這篇文章給大家介紹java同步器AQS的實(shí)現(xiàn)原理是什么，內(nèi)容非常詳細(xì)，感興趣的小伙伴們可以參考借鑒，希望對大家能有所幫助。

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前言

在java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的實(shí)現(xiàn)類，常用的有ReentrantLock、ReadWriteLock（實(shí)現(xiàn)類ReentrantReadWriteLock），內(nèi)部實(shí)現(xiàn)都依賴AbstractQueuedSynchronizer類，接下去讓我們看看Doug Lea大神是如何使用一個普通類就完成了代碼塊的并發(fā)訪問控制。為了方便，本文中使用AQS代替AbstractQueuedSynchronizer。

定義

public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends
    AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable { 
    //等待隊列的頭節(jié)點(diǎn)
    private transient volatile Node head;    //等待隊列的尾節(jié)點(diǎn)
    private transient volatile Node tail;    //同步狀態(tài)
    private volatile int state;    
   protected final int getState() { return state;}    
   protected final void setState(int newState) { state = newState;}
    ...
}

隊列同步器AQS是用來構(gòu)建鎖或其他同步組件的基礎(chǔ)框架，內(nèi)部使用一個int成員變量表示同步狀態(tài)，通過內(nèi)置的FIFO隊列來完成資源獲取線程的排隊工作，其中內(nèi)部狀態(tài)state，等待隊列的頭節(jié)點(diǎn)head和尾節(jié)點(diǎn)head，都是通過volatile修飾，保證了多線程之間的可見。

在深入實(shí)現(xiàn)原理之前，我們先看看內(nèi)部的FIFO隊列是如何實(shí)現(xiàn)的。

static final class Node {        
   static final Node SHARED = new Node();        
   static final Node EXCLUSIVE = null;        
   static final int CANCELLED =  1;        
   static final int SIGNAL    = -1;        
   static final int CONDITION = -2;        
   static final int PROPAGATE = -3;        
   volatile int waitStatus;        
   volatile Node prev;        
   volatile Node next;        
   volatile Thread thread;
    Node nextWaiter;
    ...
    }

先來一張形象的圖（該圖其實(shí)是網(wǎng)上找的）

黃色節(jié)點(diǎn)是默認(rèn)head節(jié)點(diǎn)，其實(shí)是一個空節(jié)點(diǎn)，我覺得可以理解成代表當(dāng)前持有鎖的線程，每當(dāng)有線程競爭失敗，都是插入到隊列的尾節(jié)點(diǎn)，tail節(jié)點(diǎn)始終指向隊列中的最后一個元素。

每個節(jié)點(diǎn)中， 除了存儲了當(dāng)前線程，前后節(jié)點(diǎn)的引用以外，還有一個waitStatus變量，用于描述節(jié)點(diǎn)當(dāng)前的狀態(tài)。多線程并發(fā)執(zhí)行時，隊列中會有多個節(jié)點(diǎn)存在，這個waitStatus其實(shí)代表對應(yīng)線程的狀態(tài)：有的線程可能獲取鎖因為某些原因放棄競爭；有的線程在等待滿足條件，滿足之后才能執(zhí)行等等。一共有4中狀態(tài)：

1. CANCELLED 取消狀態(tài)

2. SIGNAL 等待觸發(fā)狀態(tài)

3. CONDITION 等待條件狀態(tài)

4. PROPAGATE 狀態(tài)需要向后傳播

等待隊列是FIFO先進(jìn)先出，只有前一個節(jié)點(diǎn)的狀態(tài)為SIGNAL時，當(dāng)前節(jié)點(diǎn)的線程才能被掛起。

實(shí)現(xiàn)原理

子類重寫tryAcquire和tryRelease方法通過CAS指令修改狀態(tài)變量state。

public final void acquire(int arg) {   
 if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))    
    selfInterrupt();
}

