java aqs源码_Java-AQS源码详解（细节很多！）
ReentrantLock調(diào)用lock()時時序圖：
addWaiter方法：
enq方法：自旋
它維護了一個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是核心關鍵詞，具體volatile的語義，在此不述。state的訪問方式有三種:
getState()
setState()
compareAndSetState()
aqs有兩種資源訪問模式：獨占(ReentrantLock)和共享(CountDownLatch和Semaphore、CyclicBarrier)
不同的自定義同步器爭用共享資源的方式也不同。自定義同步器在實現(xiàn)時只需要實現(xiàn)共享資源state的獲取與釋放方式即可，至于具體線程等待隊列的維護(如獲取資源失敗入隊/喚醒出隊等)，AQS已經(jīng)在頂層實現(xiàn)好了！接下來開始擼吧。。至于這里雙向鏈表是怎么樣的一個結構，這里就不做多于的描述了，大家可以自行去補充。
首先我們由一張圖開頭，我們要知道AQS其實主要實現(xiàn)的是一個FIFO的雙向鏈表的維護，每個Node其實就是一個等待被釋放的線程，在競爭鎖失敗后，會封裝成Node的形式進入到鏈表尾部。。在了解了最基本的概念后，我們先來看看AQS最經(jīng)典的應用ReentrantLock的lock方法：
public voidlock() {
sync.lock();// sync主要兩種實現(xiàn)類
}
// 第一種非公平鎖
static final class NonfairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;
/**非公平鎖實現(xiàn)的lock方法
*/
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))// CAS操作去嘗試將state變?yōu)?，也就是獨占狀態(tài)
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());// 非公平鎖并不會老老實實去排隊，而是一上來就插隊，插不了就只能去排隊了。。
else
acquire(1);
}
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
}
// 第二種公平鎖
static final class FairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;
final void lock() {
acquire(1);// 相比于非公平鎖，就比較守規(guī)矩了
}
」
因為非公平和公平就只有這么一個差別，那我就以非公平鎖為切入點了，可以看到在嘗試搶占失敗后，調(diào)用acquire方法，ok進入到該方法：
// 此方法是AQS的，但是注意里面的tryAcquire是需要我們的自定義AQS實現(xiàn)的，直接調(diào)用AQS的會直接拋出異常UnsupportedOperationException
public final void acquire(intarg) {
if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
tryAcquire是NonfairSync實現(xiàn)的，而他內(nèi)部又直接調(diào)用Sync父類的nonfairTryAcquire方法：
final boolean nonfairTryAcquire(intacquires) {final Thread current =Thread.currentThread();int c =getState();if (c == 0) {
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);// 直接CAS獨占return true;
}
}else if (current ==getExclusiveOwnerThread()) {int nextc = c +acquires;// 這里很確切的說明了ReentrantLock是一個可重入的鎖if (nextc < 0) //overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);return true;
}return false;
}
上面的方法相信大家應該很快就理解了，在嘗試獨占失敗后，tryAcquire操作返回false，然后這個時候要做的操作相信大家也可以猜到，就是插入到雙向鏈表中，看上面的代碼，第一個操作是addWaiter，于是我們貼出這個方法涉及的源碼：
privateNode addWaiter(Node mode) {
Node node= newNode(Thread.currentThread(), mode);// 在這里首先根據(jù)當前線程創(chuàng)建出一個節(jié)點
Node pred =tail;// 既然要插入節(jié)點，肯定是要插入到最尾部的，先獲取到tail節(jié)點if (pred != null) {
