带着BAT大厂的面试问题去理解
请带着这些问题继续后文，会很大程度上帮助你更好地理解相关知识点。
- 什么是AQS? 为什么它是核心?
- AQS的核心思想是什么? 它是怎么实现的? 底层数据结构等
- AQS有哪些核心的方法?
- AQS定义什么样的资源获取方式? AQS定义了两种资源获取方式：独占(只有一个线程能访问执行，又根据是否按队列的顺序分为公平锁和非公平锁，如ReentrantLock) 和共享(多个线程可同时访问执行，如 Semaphore 、CountDownLatch、 CyclicBarrier )。ReentrantReadWriteLock可以看成是组合式，允许多个 线程 同时对某一资源进行读。
- AQS底层使用了什么样的设计模式? 模板
- AQS的应用示例?
abstract QueuedSynchronizer简介
AQS是一个用来构建锁和同步器的框架，使用AQS能简单且高效地构造出应用广泛的大量的同步器，比如我们提到的Reentrant lock ，Semaphore，其他的诸如ReentrantReadWriteLock，SynchronousQueue，FutureTask等等皆是基于AQS的。当然，我们自己也能利用AQS非常轻松容易地构造出符合我们自己需求的同步器。
AQS 核心思想
AQS核心思想是，如果被请求的共享资源空闲，则将当前请求资源的线程设置为有效的工作线程，并且将共享资源设置为锁定状态。如果被请求的共享资源被占用，那么就需要一套线程阻塞等待以及被唤醒时锁分配的机制，这个机制AQS是用CLH队列锁实现的，即将暂时获取不到锁的线程加入到队列中。
AQS使用一个int成员变量来表示同步状态，通过内置的FIFO队列来完成获取资源线程的排队工作。AQS使用CAS对该同步状态进行 原子操作 实现对其值的修改。
private volatile int state ;//共享变量，使用 volatile 修饰保证线程可见性
状态信息通过procted类型的getState，setState，compareAndSetState进行操作
//返回同步状态的当前值
protected final int getState() {
return state;
}
// 设置同步状态的值
protected final void setState(int newState) {
state = newState;
}
//原子地(CAS操作)将同步状态值设置为给定值update如果当前同步状态的值等于expect(期望值)
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}
AQS 对资源的共享方式
AQS定义两种资源共享方式
- Exclusive(独占)：只有一个线程能执行，如ReentrantLock。又可分为公平锁和非公平锁： 公平锁：按照线程在队列中的排队顺序，先到者先拿到锁 非公平锁：当线程要获取锁时，无视队列顺序直接去抢锁，谁抢到就是谁的
- Share(共享)：多个线程可同时执行，如Semaphore/CountDownLatch。Semaphore、CountDownLatCh、 CyclicBarrier、ReadWriteLock 我们都会在后面讲到。
ReentrantReadWriteLock 可以看成是组合式，因为ReentrantReadWriteLock也就是读写锁允许多个线程同时对某一资源进行读。
不同的自定义同步器争用共享资源的方式也不同。自定义同步器在实现时只需要实现共享资源 state 的获取与释放方式即可，至于具体线程等待队列的维护(如获取资源失败入队/唤醒出队等)，AQS已经在上层已经帮我们实现好了。
AQS底层使用了模板方法模式
同步器的设计是基于模板方法模式的，如果需要自定义同步器一般的方式是这样(模板方法模式很经典的一个应用)：
使用者继承AbstractQueuedSynchronizer并重写指定的方法。(这些重写方法很简单，无非是对于共享资源state的获取和释放) 将AQS组合在自定义同步组件的实现中，并调用其模板方法，而这些模板方法会调用使用者重写的方法。
这和我们以往通过实现接口的方式有很大区别，模板方法模式请参看：设计模式行为型 – 模板方法(Template Method)详解
AQS使用了模板方法模式，自定义同步器时需要重写下面几个AQS提供的模板方法：
isHeldExclusively()//该线程是否正在独占资源。只有用到condition才需要去实现它。
tryAcquire(int)//独占方式。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryRelease(int)//独占方式。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
tryAcquireShared(int)//共享方式。尝试获取资源。负数表示失败；表示成功，但没有剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。
tryReleaseShared(int)//共享方式。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
默认情况下，每个方法都抛出 UnsupportedOperation Exception 。 这些方法的实现必须是内部线程安全的，并且通常应该简短而不是阻塞。AQS类中的其他方法都是final ，所以无法被其他类使用，只有这几个方法可以被其他类使用。
以ReentrantLock为例，state初始化为0，表示未锁定状态。A线程lock()时，会调用tryAcquire()独占该锁并将state+1。此后，其他线程再tryAcquire()时就会失败，直到A线程unlock()到state=0(即释放锁)为止，其它线程才有机会获取该锁。当然，释放锁之前，A线程自己是可以重复获取此锁的(state会累加)，这就是可重入的概念。但要注意，获取多少次就要释放多么次，这样才能保证state是能回到零态的。
AbstractQueuedSynchronizer数据结构
AbstractQueuedSynchronizer类底层的数据结构是使用CLH(Craig,Landin,and Hagersten)队列是一个虚拟的双向队列(虚拟的双向队列即不存在队列实例，仅存在结点之间的关联关系)。AQS是将每条请求共享资源的线程封装成一个CLH锁队列的一个结点(Node)来实现锁的分配。其中Sync queue，即同步队列，是双向 链表 ，包括head结点和 tail 结点，head结点主要用作后续的调度。而Condition queue不是必须的，其是一个单向链表，只有当使用Condition时，才会存在此单向链表。并且可能会有多个Condition queue。
AbstractQueuedSynchronizer源码分析
类的继承关系
AbstractQueuedSynchronizer继承自AbstractOwnableSynchronizer抽象类，并且实现了 Serializable接口 ，可以进行 序列化 。
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable
其中AbstractOwnableSynchronizer抽象类的源码如下:
public abstract class AbstractOwnableSynchronizer implements java.io. Serializable {
// 版本序列号
private static final long serialVersionUID = 3737899427754241961L;
// 构造方法
protected AbstractOwnableSynchronizer() { }
// 独占模式下的线程
private transient Thread exclusiveOwnerThread;
