深入理解AbstractQueuedSynchronizer（一）

AbstractQueuedSynchronizer简介

AbstractQueuedSynchronizer提供了一个FIFO队列，可以看做是一个可以用来实现锁以及其他需要同步功能的框架。这里简称该类为AQS。AQS的使用依靠继承来完成，子类通过继承自AQS并实现所需的方法来管理同步状态。例如ReentrantLock，CountDownLatch等。

本篇文章基于JDK1.8来介绍，该类有许多实现类：

其中，我们最常用的大概就是ReentrantLock和CountDownLatch了。ReentrantLock提供了对代码块的并发访问控制，也就是锁，说是锁，但其实并没有用到关键字synchronized，这么神奇？其实其内部就是基于同步器来实现的，本文结合ReentrantLock的使用来分析同步器独占锁的原理。

AQS的两种功能

从使用上来说，AQS的功能可以分为两种：独占和共享。对于这两种功能，有一个很常用的类：ReentrantReadWriteLock，其就是通过两个内部类来分别实现了这两种功能，提供了读锁和写锁的功能。但子类实现时，只能实现其中的一种功能，即要么是独占功能，要么是共享功能。

对于独占功能，例如如下代码：

ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
...

public void function(){
    
    lock.lock();
    try {
        
    // do something...
        
        
    } finally {
        lock.unlock();
    }
    
}

这个很好理解，通过ReentrantLock来保证在lock.lock()之后的代码在同一时刻只能有一个线程来执行，其余的线程将会被阻塞，直到该线程执行了lock.unlock()。这就是一个独占锁的功能。

对于共享功能，例如如下代码：

ReentrantReadWriteLock lock = new ReentrantReadWriteLock();
...

public void function(){
    
    lock.readLock().lock();
    try {
        
    // do something...
        
        
    } finally {
        lock.readLock().unlock();
    }
    
}

代码中的lock是ReentrantReadWriteLock类的实例，而lock.readLock()为获取其中的读锁，即共享锁，使用方式并无差别，但和独占锁是有区别的：

• 读锁与读锁可以共享
• 读锁与写锁不可以共享（排他）
• 写锁与写锁不可以共享（排他）

AQS独占锁的内部实现

AQS的主要数据结构

由于使用AQS可以实现锁的功能，那么下面就要分析一下究竟是如何实现的。

AQS内部维护着一个FIFO的队列，该队列就是用来实现线程的并发访问控制。队列中的元素是一个Node类型的节点，Node的主要属性如下：

static final class Node {
    int waitStatus;
    Node prev;
    Node next;
    Node nextWaiter;
    Thread thread;
}

• waitStatus：表示节点的状态，其中包含的状态有：
  • CANCELLED：值为1，表示当前节点被取消；
  • SIGNAL：值为-1，表示当前节点的的后继节点将要或者已经被阻塞，在当前节点释放的时候需要unpark后继节点；
  • CONDITION：值为-2，表示当前节点在等待condition，即在condition队列中；
  • PROPAGATE：值为-3，表示releaseShared需要被传播给后续节点（仅在共享模式下使用）；
  • 0：无状态，表示当前节点在队列中等待获取锁。
• prev：前继节点；
• next：后继节点；
• nextWaiter：存储condition队列中的后继节点；
• thread：当前线程。

其中，队列里还有一个head节点和一个tail节点，分别表示头结点和尾节点，其中头结点不存储Thread，仅保存next结点的引用。

AQS中有一个state变量，该变量对不同的子类实现具有不同的意义，对ReentrantLock来说，它表示加锁的状态：

• 无锁时state=0，有锁时state>0；
• 第一次加锁时，将state设置为1；
• 由于ReentrantLock是可重入锁，所以持有锁的线程可以多次加锁，经过判断加锁线程就是当前持有锁的线程时（即exclusiveOwnerThread==Thread.currentThread()），即可加锁，每次加锁都会将state的值+1，state等于几，就代表当前持有锁的线程加了几次锁;
• 解锁时每解一次锁就会将state减1，state减到0后，锁就被释放掉，这时其它线程可以加锁；
• 当持有锁的线程释放锁以后，如果是等待队列获取到了加锁权限，则会在等待队列头部取出第一个线程去获取锁，获取锁的线程会被移出队列；

state变量定义如下：

/**
 * The synchronization state.
 */
private volatile int state;

