【JUC】三十一、AQS源码-编程知识

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📕前置笔记：【AQS核心概念与核心类】

文章目录

1、ReentrantLock与AQS类的联系
2、lock方法
3、acquire方法
4、源码分析Demo背景案例
5、tryAcquire方法
6、addWaiter方法
7、acquireQueued方法
8、unlock方法
9、cancelAcquire方法

AQS是JUC的基石，很多JUC的相关类底层都是通过AQS框架实现的。PS：以下是Java11下的源码。

1、ReentrantLock与AQS类的联系

Lock接口的实现类，基本都是通过聚合了一个【队列同步器AQS】的子类来完成对线程访问的控制，这里以Lock接口的实现类ReentrantLock为例分析AQS源码。

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Sync、NonfairSync、FairSync三个内部类的关系：

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Lock对外暴露lock和unlock两个操作API，中间是NonfairSync非公平锁和FairSync公平锁这两个内部类，实际上操作的则是sync这个抽象内部类，而sync继承了AQS类。

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2、lock方法

以下从lock方法开始，分析AQS源码：

//常见的操作：
Lock lock = new ReentrantLock();
lock.lock();
try{//do Something
} finally{lock.unlock();
}

点击跟进lock方法源码：

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跟进acquire ==> tryAcquire，这里是模板模式：

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继续跟进看其在NonfairSync、FairSync里的实现：

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可以看到公平锁和非公平锁对lock方法的实现，区别是if条件中多了一个调用，判断有无前置节点（队列中有没线程在等待）。返回true，即当前线程前面有排队线程，false即当前线程就是队列中的头，或者队列为空。公平锁在加锁前调用hasQueuedPredecessors方法判断等待队列中是否存在有效的Node节点：

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有了这个判断：

对于公平锁，线程来了获取锁时，如果队列中已有线程在等待，则当前线程加入等待队列
对于非公平锁，不管队列中有无等待线程，如果来抢锁时可以获取锁，则立刻占有，也就是说队列中排队的第一个线程苏醒后，不一定能拿到锁，因为期间可能有刚来的线程竞争成功，不讲武德直接插队夺锁了

简言之，非公平锁的lock方法，直接是CAS抢，抢到了直接干活儿，抢不到再acquire排队。

3、acquire方法

从上面对lock方法的大致分析可以看到：不管公平锁非公平锁，底层都是AQS类的acquire方法，传入1。acquire方法细分为三个步骤：

tryAcquire(arg）
addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE),arg)

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if体的selfInterrupt方法没啥好说的：

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以下分别对三个步骤里的方法做详细分析。

4、源码分析Demo背景案例

写个简单的示意Demo，做为下面分析多线程出队入队的背景案例：A、B、C三个顾客去银行办理业务，A先到，此时窗口空无一人，他优先获得办理业务的机会。（类比A线程先抢到对象锁），但A顾客办理业务耗时长达20分钟，期间B、C线程也进来抢锁了：

public class CodeAnalyse {public static void main(String[] args) {ReentrantLock lock = new ReentrantLock(); //非公平锁//A顾客，耗时20minnew Thread(() -> {lock.lock();try {System.out.println("----come in A");TimeUnit.MINUTES.sleep(20);} catch (Exception e) {e.printStackTrace();} finally {lock.unlock();}}, "A").start();//第二个顾客，B顾客，一看A在办理，只能去候客区（进入AQS队列），等待A办理完后再尝试抢锁new Thread(() -> {lock.lock();try{System.out.println("----come in B");}finally {lock.unlock();}},"B").start();//第三个顾客，C顾客，一看A在办理，只能去候客区（进入AQS队列），等待A办理完后再尝试抢锁，在FIFO队列，C前面是Bnew Thread(() -> {lock.lock();try{System.out.println("----come in C");}finally {lock.unlock();}},"C").start();//后续顾客D、E、F....以此类推}
}

画个示意图，初始状态：

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5、tryAcquire方法

从lock到acquire方法，接下来看acquire方法的第一个步骤tryAcquire方法的源码。如Demo案例，A线程先来，此时没线程，AQS类的volatile变量 state = 0，A抢占成功：

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接着B线程lock，走到tryAcquire，判断c ！= 0，往下拱，当前线程current为B，OwnerThread为A，也不相等，返回false

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false取反，继续往下判断条件，就到了addWaiter