// 设置独占线程
protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
exclusiveOwnerThread = thread;
}
// 获取独占线程
protected final Thread getExclusiveOwnerThread() {
return exclusiveOwnerThread;
}
}
AbstractOwnableSynchronizer抽象类中，可以设置独占资源线程和获取独占资源线程。分别为setExclusiveOwnerThread与getExclusiveOwnerThread方法，这两个方法会被子类调用。
AbstractQueuedSynchronizer类有两个内部类，分别为 Node 类与ConditionObject类。下面分别做介绍。
类的内部类 – Node类
static final class Node {
// 模式，分为共享与独占
// 共享模式
static final Node SHARED = new Node();
// 独占模式
static final Node EXCLUSIVE = null;
// 结点状态
// CANCELLED，值为，表示当前的线程被取消
// SIGNAL ，值为-1，表示当前节点的后继节点包含的线程需要运行，也就是unpark
// CONDITION，值为-，表示当前节点在等待condition，也就是在condition队列中
// PROPAGATE，值为-，表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行
// 值为，表示当前节点在sync队列中，等待着获取锁
static final int CANCELLED =;
static final int SIGNAL = -;
static final int CONDITION = -;
static final int PROPAGATE = -;
// 结点状态
volatile int waitStatus;
// 前驱结点
volatile Node prev;
// 后继结点
volatile Node next;
// 结点所对应的线程
volatile Thread Thread ;
// 下一个等待者
Node nextWaiter;
// 结点是否在共享模式下等待
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
// 获取前驱结点，若前驱结点为空，抛出异常
final Node predecessor() throws NullPointerException {
// 保存前驱结点
Node p = prev;
if (p == null) // 前驱结点为空，抛出异常
throw new NullPointerException();
else // 前驱结点不为空，返回
return p;
}
// 无参构造方法
Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker
}
// 构造方法
Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
// 构造方法
Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}
每个线程被阻塞的线程都会被封装成一个Node结点，放入队列。每个节点包含了一个Thread类型的引用，并且每个节点都存在一个状态，具体状态如下。
- CANCELLED，值为1，表示当前的线程被取消。
- SIGNAL，值为-1，表示当前节点的后继节点包含的线程需要运行，需要进行unpark操作。
- CONDITION，值为-2，表示当前节点在等待condition，也就是在condition queue中。
- PROPAGATE，值为-3，表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行。
- 值为0，表示当前节点在sync queue中，等待着获取锁。
类的内部类 – ConditionObject类
这个类有点长，耐心看下:
// 内部类
public class ConditionObject implements Condition, java .io.Serializable {
// 版本号
private static final long serialVersionUID =L;
/** First node of condition queue. */
// condition队列的头节点
private transient Node firstWaiter;
/** Last node of condition queue. */
// condition队列的尾结点
private transient Node lastWaiter;
/**
* Creates a new {@code ConditionObject} instance.
*/
// 构造方法
public ConditionObject() { }
// Internal methods
/**
* Adds a new waiter to wait queue.
* @return its new wait node
*/
// 添加新的waiter到wait队列
private Node addConditionWaiter() {
// 保存尾结点
Node t = lastWaiter;
// If lastWaiter is cancelled, clean out.
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) { // 尾结点不为空，并且尾结点的状态不为CONDITION
// 清除状态为CONDITION的结点
unlinkCancelledWaiters();
// 将最后一个结点重新赋值给t
t = lastWaiter;
}
// 新建一个结点
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
if (t == null) // 尾结点为空
// 设置condition队列的头节点
firstWaiter = node;
else // 尾结点不为空
// 设置为节点的nextWaiter域为node结点
t.nextWaiter = node;
// 更新condition队列的尾结点
lastWaiter = node;
return node;
}
/**
* Removes and transfers nodes until hit non-cancelled one or
* null. Split out from signal in part to encourage compilers
* to inline the case of no waiters.
* @param first (non-null) the first node on condition queue
*/
private void doSignal(Node first) {
// 循环
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null) // 该节点的nextWaiter为空
// 设置尾结点为空
lastWaiter = null;
// 设置first结点的nextWaiter域
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null); // 将结点从condition队列转移到sync队列失败并且condition队列中的头节点不为空，一直循环
}
/**
* Removes and transfers all nodes.