ReentrantLock类的结构

下面通过ReentrantLock的实现进一步分析重入锁的实现。

首先看一下lock方法：

public void lock() {
    sync.lock();
}

该方法调用了sync实例的lock方法，这里要说明一下ReentrantLock中的几个内部类：

• Sync
• FairSync
• NonfairSync

对于ReentrantLock，有两种获取锁的模式：公平锁和非公平锁。所以对应有两个内部类，都继承自Sync。而Sync继承自AQS：

本文主要通过公平锁来介绍，看一下FairSync的定义：

/**
 * Sync object for fair locks
 */
static final class FairSync extends Sync {
    private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;

    final void lock() {
        acquire(1);
    }

    /**
     * Fair version of tryAcquire.  Don't grant access unless
     * recursive call or no waiters or is first.
     */
    protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
        final Thread current = Thread.currentThread();
        // 获取state
        int c = getState();
        // state=0表示当前队列中没有线程被加锁
        if (c == 0) {
            /*
             * 首先判断是否有前继结点，如果没有则当前队列中还没有其他线程；
             * 设置状态为acquires，即lock方法中写死的1（这里为什么不直接setState？因为可能同时有多个线程同时在执行到此处，所以用CAS来执行）；
             * 设置当前线程独占锁。
             */
            if (!hasQueuedPredecessors() &&
                compareAndSetState(0, acquires)) {
                setExclusiveOwnerThread(current);
                return true;
            }
        }
        /*
         * 如果state不为0，表示已经有线程独占锁了，这时还需要判断独占锁的线程是否是当前的线程，原因是由于ReentrantLock为可重入锁；
         * 如果独占锁的线程是当前线程，则将状态加1，并setState;
         * 这里为什么不用compareAndSetState？因为独占锁的线程已经是当前线程，不需要通过CAS来设置。
         */
        else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
            int nextc = c + acquires;
            if (nextc < 0)
                throw new Error("Maximum lock count exceeded");
            setState(nextc);
            return true;
        }
        return false;
    }
}

AQS获取独占锁的实现

acquire方法

acquire是AQS中的方法，代码如下：

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

该方法主要工作如下：

1. 尝试获取独占锁；
2. 获取成功则返回，否则执行步骤3;
3. addWaiter方法将当前线程封装成Node对象，并添加到队列尾部；
4. 自旋获取锁，并判断中断标志位。如果中断标志位为true，执行步骤5，否则返回；
5. 设置线程中断。

tryAcquire方法

tryAcquire方法在FairSync中已经说明，它重写了AQS中的方法，在AQS中它的定义如下：

protected boolean tryAcquire(int arg) {
    throw new UnsupportedOperationException();
}

既然该方法需要子类来实现，为什么不使用abstract来修饰呢？上文中提到过，AQS有两种功能：独占和共享，而且子类只能实现其一种功能，所以，如果使用abstract来修饰，那么每个子类都需要同时实现两种功能的方法，这对子类来说不太友好，所以没有使用abstract来修饰。

该方法是在ReentrantLock中的FairSync和NonfairSync的两个内部类来实现的，这里以FairSysc-公平锁来说明：

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    if (c == 0) {
        if (!hasQueuedPredecessors() &&
            compareAndSetState(0, acquires)) {
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    }
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0)
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        setState(nextc);
        return true;
    }
    return false;
}

addWaiter方法

看下addWaiter方法的定义：

private Node addWaiter(Node mode) {
    // 根据当前线程创建一个Node对象
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
    Node pred = tail;
    // 判断tail是否为空，如果为空表示队列是空的，直接enq
    if (pred != null) {
        node.prev = pred;
        // 这里尝试CAS来设置队尾，如果成功则将当前节点设置为tail，否则enq
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }
    enq(node);
    return node;
}