node.prev=pred;// 將當前節(jié)點的prev和尾部節(jié)點關聯(lián) --第五行if(compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next=node;// node和老tail關聯(lián)完成returnnode;
}
}
enq(node);returnnode;
}
如果某個線程在插入隊列沒有其他線程干擾的話，enq都不會進去的，直接在CAS設置成tail之后直接返回了，但是實際上，總是會有那么幾個“不長眼”的線程來和你對著干。。。來假設這么一個場景：A線程是tail節(jié)點，此時B和C進來，他們都同時進入到第五行那里，也就是你會發(fā)現(xiàn)A會有B和C兩個節(jié)點的prev指向它，但是下一行的CAS操作是一個原子性操作，所以B和C只能一個成為tail，那么又假設B成功CAS了，也就是B可以直接返回，但是C就比較“悲催”了，它得進入到下一個方法enq，因為此時的鏈表結構很是奇怪，C的prev指向了old tail：A，所以得做一個“修復”結構操作，將C的prev指向B，接下來看enq代碼：
private Node enq(finalNode node) {// 此時沒有成功CAS的C節(jié)點“失魂落魄”的走了進來for(;;) {
Node t=tail;if (t == null) { //
if (compareAndSetHead(newNode()))// 如果此時隊列完全為空(第一個線程進來)，需要弄一個冗余head節(jié)點，之后你會看到作用的。。別急
tail=head;
}else{
node.prev=t;// 此時的C節(jié)點要和B節(jié)點綁上關系if(compareAndSetTail(t, node)) {
t.next=node;// 關聯(lián)完成returnt;
}
}
}
}
此時的C應該是可以回到正軌的，就算此時又一個線程打擾了C的關聯(lián)操作而導致CAS失敗，但是因為代碼在for循環(huán)里，可以重試，基本上很快就可以回到隊列正軌！！于是我們又可以愉快的進行下一個步驟了，再回到我們熟悉的acquire(有點繞，忘記的往上翻)，可以看到addWaiter之后，會將當前節(jié)點返回給一個“新面孔”-acquireQueued方法作為參數(shù)，我們再看看這個方法是怎么做的：
final boolean acquireQueued(final Node node, intarg) {boolean failed = true;try{boolean interrupted = false;for(;;) {final Node p =node.predecessor();// 當前節(jié)點的前置節(jié)點if (p == head &&tryAcquire(arg)) {
// 當前置節(jié)點為head，那么可以去嘗試獲取鎖，成功的話就調(diào)用setHead方法將自己設置為head節(jié)點
setHead(node);
p.next= null; //help GC
failed = false;returninterrupted;
}if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())
// 判斷當前節(jié)點是否可以被阻塞，shouldParkAfterFailedAcquire方法為核心
interrupted= true;
}
}finally{if(failed)
cancelAcquire(node);
}
}
可以看到，如果當前節(jié)點的上一個節(jié)點就是head的話，說明當前可以競爭到鎖的概率會很大，一旦head節(jié)點的線程執(zhí)行完unlock后，當前的state變?yōu)?，當前節(jié)點就可以進入到setHead方法，但是如果頭節(jié)點還在執(zhí)行中，那么當前節(jié)點只能老老實實的進入到shouldParkAfterFailedAcquire方法內(nèi)部，來決定當前節(jié)點是否應該能被阻塞：
private static booleanshouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
//static final int CANCELLED = 1;
static final int SIGNAL = -1;
static final int CONDITION = -2;static final int PROPAGATE = -3;
int ws =pred.waitStatus;// 在這里終于有用上這個變量了if (ws ==Node.SIGNAL)/*在這里我打算用一個很易于理解的方式來講述這個SIGNAL值有什么用：
相信大家都有過排隊的經(jīng)歷，在這里服務窗口相當于鎖，每個人過來時，發(fā)現(xiàn)窗口有其他人在，所以此時只能去隊尾排隊，也就是addWaiter操作，在隊尾后，waitStatus的值默認是0，但是此時剛排進隊的小伙伴，因為隊伍太長，