* @param first (non-null) the first node on condition queue
*/
private void doSignalAll(Node first) {
// condition队列的头节点尾结点都设置为空
lastWaiter = firstWaiter = null;
// 循环
do {
// 获取first结点的nextWaiter域结点
Node next = first.nextWaiter;
// 设置first结点的nextWaiter域为空
first.nextWaiter = null;
// 将first结点从condition队列转移到sync队列
transferForSignal(first);
// 重新设置first
first = next;
} while (first != null);
}
/**
* Unlinks cancelled waiter nodes from condition queue.
* Called only while holding lock. This is called when
* cancellation occurred during condition wait, and upon
* insertion of a new waiter when lastWaiter is seen to have
* been cancelled. This method is needed to avoid garbage
* retention in the absence of signals. So even though it may
* require a full traversal, it comes into play only when
* timeouts or cancellations occur in the absence of
* signals. It traverses all nodes rather than stopping at a
* particular target to unlink all pointers to garbage nodes
* without requiring many re-traversals during cancellation
* storms.
*/
// 从condition队列中清除状态为CANCEL的结点
private void unlinkCancelledWaiters() {
// 保存condition队列头节点
Node t = firstWaiter;
Node trail = null;
while (t != null) { // t不为空
// 下一个结点
Node next = t.nextWaiter;
if (t.waitStatus != Node.CONDITION) { // t结点的状态不为CONDTION状态
// 设置t节点的nextWaiter域为空
t.nextWaiter = null;
if (trail == null) // trail为空
// 重新设置condition队列的头节点
firstWaiter = next;
else // trail不为空
// 设置trail结点的nextWaiter域为next结点
trail.nextWaiter = next;
if (next == null) // next结点为空
// 设置condition队列的尾结点
lastWaiter = trail;
}
else // t结点的状态为CONDTION状态
// 设置trail结点
trail = t;
// 设置t结点
t = next;
}
}
// public methods
/**
* Moves the longest-waiting thread, if one exists, from the
* wait queue for this condition to the wait queue for the
* owning lock.
*
* @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively}
* returns {@code false}
*/
// 唤醒一个等待线程。如果所有的线程都在等待此条件，则选择其中的一个唤醒。在从 await 返回之前，该线程必须重新获取锁。
public final void signal() {
if (!isHeldExclusively()) // 不被当前线程独占，抛出异常
throw new IllegalMonitorStateException();
// 保存condition队列头节点
Node first = firstWaiter;
if (first != null) // 头节点不为空
// 唤醒一个等待线程
doSignal(first);
}
/**
* Moves all threads from the wait queue for this condition to
* the wait queue for the owning lock.
*
* @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively}
* returns {@code false}
*/
// 唤醒所有等待线程。如果所有的线程都在等待此条件，则唤醒所有线程。在从 await 返回之前，每个线程都必须重新获取锁。
public final void signalAll() {
if (!isHeldExclusively()) // 不被当前线程独占，抛出异常
throw new IllegalMonitorStateException();
// 保存condition队列头节点
Node first = firstWaiter;
if (first != null) // 头节点不为空
// 唤醒所有等待线程
doSignalAll(first);
}
/**
* Implements uninterruptible condition wait.
* <ol>
* <li> Save lock state returned by {@link #getState}.
* <li> Invoke {@link #release} with saved state as argument,
* throwing IllegalMonitorStateException if it fails.
* <li> Block until signalled.
* <li> Reacquire by invoking specialized version of
* {@link #acquire} with saved state as argument.
* </ol>
*/
// 等待，当前线程在接到信号之前一直处于等待状态，不响应中断
public final void awaitUninterruptibly() {
// 添加一个结点到等待队列
Node node = addConditionWaiter();
// 获取释放的状态
int savedState = fullyRelease(node);
boolean interrupted = false;
while (!isOnSyncQueue(node)) { //
// 阻塞当前线程
LockSupport.park(this);
if (Thread.interrupted()) // 当前线程被中断
// 设置interrupted状态
interrupted = true;
}
if (acquireQueued(node, savedState) || interrupted) //
selfInterrupt();
}
/*
* For interruptible waits, we need to track whether to throw
* InterruptedException, if interrupted while blocked on
* condition, versus reinterrupt current thread, if
* interrupted while blocked waiting to re-acquire.
*/
/** Mode meaning to reinterrupt on exit from wait */
private static final int REINTERRUPT =;
/** Mode meaning to throw InterruptedException on exit from wait */
private static final int THROW_IE = -;
/**
* Checks for interrupt, returning THROW_IE if interrupted
* before signalled, REINTERRUPT if after signalled, or
* if not interrupted.
*/
private int checkInterruptWhileWaiting(Node node) {
return Thread.interrupted() ?
(transferAfterCancelledWait(node) ? THROW_IE : REINTERRUPT) :;
}
/**
* Throws InterruptedException, reinterrupts current thread, or
* does nothing, depending on mode.
*/
private void reportInterruptAfterWait(int interruptMode)
throws InterruptedException {
if (interruptMode == THROW_IE)
throw new InterruptedException();
else if (interruptMode == REINTERRUPT)
selfInterrupt();
}
/**
* Implements interruptible condition wait.