该方法就是根据当前线程创建一个Node，然后添加到队列尾部。

enq方法

private Node enq(final Node node) {
    // 重复直到成功
    for (;;) {
        Node t = tail;
        // 如果tail为null，则必须创建一个Node节点并进行初始化
        if (t == null) { // Must initialize
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                tail = head;
        } else {
            node.prev = t;
            // 尝试CAS来设置队尾
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

acquireQueued方法

该方法的功能是循环的尝试获取锁，直到成功为止，最后返回中断标志位。

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    boolean failed = true;
    try {
        // 中断标志位
        boolean interrupted = false;
        for (;;) {
            // 获取前继节点
            final Node p = node.predecessor();
            // 如果前继节点是head，则尝试获取
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                // 设置head为当前节点（head中不包含thread）
                setHead(node);
                // 清除之前的head
                p.next = null; // help GC
                failed = false;
                return interrupted;
            }
            // 如果p不是head或者获取锁失败，判断是否需要进行park
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

这里有几个问题很重要：

• 什么条件下需要park？
• 为什么要判断中断状态？
• 死循环不会引起CPU使用率飙升？

下面分别来分析一下。

什么条件下需要park？

看下shouldParkAfterFailedAcquire方法的代码：

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;
}

• 如果前一个节点的状态是SIGNAL，则需要park；
• 如果ws > 0，表示已被取消，删除状态是已取消的节点；
• 其他情况，设置前继节点的状态为SIGNAL。

可见，只有在前继节点的状态是SIGNAL时，需要park。第二种情况稍后会详细介绍。

为什么要判断中断状态？

首先要知道，acquireQueued方法中获取锁的方式是死循环，判断是否中断是在parkAndCheckInterrupt方法中实现的，看下该方法的代码：

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

非常简单，阻塞当前线程，然后返回线程的中断状态并复位中断状态。

注意interrupted()方法的作用，该方法是获取线程的中断状态，并复位，也就是说，如果当前线程是中断状态，则第一次调用该方法获取的是true，第二次则是false。而isInterrupted()方法则只是返回线程的中断状态，不执行复位操作。

如果acquireQueued执行完毕，返回中断状态，回到acquire方法中，根据返回的中断状态判断是否需要执行Thread.currentThread().interrupt()。

为什么要多做这一步呢？先判断中断状态，然后复位，如果之前线程是中断状态，再进行中断？

这里就要介绍一下park方法了。park方法是Unsafe类中的方法，与之对应的是unpark方法。简单来说，当前线程如果执行了park方法，也就是阻塞了当前线程，反之，unpark就是唤醒一个线程。

具体的说明请参考http://blog.csdn.net/hengyunabc/article/details/28126139

park与wait的作用类似，但是对中断状态的处理并不相同。如果当前线程不是中断的状态，park与wait的效果是一样的；如果一个线程是中断的状态，这时执行wait方法会报java.lang.IllegalMonitorStateException，而执行park时并不会报异常，而是直接返回。

所以，知道了这一点，就可以知道为什么要进行中断状态的复位了：

• 如果当前线程是非中断状态，则在执行park时被阻塞，这是返回中断状态是false；
• 如果当前线程是中断状态，则park方法不起作用，会立即返回，然后parkAndCheckInterrupt方法会获取中断的状态，也就是true，并复位；
• 再次执行循环的时候，由于在前一步已经把该线程的中断状态进行了复位，则再次调用park方法时会阻塞。

所以，这里判断线程中断的状态实际上是为了不让循环一直执行，要让当前线程进入阻塞的状态。想象一下，如果不这样判断，前一个线程在获取锁之后执行了很耗时的操作，那么岂不是要一直执行该死循环？这样就造成了CPU使用率飙升，这是很严重的后果。