線程獲取鎖過程

下列步驟中線程A和B進(jìn)行競爭。

1. 線程A執(zhí)行CAS執(zhí)行成功，state值被修改并返回true，線程A繼續(xù)執(zhí)行。

2. 線程A執(zhí)行CAS指令失敗，說明線程B也在執(zhí)行CAS指令且成功，這種情況下線程A會執(zhí)行步驟3。

3. 生成新Node節(jié)點(diǎn)node，并通過CAS指令插入到等待隊列的隊尾（同一時刻可能會有多個Node節(jié)點(diǎn)插入到等待隊列中），如果tail節(jié)點(diǎn)為空，則將head節(jié)點(diǎn)指向一個空節(jié)點(diǎn)（代表線程B），具體實(shí)現(xiàn)如下：

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;
}
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;
            }
        }
    }
}

4. node插入到隊尾后，該線程不會立馬掛起，會進(jìn)行自旋操作。因為在node的插入過程，線程B（即之前沒有阻塞的線程）可能已經(jīng)執(zhí)行完成，所以要判斷該node的前一個節(jié)點(diǎn)pred是否為head節(jié)點(diǎn)（代表線程B），如果pred == head，表明當(dāng)前節(jié)點(diǎn)是隊列中第一個“有效的”節(jié)點(diǎn)，因此再次嘗試tryAcquire獲取鎖，
   1、如果成功獲取到鎖，表明線程B已經(jīng)執(zhí)行完成，線程A不需要掛起。
   2、如果獲取失敗，表示線程B還未完成，至少還未修改state值。進(jìn)行步驟5。

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);
    }
}

5. 前面我們已經(jīng)說過只有前一個節(jié)點(diǎn)pred的線程狀態(tài)為SIGNAL時，當(dāng)前節(jié)點(diǎn)的線程才能被掛起。
   1、如果pred的waitStatus == 0，則通過CAS指令修改waitStatus為Node.SIGNAL。
   2、如果pred的waitStatus > 0，表明pred的線程狀態(tài)CANCELLED，需從隊列中刪除。
   3、如果pred的waitStatus為Node.SIGNAL，則通過LockSupport.park()方法把線程A掛起，并等待被喚醒，被喚醒后進(jìn)入步驟6。
   具體實(shí)現(xiàn)如下：

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {    
   int ws = pred.waitStatus;    if (ws == Node.SIGNAL)        
       /*
         * This node has already set status asking a release
         * to signal it, so it can safely park.
         */
        return true;    if (ws > 0) {        
       /*
         * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
         * indicate retry.
         */
        do {
            node.prev = pred = pred.prev;
        } while (pred.waitStatus > 0);
        pred.next = node;
    } else {        
       /*
         * waitStatus must be 0 or PROPAGATE.  Indicate that we
         * need a signal, but don't park yet.  Caller will need to
         * retry to make sure it cannot acquire before parking.
         */
        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    }    
   return false;
}

6. 線程每次被喚醒時，都要進(jìn)行中斷檢測，如果發(fā)現(xiàn)當(dāng)前線程被中斷，那么拋出InterruptedException并退出循環(huán)。從無限循環(huán)的代碼可以看出，并不是被喚醒的線程一定能獲得鎖，必須調(diào)用tryAccquire重新競爭，因為鎖是非公平的，有可能被新加入的線程獲得，從而導(dǎo)致剛被喚醒的線程再次被阻塞，這個細(xì)節(jié)充分體現(xiàn)了“非公平”的精髓。

---

線程釋放鎖過程：

1. 如果頭結(jié)點(diǎn)head的waitStatus值為-1，則用CAS指令重置為0；

2. 找到waitStatus值小于0的節(jié)點(diǎn)s，通過LockSupport.unpark(s.thread)喚醒線程。

private void unparkSuccessor(Node node) {
    /*
     * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try
     * to clear in anticipation of signalling.  It is OK if this
     * fails or if status is changed by waiting thread.
     */
    int ws = node.waitStatus;    
   if (ws < 0)
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);

    /*
     * Thread to unpark is held in successor, which is normally
     * just the next node.  But if cancelled or apparently null,
     * traverse backwards from tail to find the actual
     * non-cancelled successor.
     */
    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);
}

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