* <ol>
* <li> If current thread is interrupted, throw InterruptedException.
* <li> Save lock state returned by {@link #getState}.
* <li> Invoke {@link #release} with saved state as argument,
* throwing IllegalMonitorStateException if it fails.
* <li> Block until signalled or interrupted.
* <li> Reacquire by invoking specialized version of
* {@link #acquire} with saved state as argument.
* <li> If interrupted while blocked in step, throw InterruptedException.
* </ol>
*/
// // 等待，当前线程在接到信号或被中断之前一直处于等待状态
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted()) // 当前线程被中断，抛出异常
throw new InterruptedException();
// 在wait队列上添加一个结点
Node node = addConditionWaiter();
//
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode =;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
// 阻塞当前线程
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) !=) // 检查结点等待时的中断类型
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode !=)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
/**
* Implements timed condition wait.
* <ol>
* <li> If current thread is interrupted, throw InterruptedException.
* <li> Save lock state returned by {@link #getState}.
* <li> Invoke {@link #release} with saved state as argument,
* throwing IllegalMonitorStateException if it fails.
* <li> Block until signalled, interrupted, or timed out.
* <li> Reacquire by invoking specialized version of
* {@link #acquire} with saved state as argument.
* <li> If interrupted while blocked in step, throw InterruptedException.
* </ol>
*/
// 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定等待时间之前一直处于等待状态
public final long awaitNanos(long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
int interruptMode =;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
if (nanosTimeout <=L) {
transferAfterCancelledWait(node);
break;
}
if (nanosTimeout >= spinForTimeoutThreshold)
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) !=)
break;
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null)
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode !=)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
return deadline - System.nanoTime();
}
/**
* Implements absolute timed condition wait.
* <ol>
* <li> If current thread is interrupted, throw InterruptedException.
* <li> Save lock state returned by {@link #getState}.
* <li> Invoke {@link #release} with saved state as argument,
* throwing IllegalMonitorStateException if it fails.
* <li> Block until signalled, interrupted, or timed out.
* <li> Reacquire by invoking specialized version of
* {@link #acquire} with saved state as argument.
* <li> If interrupted while blocked in step, throw InterruptedException.
* <li> If timed out while blocked in step, return false, else true.
* </ol>
*/
// 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定最后期限之前一直处于等待状态
public final boolean awaitUntil(Date deadline)
throws InterruptedException {
long abstime = deadline.getTime();
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
boolean timedout = false;
int interruptMode =;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
if (System.currentTimeMillis() > abstime) {
timedout = transferAfterCancelledWait(node);
break;
}
LockSupport.parkUntil(this, abstime);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) !=)
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null)
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode !=)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
return !timedout;
}
/**
* Implements timed condition wait.
* <ol>
* <li> If current thread is interrupted, throw InterruptedException.
* <li> Save lock state returned by {@link #getState}.
* <li> Invoke {@link #release} with saved state as argument,
* throwing IllegalMonitorStateException if it fails.
* <li> Block until signalled, interrupted, or timed out.
* <li> Reacquire by invoking specialized version of
* {@link #acquire} with saved state as argument.
* <li> If interrupted while blocked in step, throw InterruptedException.
* <li> If timed out while blocked in step, return false, else true.
* </ol>
*/
// 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定等待时间之前一直处于等待状态。此方法在行为上等效于: awaitNanos(unit.toNanos(time)) >
public final boolean await(long time, TimeUnit unit)
throws InterruptedException {
long nanosTimeout = unit.toNanos(time);
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
boolean timedout = false;
int interruptMode =;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
if (nanosTimeout <=L) {
timedout = transferAfterCancelledWait(node);
break;
}
if (nanosTimeout >= spinForTimeoutThreshold)
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) !=)
break;
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null)
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode !=)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
return !timedout;
}
// support for instrumentation
/**
* Returns true if this condition was created by the given
* synchronization object.
*
* @return {@code true} if owned
*/
final boolean isOwnedBy(AbstractQueuedSynchronizer sync) {
return sync == AbstractQueuedSynchronizer.this;
}
/**
* Queries whether any threads are waiting on this condition.
* Implements {@link AbstractQueuedSynchronizer#hasWaiters(ConditionObject)}.
*
* @return {@code true} if there are any waiting threads
* @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively}
* returns {@code false}
*/
// 查询是否有正在等待此条件的任何线程
protected final boolean hasWaiters() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
for (Node w = firstWaiter; w != null; w = w.nextWaiter) {
if (w.waitStatus == Node.CONDITION)
return true;
}
return false;
}
/**
* Returns an estimate of the number of threads waiting on
* this condition.
* Implements {@link AbstractQueuedSynchronizer#getWaitQueueLength(ConditionObject)}.
*
* @return the estimated number of waiting threads
* @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively}
* returns {@code false}
*/
// 返回正在等待此条件的线程数估计值
protected final int getWaitQueueLength() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
int n =;
for (Node w = firstWaiter; w != null; w = w.nextWaiter) {
if (w.waitStatus == Node.CONDITION)
++n;
}
return n;
}
/**
* Returns a collection containing those threads that may be
* waiting on this Condition.
