Semaphore

之前分析AQS的時(shí)候，內(nèi)部有兩種模式，獨(dú)占模式和共享模式，前面的ReentrantLock都是使用獨(dú)占模式，而Semaphore同樣作為一個(gè)基于AQS實(shí)現(xiàn)的并發(fā)組件，它是基于共享模式實(shí)現(xiàn)的，我們先看看它的使用場景

Semaphore共享鎖的基本使用

假設(shè)有20個(gè)人去銀行柜面辦理業(yè)務(wù)，銀行只有3個(gè)柜面，同時(shí)只能辦理三個(gè)人，如果基于這種有限的、我們需要控制資源的情況，使用Semaphore比較方便：

public class SemaphoreTest {//排隊(duì)總?cè)藬?shù)private static final int COUNT =20;//只有三個(gè)柜臺private static final Semaphore AVALIABLECOUNT = new Semaphore(3);public static void main(String[] args) {//創(chuàng)建一個(gè)線程池BlockingQueue<Runnable> workQueue = new LinkedBlockingQueue<>(COUNT);BasicThreadFactory.Builder builder = new BasicThreadFactory.Builder().namingPattern("線程池");ThreadPoolExecutor threadPoolExecutor = new ThreadPoolExecutor(COUNT, COUNT, 30L, TimeUnit.SECONDS, workQueue,builder.build());for (int i = 0; i < COUNT; i++) {final int count = i;//排隊(duì)的人都需要被服務(wù)，所以所有的人直接提交線程池處理threadPoolExecutor.execute(() -> {try {//使用acquire獲取共享鎖AVALIABLECOUNT.acquire();System.out.println(Thread.currentThread().getName());System.out.println("服務(wù)號"+count+"正在服務(wù)");Thread.sleep(1000);}catch (Exception e){System.out.println(e.getMessage());}finally {//獲取完了之后釋放資源AVALIABLECOUNT.release();}});}threadPoolExecutor.shutdown();} } 復(fù)制代碼

輸出如下：我們執(zhí)行代碼，可以發(fā)現(xiàn)每隔1秒幾乎同一時(shí)間出現(xiàn)3條線程訪，如下圖

Semaphore內(nèi)部原理解析

Semaphore的內(nèi)部結(jié)構(gòu)

在深入分析Semaphore的內(nèi)部原理前先看看一張類圖結(jié)構(gòu)

這個(gè)結(jié)構(gòu)和ReentrantLock基本上完全一致，Semaphore內(nèi)部同樣存在繼承自AQS的內(nèi)部類Sync以及繼承自Sync的公平鎖(FairSync)和非公平鎖(NofairSync),從這點(diǎn)也足以說明Semaphore的內(nèi)部實(shí)現(xiàn)原理也是基于AQS并發(fā)組件的。 在之前的文章中，我們提到過，AQS是基礎(chǔ)組件，只負(fù)責(zé)核心并發(fā)操作，如加入或維護(hù)同步隊(duì)列，控制同步狀態(tài)等，而具體的加鎖和解鎖操作交由子類完成，因此子類Semaphore共享鎖的獲取與釋放需要自己實(shí)現(xiàn)，這兩個(gè)方法分別是獲取鎖的tryAcquireShared(int arg)方法和釋放鎖的tryReleaseShared(int arg)方法，這點(diǎn)從Semaphore的內(nèi)部結(jié)構(gòu)完全可以看出來。 我們在調(diào)用Semaphore的方法時(shí)，其內(nèi)部則是通過間接調(diào)用其內(nèi)部類或AQS執(zhí)行的。下面我們就從Semaphore的源碼入手分析共享鎖實(shí)現(xiàn)原理，這里先從非公平鎖入手。

非公平鎖的共享鎖

同樣的，我們先看看構(gòu)造方法：

public Semaphore(int permits) {sync = new NonfairSync(permits);}/*** Creates a {@code Semaphore} with the given number of* permits and the given fairness setting.** @param permits the initial number of permits available.* This value may be negative, in which case releases* must occur before any acquires will be granted.* @param fair {@code true} if this semaphore will guarantee* first-in first-out granting of permits under contention,* else {@code false}*/public Semaphore(int permits, boolean fair) {sync = fair ? new FairSync(permits) : new NonfairSync(permits);} 復(fù)制代碼