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因此，tryAcquire方法是尝试抢锁，看下state位：

state等于0时，CAS改掉状态位，并修改所有者线程为自己
state显示在忙时，去看看占锁的线程是不是自己

6、addWaiter方法

addWaiter方法，看名字就知道：为当前线程以给定模式创建Node并入队。接着上面看，当前addWaiter方法的传参是Node.EXCLUSIVE，即线程要以独占的方式等待锁，相反的，Node.SHARED表示线程以共享的模式等待锁。开始第一轮循环，AQS队列为空，尾指针等于null，不满足条件，走initializeSyncQueue：

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注意现在的B线程所对应的Node B并不是头节点，而是一个新new的Node，这个Node也称虚拟节点或者哨兵节点，作用是占位，Node的两个属性：Thread = null ，waitStatus = 0。最后把头节点设置为尾节点

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队列示意图：

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此时，再回addWaiter方法进行下一次循环，尾节点tail不再为null，设置我最终要返回Node B的前置节点为oldTail，oldTail = tail，也即刚才的那个虚拟节点。然后CAS尾节点为Node B，返回Node B对象：

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如下图示意：

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此时，NodeB（线程B）入队成功。同理，C线程来，NodeC入队也一样，不同的是，尾节点不再为null，不用重复刚来时的初始化步骤initializeSyncQueue了：

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总之就是来回再倒一个双向链表的prev和next指针，以及头尾指针的关系，最终实现入队。

双向链表中，第一个节点为虚节点(也叫哨兵节点)，其实并不存储任何信息，只是占位。真正的第一个有数据的节点，是从第二个节点开始的。

7、acquireQueued方法

上面的addWaiter方法返回Node B 后，再回到acquire方法，该如何实现入队后的通知唤醒操作？

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传入addWaiter返回的Node B节点与args = 1。进入acquireQueued方法，一轮循环，获得传入节点的前置节点，Node B的前置，即虚拟节点，判断p是头节点没问题，继续往下拱，到前面的tryAcquire，即再尝试抢一次，假设A线程仍还在办理业务，那这次tryAcquire自然也返回false，到了shouldParkAfterFailedAcquire（方法名含义：在抢锁失败后是否Park等待唤醒）：

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传入前置节点和Node B节点：ws = 0，Node.SINGLE= -1，不相等，直接到最后一个else分支，把前置节点的waitStatus属性改为-1，并返回false

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当前状态示意图：

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退回刚开始acquireQueued方法的for(;;)循环，同理，A还在继续占着锁，仍然进到shouldParkAfterFailedAcquire方法：

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此时，前置节点的的waitStatus是-1了，返回true，到了parkAndCheckInterrupt方法：

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parkAndCheckInterrupt方法使用了LockSupport，且被线程如果是被中断的，就返回true。LockSupport.park阻塞线程B，直到被unpark发放permit许可，到此，B就稳稳当当的停留在队列中了，等着后面的唤醒通知机制。

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同理，Node C进来，node C的前置节点为node B，不是head，都不用tryAcquire尝试抢锁了，直接执行两次shouldParkAfterFailedAcquire，把它前置节点node B的waitStatus从0改为-1，还是到这儿，把B的waitStatus由默认的0改为-1，返回false。再到parkAndCheckInterrupt，稳当地在队里等着被唤醒。

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到此，再看上篇的waitStatus这个属性，这个-1的含义就理解透彻了，即Node所在的线程已经安静坐着等释放锁了。

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再整理梳理下上面acquireQueued方法内部调用的两个重要方法的源码：

shouldParkAfterFailedAcquire
parkAndCheckInterrupt

如果前置节点的waitStatus是SIGNAL状态，即shouldParkAfterFailedAcquire返回true，就执行parkAndCheckInterrupt挂起当前线程。

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.*/pred.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL);}return false;
}

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private final boolean parkAndCheckInterrupt() {LockSupport.park(this);return Thread.interrupted();
}

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到此，lock方法 ⇒ acquire方法下的三个方法整体流程结束：

tryAcquire(arg）
addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE),arg)

总结就是，它们分别在做尝试抢 ⇒ 抢不到，入队 ⇒ 帮助Node坐稳椅子（LockSupport.park() 挂起），等待锁释放后FIFO唤醒

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8、unlock方法

以上，B、C在队列等，A线程终于忙完了unlock，state = 0了，AQS队列钟排队的线程也该出队了。接下来看unlock方法涉及的AQS的源码：

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跟进release方法：

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抛出不支持的操作异常，模板设计模式：

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往下看在子类ReentrantLock的实现，看条件判断里的tryRelease方法：state = 1，传入的release = 1，int c = 1 -1 = 0，下面这个自然也一般不出现，调用方法准备释放锁的线程即线程A，Thread.currentThrad为A，ownerThread也是A

