AQS-AbstractQueuedSynchronizer源码解析（下）
6 锁的获取
获取锁显式的方法就是 Lock.lock () ，最终目的其实是想让线程获得对资源的访问权。而 Lock 又是 AQS 的子类，lock 方法根据情况一般会选择调用 AQS 的 acquire 或 tryAcquire 方法。
acquire 方法 AQS 已经实现了，tryAcquire 方法是等待子类去实现，acquire 方法制定了获取锁的框架，先尝试使用 tryAcquire 方法获取锁，获取不到时，再入同步队列中等待锁。tryAcquire 方法 AQS 中直接抛出一个异常，表明需要子类去实现，子类可以根据同步器的 state 状态来决定是否能够获得锁，接下来我们详细看下 acquire 的源码解析。
acquire 也分两种，一种是独占锁，一种是共享锁
6.1 acquire 独占锁
- 独占模式下，尝试获得锁
在独占模式下获取，忽略中断。 通过至少调用一次 tryAcquire(int) 来实现，并在成功后返回。 否则，将线程排队，并可能反复阻塞和解除阻塞，并调用 tryAcquire(int) 直到成功。 该方法可用于实现方法 Lock.lock()。
对于 arg 参数，该值会传送给 tryAcquire，但不会被解释，可以实现你喜欢的任何内容。
- 看一下 tryAcquire 方法
AQS 对其只是简单的实现，具体获取锁的实现方法还是由各自的公平锁和非公平锁单独实现，实现思路一般都是 CAS 赋值 state 来决定是否能获得锁（阅读后文的 ReentrantLock 核心源码解析即可）。
执行流程
- 尝试执行一次 tryAcquire
- 成功直接返回
- 失败走 2
线程尝试进入同步队列，首先调用 addWaiter 方法，把当前线程放到同步队列的队尾
接着调用 acquireQueued 方法
- 阻塞当前节点
- 节点被唤醒时，使其能够获得锁
- 如果 2、3 失败了，中断线程
6.1.1 addWaiter
将当前线程放入等待队列
private Node addWaiter(Node mode) {// 创建一个等待节点代表当前线程Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);// Try the fast path of enq; backup to full enq on failureNode pred = tail;if (pred != null) {node.prev = pred;if (compareAndSetTail(pred, node)) {pred.next = node;return node;}}// 添加到等待队列enq(node);return node;
}
执行流程
- 通过当前的线程和锁模式新建一个节点
- pred 指针指向尾节点tail
- 将Node 的 prev 指针指向 pred
- 通过compareAndSetTail方法，完成尾节点的设置。该方法主要是对tailOffset和Expect进行比较，如果tailOffset的Node和Expect的Node地址是相同的，那么设置Tail的值为Update的值。
- 如果 pred 指针为 null(说明等待队列中没有元素)，或者当前 pred 指针和 tail 指向的位置不同（说明被别的线程已经修改），就需要 enq
private Node enq(final Node node) {// juc 中看到死循环，肯定有多个分支for (;;) {// 初始值为 nullNode t = tail;if (t == null) { // 那就初始化// 由于是多线程操作，为保证只有一个if (compareAndSetHead(new Node()))tail = head;} else {// 将当前线程 node 的 prev 设为t// 注意这里先更新的是 prev 指针node.prev = t;if (compareAndSetTail(t, node)) {// 有 next延后更新的，所以通过 next 不一定找得到后续结点，所以释放锁时是从 tail 节点开始找 prev 指针t.next = node;return t;}// 因为prev 指针是 volatile 的，所以这里的 node.prev = t 线程是可见的。所以只要 compareAndSetTail，那么必然其他线程可以通过 c 节点的 prev 指针访问前一个节点且可见。}}
}
if 分支
else 分支
把新的节点添加到同步队列的队尾。
如果没有被初始化，需要进行初始化一个头结点出来。但请注意，初始化的头结点并不是当前线程节点，而是调用了无参构造函数的节点。如果经历了初始化或者并发导致队列中有元素，则与之前的方法相同。其实，addWaiter就是一个在双端链表添加尾节点的操作，需要注意的是，双端链表的头结点是一个无参构造函数的头结点。
线程获取锁的时候，过程大体如下：
- 当没有线程获取到锁时，线程1获取锁成功
- 线程2申请锁，但是锁被线程1占有
如果再有线程要获取锁，依次在队列中往后排队即可。
在 addWaiter 方法中，并没有进入方法后立马就自旋，而是先尝试一次追加到队尾，如果失败才自旋，因为大部分操作可能一次就会成功，这种思路在自己写自旋的时候可以多多参考哦。
6.1.2 acquireQueued
此时线程节点 node已经通过 addwaiter 放入了等待队列，考虑是否让线程去等待。
阻塞当前线程。
- 自旋使前驱结点的 waitStatus 变成
signal，然后阻塞自身 - 获得锁的线程执行完成后，释放锁时，会唤醒阻塞的节点，之后再自旋尝试获得锁
