接着判断占有锁的线程是否为当前线程，如果是则累加state值，这就是可重入锁的具体实现，累加state值，释放锁的时候也要依次递减state值。
如果state为0，则执行CAS操作，尝试更新state值为1，如果更新成功则代表当前线程加锁成功。
以线程二为例，因为线程一已经将state修改为1，所以线程二通过CAS修改state的值不会成功。加锁失败。
线程二执行tryAcquire()后会返回false，接着执行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)逻辑，将自己加入到一个FIFO等待队列中，代码实现如下：java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter():
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; }
这段代码首先会创建一个和当前线程绑定的Node节点，Node为双向链表。此时等待对内中的tail指针为空，直接调用enq(node)方法将当前线程加入等待队列尾部：
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; } } } }
第一遍循环时tail指针为空，进入if逻辑，使用CAS操作设置head指针，将head指向一个新创建的Node节点。此时AQS中数据：
执行完成之后，head、tail、t都指向第一个Node元素。
接着执行第二遍循环，进入else逻辑，此时已经有了head节点，这里要操作的就是将线程二对应的Node节点挂到head节点后面。此时队列中就有了两个Node节点：
addWaiter()方法执行完后，会返回当前线程创建的节点信息。继续往后执行acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)逻辑，此时传入的参数为线程二对应的Node节点信息：java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued():
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) && parkAndChecknIterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } } private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { int ws = pred.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) return true; if (ws > 0) { do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); pred.next = node; } else { compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } return false; } private final boolean parkAndCheckInterrupt() { LockSupport.park(this); return Thread.interrupted(); }
acquireQueued()这个方法会先判断当前传入的Node对应的前置节点是否为head，如果是则尝试加锁。加锁成功过则将当前节点设置为head节点，然后空置之前的head节点，方便后续被垃圾回收掉。
如果加锁失败或者Node的前置节点不是head节点，就会通过shouldParkAfterFailedAcquire方法 将head节点的waitStatus变为了SIGNAL=-1，最后执行parkAndChecknIterrupt方法，调用LockSupport.park()挂起当前线程。
此时AQS中的数据如下图：
此时线程二就静静的待在AQS的等待队列里面了，等着其他线程释放锁来唤醒它。
3.4 线程三抢占锁失败
看完了线程二抢占锁失败的分析，那么再来分析线程三抢占锁失败就很简单了，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; }
此时等待队列的tail节点指向线程二，进入if逻辑后，通过CAS指令将tail节点重新指向线程三。接着线程三调用enq()方法执行入队操作，和上面线程二执行方式是一致的，入队后会修改线程二对应的Node中的waitStatus=SIGNAL。最后线程三也会被挂起。此时等待队列的数据如图：
3.5 线程一释放锁
现在来分析下释放锁的过程，首先是线程一释放锁，释放锁后会唤醒head节点的后置节点，也就是我们现在的线程二，具体操作流程如下：
执行完后等待队列数据如下：
此时线程二已经被唤醒，继续尝试获取锁，如果获取锁失败，则会继续被挂起。如果获取锁成功，则AQS中数据如图：
接着还是一步步拆解来看，先看看线程一释放锁的代码：java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.release()
public final boolean release(int arg) { if (tryRelease(arg)) { Node h = head; if (h != null && h.waitStatus != 0) unparkSuccessor(h); return true; } return false; }
这里首先会执行tryRelease()方法，这个方法具体实现在ReentrantLock中，如果tryRelease执行成功，则继续判断head节点的waitStatus是否为0，前面我们已经看到过，head的waitStatue为SIGNAL(-1)，这里就会执行unparkSuccessor()方法来唤醒head的后置节点，也就是我们上面图中线程二对应的Node节点。
此时看ReentrantLock.tryRelease()中的具体实现：
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; }