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进入下面的if分支，设置free为true，改抢到的线程owenerThread为null，坑位腾出来，把state设置为0，返回true：

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再回到调用点，tryRelease条件上面返回了true，进入，头节点给h，h成了虚拟节点，其不为null，且waitStatus在上面B入队时就改成了-1，条件成立，进入方法里unparkSuccessor

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传入h，即虚拟头节点，waitStatus为-1，<0，CAS重新设回0：

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Node s是h的下一个节点，也就是Node B ，不等于null，但其waitStatus是 -1（Node C入队时改的），不大于0，因此走unpark这儿，唤醒B：

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回调用点，release方法返回true，即unlock成功：

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再说刚才unparkSuccessor里的unpark B线程，退回上面lock下的源码里的Locksupport，这儿还LockSupport等待被放发permit后唤醒着呢：

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B被unpark了，不是中断了，这里返回false：

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继续for(;;)进行下一轮循环，B的前置节点为虚拟节点，符合，继续tryAcquire抢占锁：

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为什么B排队了，现在轮到它了却还要尝试抢锁？因为非公平锁，B被唤醒了，此时也有可能刚好又来了线程X，而X插队抢到了。

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假设此时B去执行tryAcquire，return true，抢占成功，再回调用处：

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看下setHead方法，此时Node node为Node B，Node p是虚拟节点，B为头节点，B的thread改为null，因为B抢到锁了，这把Node的椅子腾出来，Node B的前置指针改为null

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示意图：

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此时，p.next再设置为null，再没有任何变量指向虚拟节点的对象Node，需要回收，因此，才help GC ，返回false

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acquire方法判断条件为false，不用自我中止，执行结束，lock方法执行结束，线程B终于抢锁成功，加冕！

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此时，原本的虚拟节点仙逝了，而抢到锁的B线程所在的Node成了新一代的虚拟节点

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到此，A彻底退出江湖，B抢到锁办理业务中…

9、cancelAcquire方法

主流程中，还有一个cancelAcquire（异常情况，等一半不想等了）：
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跟进：

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跟进，看到cancelAcquire方法，某Node中途不排队了，取消抢锁：

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如图：

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如果现在走人的是队尾节点Node 5，那就node4.next = null，队尾指针tail指向node4就行：

private void cancelAcquire(Node node) {// Ignore if node doesn't existif (node == null)return;//node要走了，线程属性设置为空node.thread = null;// 取前置节点，后面做判断Node pred = node.prev;//waitStatus只有取值1时，才能大于0，1即获取锁的请求取消//即前置节点也要走，属于下面的情况，这里先说只有node5走的情况while (pred.waitStatus > 0)node.prev = pred = pred.prev;Node predNext = pred.next;//设置node 5的状态值为canclenode.waitStatus = Node.CANCELLED;//如果是尾指针，CAS把前一个节点设置为队尾，并把pred.next置为nullif (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {pred.compareAndSetNext(predNext, null);} else {//.....略

如果走人的是中间节点，比如Node4，又如果一走就连着走了一片，比如node3也要走：

private void cancelAcquire(Node node) {// Ignore if node doesn't existif (node == null)return;//node要走了，线程属性设置为空node.thread = null;// 取前置节点，后面做判断Node pred = node.prev;//waitStatus只有取值1时，才能大于0，1即获取锁的请求取消//即前置节点也要走，现在就是这个情况while (pred.waitStatus > 0)//while当前置节点的状态大于0，即是取消状态，就一直循环//如此就找到了非取消状态的前置节点，并把指针指向赋值改过来    node.prev = pred = pred.prev;Node predNext = pred.next;node.waitStatus = Node.CANCELLED;//如果是尾指针，这里走else分支if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {pred.compareAndSetNext(predNext, null);} else {//} else {// 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 <= 0 && pred.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL))) &&pred.thread != null) {Node next = node.next;if (next != null && next.waitStatus <= 0)pred.compareAndSetNext(predNext, next);} else {unparkSuccessor(node);}node.next = node; // help GC}
}