* Implements {@link AbstractQueuedSynchronizer#getWaitingThreads(ConditionObject)}.
*
* @return the collection of threads
* @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively}
* returns {@code false}
*/
// 返回包含那些可能正在等待此条件的线程集合
protected final Collection<Thread> getWaitingThreads() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
ArrayList<Thread> list = new ArrayList<Thread>();
for (Node w = firstWaiter; w != null; w = w.nextWaiter) {
if (w.waitStatus == Node.CONDITION) {
Thread t = w.thread;
if (t != null)
list.add(t);
}
}
return list;
}
}
此类实现了Condition接口，Condition接口定义了条件操作规范，具体如下
public interface Condition {
// 等待，当前线程在接到信号或被中断之前一直处于等待状态
void await() throws InterruptedException;
// 等待，当前线程在接到信号之前一直处于等待状态，不响应中断
void awaitUninterruptibly();
//等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定等待时间之前一直处于等待状态
long awaitNanos(long nanosTimeout) throws InterruptedException;
// 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定等待时间之前一直处于等待状态。此方法在行为上等效于: awaitNanos(unit.toNanos(time)) >
boolean await(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
// 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定最后期限之前一直处于等待状态
boolean awaitUntil(Date deadline) throws InterruptedException;
// 唤醒一个等待线程。如果所有的线程都在等待此条件，则选择其中的一个唤醒。在从 await 返回之前，该线程必须重新获取锁。
void signal();
// 唤醒所有等待线程。如果所有的线程都在等待此条件，则唤醒所有线程。在从 await 返回之前，每个线程都必须重新获取锁。
void signalAll();
}
Condition接口中定义了await、signal方法，用来等待条件、释放条件。之后会详细分析CondtionObject的源码。
类的属性
属性中包含了头节点head，尾结点tail，状态state、自旋时间spinForTimeoutThreshold，还有AbstractQueuedSynchronizer抽象的属性在内存中的偏移地址，通过该偏移地址，可以获取和设置该属性的值，同时还包括一个静态初始化块，用于加载内存偏移地址。
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
// 版本号
private static final long serialVersionUID =L;
// 头节点
private transient volatile Node head;
// 尾结点
private transient volatile Node tail;
// 状态
private volatile int state;
// 自旋时间
static final long spinForTimeoutThreshold =L;
// Unsafe类实例
private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe();
// state内存偏移地址
private static final long stateOffset;
// head内存偏移地址
private static final long headOffset;
// state内存偏移地址
private static final long tailOffset;
// tail内存偏移地址
private static final long waitStatusOffset;
// next内存偏移地址
private static final long nextOffset;
// 静态初始化块
static {
try {
stateOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state"));
headOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head"));
tailOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail"));
waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset
(Node.class.getDeclaredField("waitStatus"));
nextOffset = unsafe.objectFieldOffset
(Node.class.getDeclaredField("next"));
} catch (Exception ex) { throw new Error(ex); }
}
}
类的构造方法
此类构造方法为从抽象构造方法，供子类调用。
protected AbstractQueuedSynchronizer() { }
类的核心方法 – acquire方法
该方法以独占模式获取(资源)，忽略中断，即线程在aquire过程中，中断此线程是无效的。源码如下:
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
由上述源码可以知道，当一个线程调用acquire时，调用方法流程如下
- 首先调用tryAcquire方法，调用此方法的线程会试图在独占模式下获取对象状态。此方法应该查询是否允许它在独占模式下获取对象状态，如果允许，则获取它。在AbstractQueuedSynchronizer源码中默认会抛出一个异常，即需要子类去重写此方法完成自己的逻辑。之后会进行分析。
- 若tryAcquire失败，则调用addWaiter方法，addWaiter方法完成的功能是将调用此方法的线程封装成为一个结点并放入Sync queue。
- 调用acquireQueued方法，此方法完成的功能是Sync queue中的结点不断尝试获取资源，若成功，则返回true，否则，返回false。
- 由于tryAcquire默认实现是抛出异常，所以此时，不进行分析，之后会结合一个例子进行分析。
首先分析addWaiter方法
// 添加等待者
private Node addWaiter(Node mode) {
// 新生成一个结点，默认为独占模式
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
// 保存尾结点
Node pred = tail;
if (pred != null) { // 尾结点不为空，即已经被初始化
// 将node结点的prev域连接到尾结点
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) { // 比较pred是否为尾结点，是则将尾结点设置为node
// 设置尾结点的next域为node
pred.next = node;
return node; // 返回新生成的结点
}
}
enq(node); // 尾结点为空(即还没有被初始化过)，或者是compareAndSetTail操作失败，则入队列
return node;
}
addWaiter方法使用快速添加的方式往sync queue尾部添加结点，如果sync queue队列还没有初始化，则会使用enq插入队列中，enq方法源码如下
private Node enq(final Node node) {
for (;;) { // 无限循环，确保结点能够成功入队列
// 保存尾结点
Node t = tail;
if (t == null) { // 尾结点为空，即还没被初始化
if (compareAndSetHead(new Node())) // 头节点为空，并设置头节点为新生成的结点
tail = head; // 头节点与尾结点都指向同一个新生结点
} else { // 尾结点不为空，即已经被初始化过
// 将node结点的prev域连接到尾结点
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) { // 比较结点t是否为尾结点，若是则将尾结点设置为node
// 设置尾结点的next域为node
t.next = node;
return t; // 返回尾结点
}
}
}
}
enq方法会使用无限循环来确保节点的成功插入。
现在，分析acquireQueue方法。其源码如下
// sync队列中的结点在独占且忽略中断的模式下获取(资源)
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
// 标志
boolean failed = true;
try {
// 中断标志
boolean interrupted = false;
for (;;) { // 无限循环
// 获取node节点的前驱结点
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) { // 前驱为头节点并且成功获得锁
setHead(node); // 设置头节点
p.next = null; // help GC
failed = false; // 设置标志
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
首先获取当前节点的前驱节点，如果前驱节点是头节点并且能够获取(资源)，代表该当前节点能够占有锁，设置头节点为当前节点，返回。否则，调用shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt方法，首先，我们看shouldParkAfterFailedAcquire方法，代码如下
// 当获取(资源)失败后，检查并且更新结点状态
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
// 获取前驱结点的状态
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) // 状态为SIGNAL，为-
/*
* This node has already set status asking a release
* to signal it, so it can safely park.