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {// 标识是否成功取得资源boolean failed = true;try {// 标识是否在等待过程被中断过boolean interrupted = false;// 自旋，结果要么获取锁或者中断for (;;) {// 获取等待队列中的当前节点的前驱节点final Node p = node.predecessor();// 代码优化点：若 p 是头结点，说明当前节点在真实数据队列的首部，就尝试获取锁（此前的头结点还只是虚节点）if (p == head && tryAcquire(arg)) {// 获取锁成功，将头指针移动到当前的 nodesetHead(node);p.next = null; // 辅助GCfailed = false;return interrupted;}// 获取锁失败了，走到这里if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())interrupted = true;}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}
}
看其中的具体方法：
setHead
方法的核心：
shouldParkAfterFailedAcquire
依据前驱节点的等待状态判断当前线程是否应该被阻塞
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {// 获取头结点的节点状态int ws = pred.waitStatus;// 说明头结点处于唤醒状态if (ws == Node.SIGNAL)/** 该节点已经设置了状态，要求 release 以 signal，以便可以安全park*/return true;// 前文说过 waitStatus>0 是取消状态 if (ws > 0) {/** 跳过已被取消的前驱结点并重试*/do {node.prev = pred = pred.prev;} while (pred.waitStatus > 0);pred.next = node;} else {/** waitStatus 必须为 0 或 PROPAGATE。 表示我们需要一个 signal，但不要 park。 调用者将需要重试以确保在 park 之前还无法获取。*/// 设置前驱节点等待状态为 SIGNAL // 给头结点放一个信物，告诉此时compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);}return false;
}
为避免自旋导致过度消费 CPU 资源，以判断前驱节点的状态来决定是否挂起当前线程
- 挂起流程图
如下处理 prev 指针的代码。shouldParkAfterFailedAcquire 是获取锁失败的情况下才会执行，进入该方法后，说明共享资源已被获取，当前节点之前的节点都不会出现变化，因此这个时候变更 prev 指针较安全。
parkAndCheckInterrupt
- 将当前线程挂起，阻塞调用栈并返回当前线程的中断状态
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {// 进入休息区 unpark就是从休息区唤醒LockSupport.park(this);return Thread.interrupted();
}
- 一图小结该方法流程
从上图可以看出，跳出当前循环的条件是当“前驱节点是头结点，且当前线程获取锁成功”。
6.1.3 cancelAcquire
shouldParkAfterFailedAcquire中取消节点是怎么生成的呢？什么时候会把一个节点的waitStatus设置为-1？又是在什么时间释放节点通知到被挂起的线程呢？
private void cancelAcquire(Node node) {// 如果节点不存在，无视该方法if (node == null)return;// 设置该节点不关联任何线程，即虚节点node.thread = null;// 跳过被取消的前驱结点们Node pred = node.prev;while (pred.waitStatus > 0)node.prev = pred = pred.prev;// predNext 是要取消拼接的明显节点。如果没有，以下情况 CAS 将失败，在这种情况下，我们输掉了和另一个cancel或signal的竞争，因此无需采取进一步措施。// 通过前驱节点，跳过取消状态的nodeNode predNext = pred.next;// 这里可以使用无条件写代替CAS，把当前node的状态设置为CANCELLED// 在这个原子步骤之后，其他节点可以跳过我们。// 在此之前，我们不受其他线程的干扰。node.waitStatus = Node.CANCELLED;// 如果是 tail 节点, 移除自身// 如果当前节点是尾节点，将从后往前的第一个非取消状态的节点设置为尾节点// 更新失败的话，则进入else，如果更新成功，将tail的后继节点设置为nullif (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;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 {unparkSuccessor(node);}node.next = node; // 辅助 GC}}
当前的流程：
- 获取当前节点的前驱节点，如果前驱节点的状态是
CANCELLED，那就一直往前遍历，找到第一个waitStatus <= 0的节点，将找到的Pred节点和当前Node关联，将当前Node设置为CANCELLED。 - 根据当前节点的位置，考虑以下三种情况：
(1) 当前节点是尾节点。
(2) 当前节点是Head的后继节点。
(3) 当前节点不是Head的后继节点，也不是尾节点。
根据(2)，来分析每一种情况的流程。