我們通過默認(rèn)構(gòu)造函數(shù)創(chuàng)建時(shí)，誕生的就是非公平鎖，接下來我們看一下構(gòu)造方法的入?yún)ermits的傳遞：

static final class NonfairSync extends Sync {NonfairSync(int permits) {super(permits);}//調(diào)用父類Sync的nonfairTryAcquireSharedprotected int tryAcquireShared(int acquires) {return nonfairTryAcquireShared(acquires);} }復(fù)制代碼

在Sync中：

abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {private static final long serialVersionUID = 1192457210091910933L;//直接將該值設(shè)置為AQS中的state的值Sync(int permits) {setState(permits);} 復(fù)制代碼

所以Semaphore的入?yún)ermit直接傳入設(shè)置到AQS中的state中。 接下來我們看看acquire()方法，我們先通俗的解釋一下它的執(zhí)行過程： 當(dāng)一個(gè)線程請求到來時(shí)，state值代表的許可數(shù)，那么請求線程將會獲得同步狀態(tài)即對共享資源的訪問權(quán)，并更新state的值(一般是對state值減1)，但如果請求線程過多，state值代表的許可數(shù)已減為0，則請求線程將無法獲取同步狀態(tài)，線程將被加入到同步隊(duì)列并阻塞，直到其他線程釋放同步狀態(tài)(一般是對state值加1)才可能獲取對共享資源的訪問權(quán)。 調(diào)用Semaphore的acquire()方法后將會調(diào)用到AQS的acquireSharedInterruptibly()：

//Semaphore的acquire()public void acquire() throws InterruptedException {sync.acquireSharedInterruptibly(1);}public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)throws InterruptedException {//判斷是否被中斷if (Thread.interrupted())throw new InterruptedException();//如果tryAcquireShared(arg)不小于0，則說明當(dāng)前還有permit可被使用if (tryAcquireShared(arg) < 0)//如果許可被用完了，沒有剩余許可 則加入同步隊(duì)列等待doAcquireSharedInterruptibly(arg);} 復(fù)制代碼

在acquireSharedInterruptibly()方法內(nèi)部先進(jìn)行了線程中斷的判斷，那么先嘗試調(diào)用tryAcquireShared(arg)方法獲取同步狀態(tài)，如果此時(shí)許可獲取成功，那么方法執(zhí)行結(jié)束，如果獲取失敗，則說明沒有剩余許可了，那么調(diào)用doAcquireSharedInterruptibly(arg);方法加入同步隊(duì)列等待。 這里的tryAcquireShared(arg)是個(gè)模板方法設(shè)計(jì)模式，AQS內(nèi)部沒有提供具體實(shí)現(xiàn)，由子類實(shí)現(xiàn)，也就是有Semaphore內(nèi)部自己實(shí)現(xiàn)，該方法在Semaphore內(nèi)部非公平鎖的實(shí)現(xiàn)如下

final int nonfairTryAcquireShared(int acquires) {for (;;) {int available = getState();int remaining = available - acquires;//remaining < 0說明許可已經(jīng)供不應(yīng)求了，這個(gè)時(shí)候進(jìn)來的線程需要被阻塞//否則CAS操作更新avaliable的值，它表示剩余的許可數(shù)if (remaining < 0 ||compareAndSetState(available, remaining))return remaining;}} 復(fù)制代碼