执行完ReentrantLock.tryRelease()后，state被设置成0，Lock对象的独占锁被设置为null。此时看下AQS中的数据：
接着执行java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor()方法，唤醒head的后置节点：
private void unparkSuccessor(Node node) { int ws = node.waitStatus; if (ws < 0) compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); 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); }
这里主要是将head节点的waitStatus设置为0，然后解除head节点next的指向，使head节点空置，等待着被垃圾回收。
此时重新将head指针指向线程二对应的Node节点，且使用LockSupport.unpark方法来唤醒线程二。
被唤醒的线程二会接着尝试获取锁，用CAS指令修改state数据。执行完成后可以查看AQS中数据：
此时线程二被唤醒，线程二接着之前被park的地方继续执行，继续执行acquireQueued()方法。
3.6 线程二唤醒继续加锁
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); } }
此时线程二被唤醒，继续执行for循环，判断线程二的前置节点是否为head，如果是则继续使用tryAcquire()方法来尝试获取锁，其实就是使用CAS操作来修改state值，如果修改成功则代表获取锁成功。接着将线程二设置为head节点，然后空置之前的head节点数据，被空置的节点数据等着被垃圾回收。
此时线程三获取锁成功，AQS中队列数据如下：
等待队列中的数据都等待着被垃圾回收。
3.7 线程二释放锁/线程三加锁
当线程二释放锁时，会唤醒被挂起的线程三，流程和上面大致相同，被唤醒的线程三会再次尝试加锁，具体代码可以参考上面内容。具体流程图如下：
此时AQS中队列数据如图：
4. 公平锁实现原理
上面所有的加锁场景都是基于非公平锁来实现的，非公平锁是ReentrantLock的默认实现，那我们接着来看一下公平锁的实现原理，这里先用一张图来解释公平锁和非公平锁的区别：
非公平锁执行流程：
这里我们还是用之前的线程模型来举例子，当线程二释放锁的时候，唤醒被挂起的线程三，线程三执行tryAcquire()方法使用CAS操作来尝试修改state值，如果此时又来了一个线程四也来执行加锁操作，同样会执行tryAcquire()方法。
这种情况就会出现竞争，线程四如果获取锁成功，线程三仍然需要待在等待队列中被挂起。这就是所谓的非公平锁，线程三辛辛苦苦排队等到自己获取锁，却眼巴巴的看到线程四插队获取到了锁。
公平锁执行流程：
公平锁在加锁的时候，会先判断AQS等待队列中是存在节点，如果存在节点则会直接入队等待，具体代码如下。
公平锁在获取锁是也是首先会执行acquire()方法，只不过公平锁单独实现了tryAcquire()方法：#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():
public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); }
这里会执行ReentrantLock中公平锁的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; } }
这里会先判断state值，如果不为0且获取锁的线程不是当前线程，直接返回false代表获取锁失败，被加入等待队列。如果是当前线程则可重入获取锁。
如果state=0则代表此时没有线程持有锁，执行hasQueuedPredecessors()判断AQS等待队列中是否有元素存在，如果存在其他等待线程，那么自己也会加入到等待队列尾部，做到真正的先来后到，有序加锁。
具体代码如下：#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.hasQueuedPredecessors():
public final boolean hasQueuedPredecessors() { Node t = tail; Node h = head; Node s; return h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread()); }
这段代码很有意思，返回false代表队列中没有节点或者仅有一个节点是当前线程创建的节点。返回true则代表队列中存在等待节点，当前线程需要入队等待。
先判断head是否等于tail，如果队列中只有一个Node节点，那么head会等于tail，接着判断head的后置节点，这里肯定会是null，如果此Node节点对应的线程和当前的线程是同一个线程，那么则会返回false，代表没有等待节点或者等待节点就是当前线程创建的Node节点。此时当前线程会尝试获取锁。
如果head和tail不相等，说明队列中有等待线程创建的节点，此时直接返回true，如果只有一个节点，而此节点的线程和当前线程不一致，也会返回true
非公平锁和公平锁的区别：非公平锁性能高于公平锁性能。非公平锁可以减少CPU唤醒线程的开销，整体的吞吐效率会高点，CPU也不必取唤醒所有线程，会减少唤起线程的数量
非公平锁性能虽然优于公平锁，但是会存在导致线程饥饿的情况。在最坏的情况下，可能存在某个线程一直获取不到锁。不过相比性能而言，饥饿问题可以暂时忽略，这可能就是ReentrantLock默认创建非公平锁的原因之一了。
5. Condition实现原理
5.1 Condition 简介
上面已经介绍了AQS所提供的核心功能，当然它还有很多其他的特性，这里我们来继续说下Condition这个组件。
Condition是在java 1.5中才出现的，它用来替代传统的Object的wait()、notify()实现线程间的协作，相比使用Object的wait()、notify()，使用Condition中的await()、signal()这种方式实现线程间协作更加安全和高效。因此通常来说比较推荐使用Condition