- 当前节点是尾节点
- 当前节点是Head的后继节点
- 当前节点不是Head的后继节点，也不是尾节点
通过上面的流程，我们对于CANCELLED节点状态的产生和变化已经有了大致的了解，但是为什么所有的变化都是对Next指针进行了操作，而没有对Prev指针进行操作呢？什么情况下会对Prev指针进行操作？
执行
cancelAcquire时，当前节点的前驱节点可能已经出队（已经执行过try代码块中的shouldParkAfterFailedAcquire），如果此时修改 prev 指针，有可能会导致 prev 指向另一个已经出队的 Node，因此这块变化 prev 指针不安全。
6.2 tryAcquireNanos
尝试以独占模式获取，如果中断将中止，如果超过给定超时将直接失败。首先检查中断状态，然后至少调用一次#tryAcquire，成功后返回。否则，线程将排队，可能会反复地阻塞和取消阻塞，调用#tryAcquire，直到成功或线程中断或超时结束。此方法可用于实现方法 Lock#tryLock(long, TimeUnit)。
尝试性的获取锁, 获取锁不成功, 直接加入到同步队列，加入操作即在doAcquireNanos
doAcquireNanos
以独占限时模式获取。
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)throws InterruptedException {if (nanosTimeout <= 0L)return false;// 截止时间 final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;// 将当前的线程封装成 Node 加入到同步对列里面final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);boolean failed = true;try {for (;;) {// 获取当前节点的前驱节点(当一个n在同步对列里, 并且没有获取// lock 的 node 的前驱节点不可能是 null)final Node p = node.predecessor();// 判断前驱节点是否为 head// 前驱节点是 head, 存在两种情况 // (1) 前驱节点现在持有锁 // (2) 前驱节点为 null, 已经释放锁, node 现在可以获取锁// 则再调用 tryAcquire 尝试获取if (p == head && tryAcquire(arg)) {setHead(node);p.next = null; // 辅助GCfailed = false;return true;}// 计算剩余时间nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();// 超时，直接返回 falseif (nanosTimeout <= 0L)return false;// 调用 shouldParkAfterFailedAcquire 判断是否需要阻塞if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&// 若未超时, 并且大于 spinForTimeoutThreshold, 则将线程挂起nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);if (Thread.interrupted())throw new InterruptedException();}} finally {// 在整个获取中出错(中断/超时等)，则清除该节点if (failed)cancelAcquire(node);}
}
6.3 acquireSharedInterruptibly
- 以共享模式获取，如果中断将中止。
首先检查中断状态，然后至少调用一次 tryAcquireShared(int)，成功后返回。否则，线程将排队，可能会反复阻塞和取消阻塞，调用 tryAcquireShared(int)，直到成功或线程被中断。
arg 参数，这个值被传递给 tryAcquireShared(int)，但未被解释，可以代表你喜欢的任何东西。如果当前线程被中断，则抛 InterruptedException。
doAcquireSharedInterruptibly
共享可中断模式的获取锁
private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)throws InterruptedException {// 创建"当前线程"的 Node 节点，且其中记录的共享锁final Node node = addWaiter(Node.SHARED);boolean failed = true;try {for (;;) {// 获取前驱节点final Node p = node.predecessor();// 如果前驱节点是头节点if (p == head) {// 尝试获取锁(由于前驱节点为头节点，所以可能此时前驱节点已经成功获取了锁，所以尝试获取一下)int r = tryAcquireShared(arg);// 获取锁成功if (r >= 0) {setHeadAndPropagate(node, r);p.next = null; // 辅助 GCfailed = false;return;}}if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())throw new InterruptedException();}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}
}
7 锁的释放
7.1 release