死循环不会引起CPU使用率飙升？

上面已经说明。

cancelAcquire方法

在acquireQueued方法的finally语句块中，如果在循环的过程中出现了异常，则执行cancelAcquire方法，用于将该节点标记为取消状态。该方法代码如下：

private void cancelAcquire(Node node) {
    // Ignore if node doesn't exist
    if (node == null)
        return;
    // 设置该节点不再关联任何线程
    node.thread = null;

    // Skip cancelled predecessors
    // 通过前继节点跳过取消状态的node
    Node pred = node.prev;
    while (pred.waitStatus > 0)
        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.
    // 获取过滤后的前继节点的后继节点
    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.
    // 设置状态为取消状态
    node.waitStatus = Node.CANCELLED;

    /* 
     * If we are the tail, remove ourselves.
     * 1.如果当前节点是tail：
     * 尝试更新tail节点，设置tail为pred；
     * 更新失败则返回，成功则设置tail的后继节点为null
     */
    if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
        compareAndSetNext(pred, predNext, null);
    } 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;
        /* 
         * 2.如果当前节点不是head的后继节点：
         * 判断当前节点的前继节点的状态是否是SIGNAL，如果不是则尝试设置前继节点的状态为SIGNAL；
         * 上面两个条件如果有一个返回true，则再判断前继节点的thread是否不为空；
         * 若满足以上条件，则尝试设置当前节点的前继节点的后继节点为当前节点的后继节点，也就是相当于将当前节点从队列中删除
         */
        if (pred != head &&
            ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
             (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
            pred.thread != null) {
            Node next = node.next;
            if (next != null && next.waitStatus <= 0)
                compareAndSetNext(pred, predNext, next);
        } else {
            // 3.如果是head的后继节点或者状态判断或设置失败，则唤醒当前节点的后继节点
            unparkSuccessor(node);
        }

        node.next = node; // help GC
    }
}

该方法中执行的过程有些复杂，首先是要获取当前节点的前继节点，如果前继节点的状态不是取消状态（即pred.waitStatus > 0），则向前遍历队列，直到遇到第一个waitStatus <= 0的节点，并把当前节点的前继节点设置为该节点，然后设置当前节点的状态为取消状态。

接下来的工作可以分为3种情况：

• 当前节点是tail；
• 当前节点不是head的后继节点（即队列的第一个节点，不包括head），也不是tail；
• 当前节点是head的后继节点。

我们依次来分析一下：

当前节点是tail

这种情况很简单，因为tail是队列的最后一个节点，如果该节点需要取消，则直接把该节点的前继节点的next指向null，也就是把当前节点移除队列。出队的过程如下：

注意：经验证，这里并没有设置node的prev为null。

当前节点不是head的后继节点，也不是tail

这里将node的前继节点的next指向了node的后继节点，真正执行的代码就是如下一行：

compareAndSetNext(pred, predNext, next);

当前节点是head的后继节点

这里直接unpark后继节点的线程，然后将next指向了自己。

这里可能会有疑问，既然要删除节点，为什么都没有对prev进行操作，而仅仅是修改了next？

要明确的一点是，这里修改指针的操作都是CAS操作，在AQS中所有以compareAndSet开头的方法都是尝试更新，并不保证成功，图中所示的都是执行成功的情况。

那么在执行cancelAcquire方法时，当前节点的前继节点有可能已经执行完并移除队列了（参见setHead方法），所以在这里只能用CAS来尝试更新，而就算是尝试更新，也只能更新next，不能更新prev，因为prev是不确定的，否则有可能会导致整个队列的不完整，例如把prev指向一个已经移除队列的node。

什么时候修改prev呢？其实prev是由其他线程来修改的。回去看下shouldParkAfterFailedAcquire方法，该方法有这样一段代码：

do {
    node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;