nonfairTryAcquireShared(int acquires)方法內(nèi)部，先獲取state的值，并執(zhí)行減法操作，得到remaining值，它可以理解為剩余的許可數(shù)，如果remaining<0，說明請求的許可數(shù)過大，此時(shí)直接返回一個(gè)負(fù)數(shù)的remaining；如果remaining大于0，說明還有剩余的許可數(shù)，則可以訪問共享資源，后續(xù)將被加入同步隊(duì)列(通過doAcquireSharedInterruptibly(arg))。 注意Semaphore的acquire()可能存在并發(fā)操作，因此nonfairTryAcquireShared()方法體內(nèi)部采用死循環(huán)+無鎖(CAS)并發(fā)的操作保證對state值修改的安全性。 例如：假設(shè)permit值為5，有多個(gè)線程并發(fā)accquire獲取許可，線程1運(yùn)行時(shí)得到的remainin是5-1=4，線程2運(yùn)行時(shí)，得到的remaining同樣是5-1=4，但是執(zhí)行compareAndSetState時(shí)，線程2 更快一點(diǎn)，執(zhí)行CAS操作：判斷state現(xiàn)在是否為5，如果為5，則CAS更新為4. 這個(gè)時(shí)候線程1也執(zhí)行CAS操作，判斷state現(xiàn)在是否為5，發(fā)現(xiàn)不為5，所以CAS失敗，這時(shí)候需要這個(gè)死循環(huán)去重試。

如果remaining大于0，說明還有剩余的許可數(shù)，則可以訪問共享資源，后續(xù)將被加入同步隊(duì)列，接下來看入隊(duì)的操作，這一部分與ReentrantLock差不多：

private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)throws InterruptedException {//使用SHARED類型創(chuàng)建共享模式的Nodefinal Node node = addWaiter(Node.SHARED);boolean failed = true;try {for (;;) {//獲取前序節(jié)點(diǎn)final Node p = node.predecessor();//如果前序節(jié)點(diǎn)是頭節(jié)點(diǎn)，說明自己的Node在隊(duì)列最前端，此時(shí)可能共享資源隨時(shí)被釋放//所以需要再次嘗試獲取共享資源if (p == head) {int r = tryAcquireShared(arg);//如果獲取共享資源成功if (r >= 0) {//已經(jīng)獲取資源后，node已經(jīng)沒有意義，所以清理head節(jié)點(diǎn)并傳播setHeadAndPropagate(node, r);p.next = null; // help GCfailed = false;return;}}//如果不是頭節(jié)點(diǎn)if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())throw new InterruptedException();}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}} 復(fù)制代碼

在方法中，由于當(dāng)前線程沒有獲取同步狀態(tài)，因此創(chuàng)建一個(gè)共享模式類型（Node.SHARED）的結(jié)點(diǎn)并通過addWaiter(Node.SHARED)加入同步隊(duì)列，加入完成后，當(dāng)前線程進(jìn)入自旋狀態(tài)，首先判斷前驅(qū)結(jié)點(diǎn)是否為head，如果是，那么嘗試獲取同步狀態(tài)并返回r值，如果r大于0，則說明獲取同步狀態(tài)成功，將當(dāng)前線程設(shè)置為head并傳播，傳播指的是，通知后續(xù)結(jié)點(diǎn)繼續(xù)獲取同步狀態(tài)，到此return結(jié)束，獲取到同步狀態(tài)的線程將會執(zhí)行原定的任務(wù)。

private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {Node h = head; setHead(node);//設(shè)置為頭結(jié)點(diǎn)/* * 嘗試去喚醒隊(duì)列中的下一個(gè)節(jié)點(diǎn)，如果滿足如下條件： * 還有剩余許可(propagate > 0), * 或者h(yuǎn).waitStatus為PROPAGATE(被上一個(gè)操作設(shè)置) * 并且 * 下一個(gè)節(jié)點(diǎn)處于共享模式或者為null。 * * 這兩項(xiàng)檢查中的保守主義可能會導(dǎo)致不必要的喚醒，但只有在有* 有在多個(gè)線程爭取獲得/釋放同步狀態(tài)時(shí)才會發(fā)生，所以大多* 數(shù)情況下會立馬獲得需要的信號*/ if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {Node s = node.next;if (s == null || s.isShared())//喚醒后繼節(jié)點(diǎn)，因?yàn)槭枪蚕砟Ｊ?#xff0c;所以允許多個(gè)線程同時(shí)獲取同步狀態(tài)doReleaseShared();}}復(fù)制代碼

但如果前驅(qū)結(jié)點(diǎn)不為head或前驅(qū)結(jié)點(diǎn)為head并嘗試獲取同步狀態(tài)失敗（與），那么調(diào)用shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)方法判斷前驅(qū)結(jié)點(diǎn)的waitStatus值是否為SIGNAL并調(diào)整同步隊(duì)列中的node結(jié)點(diǎn)狀態(tài)，如果返回true，那么執(zhí)行parkAndCheckInterrupt()方法，將當(dāng)前線程掛起。 shouldParkAfterFailedAcquire方法與ReentrantLock中的如出一轍：