*/
// 可以进行park操作
return true;
if (ws >) { // 表示状态为CANCELLED，为1
/*
* Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
* indicate retry.
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus >); // 找到pred结点前面最近的一个状态不为CANCELLED的结点
// 赋值pred结点的next域
pred.next = node;
} else { // 为PROPAGATE - 或者是0 表示无状态,(为CONDITION -2时，表示此节点在condition queue中)
/*
* waitStatus must be 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.
*/
// 比较并设置前驱结点的状态为SIGNAL
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
// 不能进行park操作
return false;
}
只有当该节点的前驱结点的状态为SIGNAL时，才可以对该结点所封装的线程进行park操作。否则，将不能进行park操作。再看parkAndCheckInterrupt方法，源码如下
// 进行park操作并且返回该线程是否被中断
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
// 在许可可用之前禁用当前线程，并且设置了blocker
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted(); // 当前线程是否已被中断，并清除中断标记位
}
parkAndCheckInterrupt方法里的逻辑是首先执行park操作，即禁用当前线程，然后返回该线程是否已经被中断。再看final块中的cancelAcquire方法，其源码如下
// 取消继续获取(资源)
private void cancelAcquire(Node node) {
// Ignore if node doesn't exist
// node为空，返回
if (node == null)
return;
// 设置node结点的thread为空
node.thread = null;
// Skip cancelled predecessors
// 保存node的前驱结点
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus >) // 找到node前驱结点中第一个状态小于0的结点，即不为CANCELLED状态的结点
node.prev = pred = pred.prev;
// predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will
// fail if not, in which case, we lost race vs another cancel
// or signal, so no further action is necessary.
// 获取pred结点的下一个结点
Node predNext = pred.next;
// Can use unconditional write instead of CAS here.
// After this atomic step, other Nodes can skip past us.
// Before, we are free of interference from other threads.
// 设置node结点的状态为CANCELLED
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// If we are the tail, remove ourselves.
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { // node结点为尾结点，则设置尾结点为pred结点
// 比较并设置pred结点的next节点为null
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else { // node结点不为尾结点，或者比较设置不成功
// If successor needs signal, try to set pred's next-link
// so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
int ws;
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) { // (pred结点不为头节点，并且pred结点的状态为SIGNAL)或者
// pred结点状态小于等于，并且比较并设置等待状态为SIGNAL成功，并且pred结点所封装的线程不为空
// 保存结点的后继
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <=) // 后继不为空并且后继的状态小于等于0
compareAndSetNext(pred, predNext, next); // 比较并设置pred.next = next;
} else {
unparkSuccessor(node); // 释放node的前一个结点
}
node.next = node; // help GC
}
}
该方法完成的功能就是取消当前线程对资源的获取，即设置该结点的状态为CANCELLED，接着我们再看unparkSuccessor方法，源码如下
// 释放后继结点
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.
*/
// 获取node结点的等待状态
int ws = node.waitStatus;
if (ws <) // 状态值小于0，为SIGNAL -1 或 CONDITION -2 或 PROPAGATE -3
// 比较并且设置结点等待状态，设置为
compareAndSetWaitStatus(node, ws,);
/*
* 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.