该段代码的作用就是通过prev遍历到第一个不是取消状态的node，并修改prev。

这里为什么可以更新prev？因为shouldParkAfterFailedAcquire方法是在获取锁失败的情况下才能执行，因此进入该方法时，说明已经有线程获得锁了，并且在执行该方法时，当前节点之前的节点不会变化（因为只有当下一个节点获得锁的时候才会设置head），所以这里可以更新prev，而且不必用CAS来更新。

AQS释放独占锁的实现

释放通过unlock方法来实现：

public void unlock() {
    sync.release(1);
}

该方法调用了release方法，release是在AQS中定义的，看下release代码：

public final boolean release(int arg) {
    // 尝试释放锁
    if (tryRelease(arg)) {
        // 释放成功后unpark后继节点的线程
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

这里首先尝试着去释放锁，成功了之后要去唤醒后继节点的线程，这样其他的线程才有机会去执行。

tryRelease代码如下：

protected boolean tryRelease(int arg) {
    throw new UnsupportedOperationException();
}

是不是和tryAcquire方法类似？该方法也需要被重写，在Sync类中的代码如下：

protected final boolean tryRelease(int releases) {
    // 这里是将锁的数量减1
    int c = getState() - releases;
    // 如果释放的线程和获取锁的线程不是同一个，抛出非法监视器状态异常
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    boolean free = false;
    // 由于重入的关系，不是每次释放锁c都等于0，
    // 直到最后一次释放锁时，才会把当前线程释放
    if (c == 0) {
        free = true;
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    // 记录锁的数量
    setState(c);
    return free;
}

当前线程被释放之后，需要唤醒下一个节点的线程，通过unparkSuccessor方法来实现：

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);
}

主要功能就是要唤醒下一个线程，这里s == null || s.waitStatus > 0判断后继节点是否为空或者是否是取消状态，然后从队列尾部向前遍历找到最前面的一个waitStatus小于0的节点，至于为什么从尾部开始向前遍历，回想一下cancelAcquire方法的处理过程，cancelAcquire只是设置了next的变化，没有设置prev的变化，在最后有这样一行代码：node.next = node，如果这时执行了unparkSuccessor方法，并且向后遍历的话，就成了死循环了，所以这时只有prev是稳定的。

到这里，通过ReentrantLock的lock和unlock来分析AQS独占锁的实现已经基本完成了，但ReentrantLock还有一个非公平锁NonfairSync。

其实NonfairSync和FairSync主要就是在获取锁的方式上不同，公平锁是按顺序去获取，而非公平锁是抢占式的获取，lock的时候先去尝试修改state变量，如果抢占成功，则获取到锁：

final void lock() {
    if (compareAndSetState(0, 1))
        setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
    else
        acquire(1);
}

非公平锁的tryAcquire方法调用了nonfairTryAcquire方法：

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    if (c == 0) {
        if (compareAndSetState(0, acquires)) {
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    }
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0) // overflow
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        setState(nextc);
        return true;
    }
    return false;
}

该方法比公平锁的tryAcquire方法在第二个if判断中少了一个是否存在前继节点判断，FairSync中的tryAcquire代码中的这个if语句块如下：

if (!hasQueuedPredecessors() &&
    compareAndSetState(0, acquires)) {
    setExclusiveOwnerThread(current);
    return true;
}

总结

本文从ReentrantLock出发，比较完整的分析了AQS内部独占锁的实现，总体来说实现的思路很清晰，就是使用了标志位+队列的方式来处理锁的状态，包括锁的获取，锁的竞争以及锁的释放。在AQS中，state可以表示锁的数量，也可以表示其他状态，state的含义由子类去定义，自己只是提供了对state的维护。AQS通过state来实现线程对资源的访问控制，而state具体的含义要在子类中定义。

AQS在队列的维护上的实现比较复杂，尤其是节点取消时队列的维护，这里并不是通过一个线程来完成的。同时，AQS中大量的使用CAS来实现更新，这种更新能够保证状态和队列的完整性。