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {//獲取當(dāng)前結(jié)點(diǎn)的等待狀態(tài)int ws = pred.waitStatus;//如果為等待喚醒（SIGNAL）狀態(tài)則返回trueif (ws == Node.SIGNAL)return true;//如果ws>0 則說明是結(jié)束狀態(tài)，//遍歷前驅(qū)結(jié)點(diǎn)直到找到?jīng)]有結(jié)束狀態(tài)的結(jié)點(diǎn)if (ws > 0) {do {node.prev = pred = pred.prev;} while (pred.waitStatus > 0);pred.next = node;} else {//如果ws小于0又不是SIGNAL狀態(tài)，說明是node是首次加入的線程//則將其前驅(qū)節(jié)點(diǎn)設(shè)置為SIGNAL狀態(tài)。下次執(zhí)行shouldParkAfterFailedAcquire方法時(shí)就//滿足ws == Node.SIGNAL條件了compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);}return false;}復(fù)制代碼

這個(gè)方法是AQS中的，如果不懂的話，可以參考之前在ReentrantLock中也分析過：juejin.im/post/5c021b… 中自旋的部分。 到此，加入同步隊(duì)列的整個(gè)過程完成。

總結(jié)

在AQS中存在一個(gè)volatile變量state，當(dāng)我們創(chuàng)建Semaphore對象傳入許可數(shù)值時(shí)，最終會賦值給state，state的數(shù)值代表可同時(shí)操作共享數(shù)據(jù)的線程數(shù)量，每當(dāng)一個(gè)線程請求(如調(diào)用Semaphored的acquire()方法)獲取同步狀態(tài)成功，state的值將會減少1，直到state為0時(shí)，表示已沒有可用的許可數(shù)，也就是對共享數(shù)據(jù)進(jìn)行操作的線程數(shù)已達(dá)到最大值，其他后來線程將被阻塞，此時(shí)AQS內(nèi)部會將線程封裝成共享模式的Node結(jié)點(diǎn)，加入同步隊(duì)列中等待并開啟自旋操作。只有當(dāng)持有對共享數(shù)據(jù)訪問權(quán)限的線程執(zhí)行完成任務(wù)并釋放同步狀態(tài)后，同步隊(duì)列中的對于的結(jié)點(diǎn)線程才有可能獲取同步狀態(tài)并被喚醒執(zhí)行同步操作，注意在同步隊(duì)列中獲取到同步狀態(tài)的結(jié)點(diǎn)將被設(shè)置成head并清空相關(guān)線程數(shù)據(jù)(畢竟線程已在執(zhí)行也就沒有必要保存信息了)，AQS通過這種方式便實(shí)現(xiàn)共享鎖，用圖表示如下：

##非公平鎖的釋放鎖 接下來看一下釋放鎖：

public void release() {sync.releaseShared(1); }//調(diào)用到AQS中的releaseShared(int arg) public final boolean releaseShared(int arg) {//調(diào)用子類Semaphore實(shí)現(xiàn)的tryReleaseShared方法嘗試釋放同步狀態(tài)if (tryReleaseShared(arg)) {doReleaseShared();return true;}return false;} 復(fù)制代碼

顯然Semaphore間接調(diào)用了AQS中的releaseShared(int arg)方法，通過tryReleaseShared(arg)方法嘗試釋放同步狀態(tài)，如果釋放成功，那么將調(diào)用doReleaseShared()喚醒同步隊(duì)列中后繼結(jié)點(diǎn)的線程，tryReleaseShared(int releases)方法如下：

//在Semaphore的內(nèi)部類Sync中實(shí)現(xiàn)的 protected final boolean tryReleaseShared(int releases) {for (;;) {//獲取當(dāng)前stateint current = getState();//釋放狀態(tài)state增加releasesint next = current + releases;if (next < current) // overflowthrow new Error("Maximum permit count exceeded");//通過CAS更新state的值if (compareAndSetState(current, next))return true;}} 復(fù)制代碼