其中AbstractQueueSynchronizer中实现了Condition中的方法，主要对外提供awaite(Object.wait())和signal(Object.notify())调用。
5.2 Condition Demo示例
使用示例代码：
/** * ReentrantLock 实现源码学习 * @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("线程一加锁成功"); System.out.println("线程一执行await被挂起"); condition.await(); System.out.println("线程一被唤醒成功"); } catch (Exception e) { e.printStackTrace(); } finally { lock.unlock(); System.out.println("线程一释放锁成功"); } }).start(); new Thread(() -> { lock.lock(); try { System.out.println("线程二加锁成功"); condition.signal(); System.out.println("线程二唤醒线程一"); } finally { lock.unlock(); System.out.println("线程二释放锁成功"); } }).start(); } }
执行结果如下图：
这里线程一先获取锁，然后使用await()方法挂起当前线程并释放锁，线程二获取锁后使用signal唤醒线程一。
5.3 Condition实现原理图解
我们还是用上面的demo作为实例，执行的流程如下：
线程一执行await()方法：
先看下具体的代码实现，#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.await()：
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); }
await()方法中首先调用addConditionWaiter()将当前线程加入到Condition队列中。执行完后我们可以看下Condition队列中的数据：
具体实现代码为：
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; }
这里会用当前线程创建一个Node节点，waitStatus为CONDITION。接着会释放该节点的锁，调用之前解析过的release()方法，释放锁后此时会唤醒被挂起的线程二，线程二会继续尝试获取锁。
接着调用isOnSyncQueue()方法判断当前节点是否为Condition队列中的头部节点，如果是则调用LockSupport.park(this)挂起Condition中当前线程。此时线程一被挂起，线程二获取锁成功。
具体流程如下图：
线程二执行signal()方法：
首先我们考虑下线程二已经获取到锁，此时AQS等待队列中已经没有了数据。
接着就来看看线程二唤醒线程一的具体执行流程：
public final void signal() { if (!isHeldExclusively()) throw new IllegalMonitorStateException(); Node first = firstWaiter; if (first != null) doSignal(first); }
先判断当前线程是否为获取锁的线程，如果不是则直接抛出异常。接着调用doSignal()方法来唤醒线程。
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; } } } }
这里先从transferForSignal()方法来看，通过上面的分析我们知道Condition队列中只有线程一创建的一个Node节点，且waitStatue为CONDITION，先通过CAS修改当前节点waitStatus为0，然后执行enq()方法将当前线程加入到等待队列中，并返回当前线程的前置节点。
加入等待队列的代码在上面也已经分析过，此时等待队列中数据如下图：
接着开始通过CAS修改当前节点的前置节点waitStatus为SIGNAL，并且唤醒当前线程。此时AQS中等待队列数据为：
线程一被唤醒后，继续执行await()方法中的 while 循环。
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); }
因为此时线程一的waitStatus已经被修改为0，所以执行isOnSyncQueue()方法会返回false。跳出while循环。
接着执行acquireQueued()方法，这里之前也有讲过，尝试重新获取锁，如果获取锁失败继续会被挂起。直到另外线程释放锁才被唤醒。
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); } }
此时线程一的流程都已经分析完了，等线程二释放锁后，线程一会继续重试获取锁，流程到此终结。
5.4 Condition总结
我们总结下 Condition 和 wait/notify 的比较：
Condition 可以精准的对多个不同条件进行控制，wait/notify 只能和 synchronized 关键字一起使用，并且只能唤醒一个或者全部的等待队列；
Condition 需要使用 Lock 进行控制，使用的时候要注意 lock() 后及时的 unlock()，Condition 有类似于 await 的机制，因此不会产生加锁方式而产生的死锁出现，同时底层实现的是 park/unpark 的机制，因此也不会产生先唤醒再挂起的死锁，一句话就是不会产生死锁，但是 wait/notify 会产生先唤醒再挂起的死锁。
6. 总结
这里用了一步一图的方式结合三个线程依次加锁/释放锁来展示了ReentrantLock的实现方式和实现原理，而ReentrantLock底层就是基于AQS实现的，所以我们也对AQS有了深刻的理解。
另外还介绍了公平锁与非公平锁的实现原理，Condition的实现原理，基本上都是使用源码+绘图的讲解方式，尽量让大家更容易去理解。