*/
// 获取node节点的下一个结点
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus >) { // 下一个结点为空或者下一个节点的等待状态大于0，即为CANCELLED
// s赋值为空
s = null;
// 从尾结点开始从后往前开始遍历
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <=) // 找到等待状态小于等于0的结点，找到最前的状态小于等于0的结点
// 保存结点
s = t;
}
if (s != null) // 该结点不为为空，释放许可
LockSupport.unpark(s.thread);
}
该方法的作用就是为了释放node节点的后继结点。
对于cancelAcquire与unparkSuccessor方法，如下示意图可以清晰的表示:
其中node为参数，在执行完cancelAcquire方法后的效果就是unpark了s结点所包含的t4线程。
现在，再来看acquireQueued方法的整个的逻辑。逻辑如下:
- 判断结点的前驱是否为head并且是否成功获取(资源)。
- 若步骤1均满足，则设置结点为head，之后会判断是否finally模块，然后返回。
- 若步骤2不满足，则判断是否需要park当前线程，是否需要park当前线程的逻辑是判断结点的前驱结点的状态是否为SIGNAL，若是，则park当前结点，否则，不进行park操作。
- 若park了当前线程，之后某个线程对本线程unpark后，并且本线程也获得机会运行。那么，将会继续进行步骤①的判断。
类的核心方法 – release方法
以独占模式释放对象，其源码如下:
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) { // 释放成功
// 保存头节点
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus !=) // 头节点不为空并且头节点状态不为0
unparkSuccessor(h); //释放头节点的后继结点
return true;
}
return false;
}
其中，tryRelease的默认实现是抛出异常，需要具体的子类实现，如果tryRelease成功，那么如果头节点不为空并且头节点的状态不为0，则释放头节点的后继结点，unparkSuccessor方法已经分析过，不再累赘。
对于其他方法我们也可以分析，与前面分析的方法大同小异，所以，不再累赘。
AbstractQueuedSynchronizer示例详解一
借助下面示例来分析AbstractQueuedSyncrhonizer内部的工作机制。示例源码如下
import java.util.concurrent.locks.Lock;
import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock;
class MyThread extends Thread {
private Lock lock;
public MyThread(String name, Lock lock) {
super(name);
this.lock = lock;
}
public void run () {
lock.lock();
try {
System.out.println(Thread.currentThread() + " running");
} finally {
lock.unlock();
}
}
}
public class AbstractQueuedSynchonizerDemo {
public static void main(String[] args) {
Lock lock = new ReentrantLock();
MyThread t = new MyThread("t1", lock);
MyThread t = new MyThread("t2", lock);
t.start();
t.start();
}
}
运行结果(可能的一种):
Thread[t,5,main] running Thread[t,5,main] running
结果分析: 从示例可知，线程t1与t2共用了一把锁，即同一个lock。可能会存在如下一种时序。
说明: 首先线程t1先执行lock.lock操作，然后t2执行lock.lock操作，然后t1执行lock.unlock操作，最后t2执行lock.unlock操作。基于这样的时序，分析AbstractQueuedSynchronizer内部的工作机制。
- t1线程调用lock.lock方法，其方法调用顺序如下，只给出了主要的方法调用。
说明: 其中，前面的部分表示哪个类，后面是具体的类中的哪个方法，AQS表示AbstractQueuedSynchronizer类，AOS表示AbstractOwnableSynchronizer类。
- t2线程调用lock.lock方法，其方法调用顺序如下，只给出了主要的方法调用。
说明: 经过一系列的方法调用，最后达到的状态是禁用t2线程，因为调用了LockSupport.park。
- t1线程调用lock.unlock，其方法调用顺序如下，只给出了主要的方法调用。
说明: t1线程中调用lock.unlock后，经过一系列的调用，最终的状态是释放了许可，因为调用了LockSupport.unpark。这时，t2线程就可以继续运行了。此时，会继续恢复t2线程运行环境，继续执行LockSupport.park后面的语句，即进一步调用如下。
说明: 在上一步调用了LockSupport.unpark后，t2线程恢复运行，则运行parkAndCheckInterrupt，之后，继续运行acquireQueued方法，最后达到的状态是头节点head与尾结点tail均指向了t2线程所在的结点，并且之前的头节点已经从sync队列中断开了。
- t2线程调用lock.unlock，其方法调用顺序如下，只给出了主要的方法调用。
说明: t2线程执行lock.unlock后，最终达到的状态还是与之前的状态一样。
AbstractQueuedSynchronizer示例详解二
下面我们结合Condition实现生产者与消费者，来进一步分析AbstractQueuedSynchronizer的内部工作机制。
- Depot(仓库)类
import java.util.concurrent.locks.Condition;
import java.util.concurrent.locks.Lock;
import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock;
public class Depot {
private int size;
private int capacity;
private Lock lock;
private Condition fullCondition;
private Condition emptyCondition;
public Depot(int capacity) {
this.capacity = capacity;
lock = new ReentrantLock();
fullCondition = lock.newCondition();
emptyCondition = lock.newCondition();
}
public void produce(int no) {
lock.lock();
int left = no;
try {
while (left >) {
while (size >= capacity) {
System.out.println(Thread.currentThread() + " before await");
fullCondition.await();
System.out.println(Thread.currentThread() + " after await");
}
int inc = (left + size) > capacity ? (capacity - size) : left;
left -= inc;
size += inc;
System.out.println("produce = " + inc + ", size = " + size);
emptyCondition.signal();
}
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