邏輯很簡單，釋放同步狀態(tài)，更新state的值，同樣的，通過for死循環(huán)和CAS操作來保證線程安全問題，因?yàn)榭赡艽嬖诙鄠€(gè)線程同時(shí)釋放同步狀態(tài)的場景。釋放成功后通過doReleaseShared()方法喚醒后繼結(jié)點(diǎn)。

private void doReleaseShared() {/* * 如果頭節(jié)點(diǎn)的后繼節(jié)點(diǎn)需要喚醒，那么執(zhí)行喚醒 * 動作；如果不需要，將頭結(jié)點(diǎn)的等待狀態(tài)設(shè)置為PROPAGATE保證 * 喚醒傳遞。另外，為了防止過程中有新節(jié)點(diǎn)進(jìn)入(隊(duì)列)，這里必 * 需做循環(huán)，所以，和其他unparkSuccessor方法使用方式不一樣 * 的是，如果(頭結(jié)點(diǎn))等待狀態(tài)設(shè)置失敗，重新檢測。 */ for (;;) {Node h = head;if (h != null && h != tail) {// 獲取頭節(jié)點(diǎn)對應(yīng)的線程的狀態(tài)int ws = h.waitStatus;// 如果頭節(jié)點(diǎn)對應(yīng)的線程是SIGNAL狀態(tài)，則意味著頭//結(jié)點(diǎn)的后繼結(jié)點(diǎn)所對應(yīng)的線程需要被unpark喚醒。if (ws == Node.SIGNAL) {// 修改頭結(jié)點(diǎn)對應(yīng)的線程狀態(tài)設(shè)置為0。失敗的話，則繼續(xù)循環(huán)。if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))continue;// 喚醒頭結(jié)點(diǎn)h的后繼結(jié)點(diǎn)所對應(yīng)的線程unparkSuccessor(h);}else if (ws == 0 &&!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))continue; // loop on failed CAS}// 如果頭結(jié)點(diǎn)發(fā)生變化，則繼續(xù)循環(huán)。否則，退出循環(huán)。if (h == head) // loop if head changedbreak;} }//喚醒傳入結(jié)點(diǎn)的后繼結(jié)點(diǎn)對應(yīng)的線程 private void unparkSuccessor(Node node) {int ws = node.waitStatus;if (ws < 0)compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);//拿到后繼結(jié)點(diǎn)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)//喚醒該線程LockSupport.unpark(s.thread);}復(fù)制代碼

顯然doReleaseShared()方法中通過調(diào)用unparkSuccessor(h)方法喚醒head的后繼結(jié)點(diǎn)對應(yīng)的線程。這個(gè)方法在之前獲取資源時(shí)也會被調(diào)用：

if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {Node s = node.next;if (s == null || s.isShared())doReleaseShared();}復(fù)制代碼

兩種情況下都是為喚醒后繼節(jié)點(diǎn)，因?yàn)槭枪蚕砟Ｊ?#xff0c;所以允許多個(gè)線程同時(shí)獲取同步狀態(tài)。釋放操作的過程還是相對簡單些的，即嘗試更新state值，更新成功調(diào)用doReleaseShared()方法喚醒后繼結(jié)點(diǎn)對應(yīng)的線程。

公平鎖的共享鎖

公平鎖的中的共享模式實(shí)現(xiàn)除了在獲取同步狀態(tài)時(shí)與非公平鎖不同外，其他基本一樣：

static final class FairSync extends Sync {FairSync(int permits) {super(permits);}protected int tryAcquireShared(int acquires) {for (;;) {//這里是重點(diǎn)，先判斷隊(duì)列中是否有結(jié)點(diǎn)再執(zhí)行//同步狀態(tài)獲取。if (hasQueuedPredecessors())return -1;int available = getState();int remaining = available - acquires;if (remaining < 0 ||compareAndSetState(available, remaining))return remaining;}}}相比之下,對于非公平鎖：final int nonfairTryAcquireShared(int acquires) {//使用死循環(huán)for (;;) {//每當(dāng)有線程獲取共享資源時(shí)，就直接嘗試CAS操作int available = getState();int remaining = available - acquires;//判斷信號量是否已小于0或者CAS執(zhí)行是否成功if (remaining < 0 ||compareAndSetState(available, remaining))return remaining;}}復(fù)制代碼