而且比較累，需要低頭打個盹，但是怕如果瞌睡打過頭了，就不知道什么時候窗口沒人了可以被服務，所以此時小伙伴為了保險，他需要一個可靠的“前置隊友”，也就是他前面的人如果業(yè)務辦完了，可以順便回頭來叫醒他，在這里可
以把“委托前面的人，如果結束了麻煩叫醒我，謝謝！”這個操作理解為將prev節(jié)點的waitStatus設置為SIGNAL，如果前置節(jié)點的waitStatus不是0，需要嘗試設置為SIGNAL，但如果前面的小伙伴已經(jīng)是SIGNAL了，直接返回，
說明當前小伙伴可以安心的打盹了(被阻塞)！！*/
return true;if (ws > 0) {/** 如果是CANCELLED，代表當前節(jié)點已經(jīng)不需要處理業(yè)務了，可以在隊列里直接清除出去，然后隊列重新規(guī)整*/
do{
node.prev= pred =pred.prev;
}while (pred.waitStatus > 0);
pred.next=node;
}else{/* 到這一步，就會嘗試去將前置節(jié)點設置為SIGNAL，但是有可能會設置失敗或者設置成功，但是不論成功還是失敗，都會返回false，也就是在上面的acquireQueued中，返回false后會繼續(xù)for循環(huán)里去嘗試獲取鎖，因為小伙伴必須要確定前面的伙伴要靠譜，也就是必須要是SIGNAL
*/compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}return false;
}
我們再來看看unlock方法，他有直接調(diào)用AQS的release方法，而tryRelease方法由自定義的AQS類實現(xiàn)：
public final boolean release(intarg) {if(tryRelease(arg)) {
Node h=head;if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);// 關鍵操作，如何去喚醒后面的小伙伴return true;
}return false;
}
protected final boolean tryRelease(intreleases) {int c = getState() -releases;if (Thread.currentThread() !=getExclusiveOwnerThread())throw newIllegalMonitorStateException();boolean free = false;if (c == 0) {
free= true;
setExclusiveOwnerThread(null);// 徹底釋放鎖后，將ownerThread設置為null，重置state
}
setState(c);returnfree;
}
tryRelease操作其實很好理解，主要是unparkSuccessor方法：
private voidunparkSuccessor(Node node) {/** 在釋放完鎖后，此時的節(jié)點他已經(jīng)不需要SIGNAL這個狀態(tài)了，因為他覺得自己辦完業(yè)務了，就可以嘗試去給自己“放個假”，當變成0的時候，后面的小伙伴在shouldPark里就會返回false，代表當前前置節(jié)點很有可能不是剛剛初始化
導致的waitStatus == 0，而是前置節(jié)點剛釋放完鎖，所以就是head：“我此時已經(jīng)釋放完鎖了，后面的，你現(xiàn)在就別打盹了，趕緊再去嘗試搶鎖吧！”，于是此時心急的小伙伴就趕緊再進入for循環(huán)里嘗試tryAcquire*/
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)
// 從后往前，找到第一個需要被喚醒的小伙伴，狀態(tài)也是必須>=0，至于為什么會==0，因為最后一個節(jié)點的status一定是0if (t.waitStatus <= 0)
s=t;
}if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);// 此時的s就是下一個需要被喚醒的，于是unpark
}
不知道你們有沒有發(fā)現(xiàn)，為什么上面的代碼里要從后往前掃描呢，雙向鏈表不是兩邊都可以掃嗎，這個就很有趣了，不知道你們有沒有看到在addWaiter和enq方法里，在將當前節(jié)點CAS成tail的前一步，有一個先將node的prev設置為前一個節(jié)點，也就是雙向表的建立關系是先后節(jié)點連接前節(jié)點開始的，但是因為設置兩個節(jié)點的關系時不是原子操作，那么就會導致可能prev關系存在，但是next關系不存在的時候，unpark操作就開始需要去遍歷鏈表了，而這個時候，用next操作就很可能會遺漏掉哪個“小伙伴”而導致出現(xiàn)誤“喚醒”！！
總結
以上是生活随笔為你收集整理的java aqs源码_Java-AQS源码详解（细节很多！）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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