} finally {
lock.unlock();
}
}
public void consume(int no) {
lock.lock();
int left = no;
try {
while (left >) {
while (size <=) {
System.out.println(Thread.currentThread() + " before await");
emptyCondition.await();
System.out.println(Thread.currentThread() + " after await");
}
int dec = (size - left) > ? left : size;
left -= dec;
size -= dec;
System.out.println("consume = " + dec + ", size = " + size);
fullCondition.signal();
}
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
} finally {
lock.unlock();
}
}
}
- 测试类
class Consumer {
private Depot depot;
public Consumer(Depot depot) {
this.depot = depot;
}
public void consume(int no) {
new Thread(new Runnable() {
@Override
public void run() {
depot.consume(no);
}
}, no + " consume thread").start();
}
}
class Producer {
private Depot depot;
public Producer(Depot depot) {
this.depot = depot;
}
public void produce(int no) {
new Thread(new Runnable() {
@Override
public void run() {
depot.produce(no);
}
}, no + " produce thread").start();
}
}
public class ReentrantLockDemo {
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
Depot depot = new Depot();
new Producer(depot).produce();
new Producer(depot).produce();
new Consumer(depot).consume();
new Consumer(depot).consume();
}
}
- 运行结果(可能的一种):
produce =, size = 500
Thread[ produce thread,5,main] before await
consume =, size = 0
Thread[ consume thread,5,main] before await
Thread[ produce thread,5,main] after await
produce =, size = 200
Thread[ consume thread,5,main] after await
consume =, size = 0
说明: 根据结果，我们猜测一种可能的时序如下
说明: p1代表produce 500的那个线程，p2代表produce 200的那个线程，c1代表consume 500的那个线程，c2代表consume 200的那个线程。
- p1线程调用lock.lock，获得锁，继续运行，方法调用顺序在前面已经给出。
- p2线程调用lock.lock，由前面的分析可得到如下的最终状态。
说明: p2线程调用lock.lock后，会禁止p2线程的继续运行，因为执行了LockSupport.park操作。
- c1线程调用lock.lock，由前面的分析得到如下的最终状态。
说明: 最终c1线程会在sync queue队列的尾部，并且其结点的前驱结点(包含p2的结点)的waitStatus变为了SIGNAL。
- c2线程调用lock.lock，由前面的分析得到如下的最终状态。
说明: 最终c1线程会在sync queue队列的尾部，并且其结点的前驱结点(包含c1的结点)的waitStatus变为了SIGNAL。
- p1线程执行emptyCondition.signal，其方法调用顺序如下，只给出了主要的方法调用。
说明: AQS.CO表示AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject类。此时调用signal方法不会产生任何其他效果。
- p1线程执行lock.unlock，根据前面的分析可知，最终的状态如下。
说明: 此时，p2线程所在的结点为头节点，并且其他两个线程(c1、c2)依旧被禁止，所以，此时p2线程继续运行，执行用户逻辑。
- p2线程执行fullCondition.await，其方法调用顺序如下，只给出了主要的方法调用。
说明: 最终到达的状态是新生成了一个结点，包含了p2线程，此结点在condition queue中；并且sync queue中p2线程被禁止了，因为在执行了LockSupport.park操作。从方法一些调用可知，在await操作中线程会释放锁资源，供其他线程获取。同时，head结点后继结点的包含的线程的许可被释放了，故其可以继续运行。由于此时，只有c1线程可以运行，故运行c1。
- 继续运行c1线程，c1线程由于之前被park了，所以此时恢复，继续之前的步骤，即还是执行前面提到的acquireQueued方法，之后，c1判断自己的前驱结点为head，并且可以获取锁资源，最终到达的状态如下。
说明: 其中，head设置为包含c1线程的结点，c1继续运行。
- c1线程执行fullCondtion.signal，其方法调用顺序如下，只给出了主要的方法调用。
说明: signal方法达到的最终结果是将包含p2线程的结点从condition queue中转移到sync queue中，之后condition queue为null，之前的尾结点的状态变为SIGNAL。
- c1线程执行lock.unlock操作，根据之前的分析，经历的状态变化如下。
说明: 最终c2线程会获取锁资源，继续运行用户逻辑。
- c2线程执行emptyCondition.await，由前面的第七步分析，可知最终的状态如下。
说明: await操作将会生成一个结点放入condition queue中与之前的一个condition queue是不相同的，并且unpark头节点后面的结点，即包含线程p2的结点。
- p2线程被unpark，故可以继续运行，经过CPU调度后，p2继续运行，之后p2线程在AQS:await方法中被park，继续AQS.CO:await方法的运行，其方法调用顺序如下，只给出了主要的方法调用。
- p2继续运行，执行emptyCondition.signal，根据第九步分析可知，最终到达的状态如下。
说明: 最终，将condition queue中的结点转移到sync queue中，并添加至尾部，condition queue会为空，并且将head的状态设置为SIGNAL。
- p2线程执行lock.unlock操作，根据前面的分析可知，最后的到达的状态如下。
说明: unlock操作会释放c2线程的许可，并且将头节点设置为c2线程所在的结点。
- c2线程继续运行，执行fullCondition. signal，由于此时fullCondition的condition queue已经不存在任何结点了，故其不会产生作用。
- c2执行lock.unlock，由于c2是sync队列中最后一个结点，故其不会再调用unparkSuccessor了，直接返回true。即整个流程就完成了。
AbstractQueuedSynchronizer总结
对于AbstractQueuedSynchronizer的分析，最核心的就是sync queue的分析。
- 每一个结点都是由前一个结点唤醒
- 当结点发现前驱结点是head并且尝试获取成功，则会轮到该线程运行。
- condition queue中的结点向sync queue中转移是通过signal操作完成的。
- 当结点的状态为SIGNAL时，表示后面的结点需要运行。