從代碼中可以看出，與非公平鎖tryAcquireShared(int acquires)方法實(shí)現(xiàn)的唯一不同是，在嘗試獲取同步狀態(tài)前，先調(diào)用了hasQueuedPredecessors()方法判斷同步隊(duì)列中是否存在結(jié)點(diǎn)，如果存在則返回-1，即將線程加入同步隊(duì)列等待，后續(xù)通過Node結(jié)構(gòu)保證喚醒的順序。從而保證先到來的線程請求一定會先執(zhí)行，也就是所謂的公平鎖。其他操作，與前面分析的非公平鎖一樣。

總結(jié)

AQS作為核心并發(fā)組件，它通過state值來控制對共享資源訪問的線程數(shù)，內(nèi)部的Node有獨(dú)占模式（EXCLUSIVE）和共享模式（SHARED）：

• 對于ReenTrantLock：state默認(rèn)為0，每次加鎖后state更新為1，更新為1之后如果還有線程嘗試獲取鎖，則加入同步隊(duì)列等待；每當(dāng)線程釋放鎖時(shí)，再更新為0并喚醒隊(duì)列中的線程
• 對于Semaphore：State默認(rèn)為許可數(shù)，每當(dāng)線程請求同步狀態(tài)成功，state值將會減1，如果超過限制數(shù)量的線程將被封裝共享模式的Node結(jié)點(diǎn)加入同步隊(duì)列封裝成獨(dú)占模式（EXCLUSIVE）等待，直到其他執(zhí)行線程釋放同步狀態(tài)，才有機(jī)會獲得執(zhí)行權(quán)，而每個(gè)線程執(zhí)行完成任務(wù)釋放同步狀態(tài)后，state值將會增加1，這就是共享鎖的基本實(shí)現(xiàn)模型。

AQS是采用模板方法的設(shè)計(jì)模式構(gòu)建的，它作為基礎(chǔ)組件，封裝的是核心并發(fā)操作，但是實(shí)現(xiàn)上分為兩種模式，即共享模式(如Semaphore)與獨(dú)占模式（如ReetrantLock，這兩個(gè)模式的本質(zhì)區(qū)別在于多個(gè)線程能不能共享一把鎖），而這兩種模式的加鎖與解鎖實(shí)現(xiàn)方式是不一樣的，但AQS只關(guān)注內(nèi)部公共方法實(shí)現(xiàn)并不關(guān)心外部不同模式的實(shí)現(xiàn)，所以提供了模板方法給子類使用：也就是說實(shí)現(xiàn)獨(dú)占鎖，如ReentrantLock需要自己實(shí)現(xiàn)tryAcquire()方法和tryRelease()方法，而實(shí)現(xiàn)共享模式的Semaphore，則需要實(shí)現(xiàn)tryAcquireShared()方法和tryReleaseShared()方法，這樣做的好處是顯而易見的，無論是共享模式還是獨(dú)占模式，其基礎(chǔ)的實(shí)現(xiàn)都是同一套組件(AQS)，只不過是加鎖解鎖的邏輯不同罷了，更重要的是如果我們需要自定義鎖的話，也變得非常簡單，只需要選擇不同的模式實(shí)現(xiàn)不同的加鎖和解鎖的模板方法即可。 不管是ReentrantLock還是Semaphore，公平鎖與非公平鎖的不同之處在于公平鎖會在線程請求同步狀態(tài)前，判斷同步隊(duì)列是否存在Node，如果存在就將請求線程封裝成Node結(jié)點(diǎn)加入同步隊(duì)列，從而保證每個(gè)線程獲取同步狀態(tài)都是先到先得的順序執(zhí)行的。非公平鎖則是通過競爭的方式獲取，不管同步隊(duì)列是否存在Node結(jié)點(diǎn)，只有通過競爭獲取就可以獲取線程執(zhí)行權(quán)。

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的死磕java concurrent包系列（六）基于AQS解析信号量Semaphore的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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