以独占模式释放。 如果 tryRelease 返回true，则通过解锁一个或多个线程来实现。此方法可用于实现方法 Lock#unlock
arg 参数将传送到 tryRelease，并且可以表示你自己喜欢的任何内容。
自定义实现的 tryRelease 如果返回 true，说明该锁没有被任何线程持有
头结点不为空并且头结点的waitStatus不是初始化节点情况，解除线程挂起状态
h == null
Head还没初始化。初始时 head == null，第一个节点入队，Head会被初始化一个虚节点。所以说，这里如果还没来得及入队，就会出现head == nullh != null && waitStatus == 0
后继节点对应的线程仍在运行中，不需要唤醒h != null && waitStatus < 0
后继节点可能被阻塞了，需要唤醒
unparkSuccessor
private void unparkSuccessor(Node node) {/** 如果状态是负数的（即可能需要signal），请尝试清除预期的signal。 如果失败或状态被等待线程更改，则OK。*/int ws = node.waitStatus;if (ws < 0)compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);/** 要unpark的线程保留在后继线程中，后者通常就是下一个节点。 但是，如果取消或显然为空，从尾部逆向移动以找到实际的未取消后继者。*/Node s = node.next;// 如果下个节点为 null 或者 cancelled，就找到队列最开始的非cancelled 的节点if (s == null || s.waitStatus > 0) {s = null;// 从尾部节点开始到队首方向查找，寻得队列第一个 waitStatus<0 的节点。for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)if (t.waitStatus <= 0)s = t;}// 如果下个节点非空，而且unpark状态<=0的节点if (s != null)LockSupport.unpark(s.thread);}
- 之前的addWaiter方法的节点入队并不是原子操作
标识部分可以看做是 tail 入队的原子操作，但是此时pred.next = node;尚未执行，如果这个时候执行了unparkSuccessor，就无法从前往后找了 - 在产生
CANCELLED状态节点的时候，先断开的是 next 指针，prev 指针并未断开，因此也是必须要从后往前遍历才能够遍历完
7.2 releaseShared
以共享模式释放。 如果 tryReleaseShared(int) 返回true，则通过解除一个或多个线程的阻塞来实现。
arg 参数 - 该值传送给 tryReleaseShared（int），但并未实现，可以自定义喜欢的任何内容。
执行流程
- tryReleaseShared 尝试释放共享锁，失败返回 false，true 成功走2
- 唤醒当前节点的后续阻塞节点
doReleaseShared
共享模式下的释放动作 - 表示后继信号并确保传播（注意：对于独占模式，如果需要signal，释放仅相当于调用head的unparkSuccessor）。
private void doReleaseShared() {/** 即使有其他正在进行的acquire/release，也要确保 release 传播。 * 如果需要signal，则以尝试 unparkSuccessor head节点的常规方式进行。* 但如果没有，则将状态设置为 PROPAGATE，以确保释放后继续传播。* 此外，在执行此操作时，必须循环以防添加新节点。 * 另外，与unparkSuccessor的其他用法不同，我们需要知道CAS重置状态是否失败，如果重新检查，则失败。*/for (;;) {Node h = head;if (h != null && h != tail) {int ws = h.waitStatus;if (ws == Node.SIGNAL) {if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))continue; // 循环以重新检查unparkSuccessor(h);}else if (ws == 0 &&!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))continue; // 在失败的CAS上循环}if (h == head) // 如果头结点变了则循环break;}}
8 中断处理
唤醒对应线程后，对应的线程就会继续往下执行。继续执行acquireQueued方法以后，中断如何处理？
8.1 parkAndCheckInterrupt
park 的便捷方法，然后检查是否中断
- 再看回 acquireQueued 代码，不论 parkAndCheckInterrupt 返回什么，都会执行下次循环。若此时获取锁成功，就返回当前的 interrupted。
- acquireQueued 为True，就会执行 selfInterrupt
8.2 selfInterrupt
该方法是为了中断线程。
获取锁后还要中断线程的原因：
- 当中断线程被唤醒时，并不知道被唤醒的原因，可能是当前线程在等待中被中断，也可能释放锁后被唤醒。因此通过 Thread.interrupted() 检查中断标识并记录，如果发现该线程被中断过，就再中断一次
- 线程在等待资源的过程中被唤醒，唤醒后还是会不断尝试获取锁，直到抢到锁。即在整个流程中，并不响应中断，只是记录中断的记录。最后抢到锁返回了，那么如果被中断过的话，就需要补充一次中断
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