JUC核心
AbstractQueuedSynchronizer
一.AQS原理
1.等待队列—CLH锁
AQS核心思想是，如果被请求的共享资源空闲，那么就将当前请求资源的线程设置为有效的工作线程，将共享资源设置为锁定状态；如果共享资源被占用，就需要一定的阻塞等待唤醒机制来保证锁分配。这个机制主要用的是CLH队列的变体实现的，将暂时获取不到锁的线程加入到队列中。
CLH：Craig、Landin and Hagersten队列，是单向链表，AQS中的队列是CLH变体的虚拟双向队列（FIFO），AQS是通过将每条请求共享资源的线程封装成一个节点来实现锁的分配。
主要原理图如下：
1.1 AQS内部类 (数据结构–Node)
先来看下AQS中最基本的数据结构—Node，Node即为上面CLH变体队列中的节点。
解释一下几个方法和属性值的含义：
| 方法和属性值 | 含义 |
|---|---|
| waitStatus | 当前节点在队列中的状态 |
| thread | 表示处于该节点的线程 |
| prev | 前驱指针 用于处理cancelled,如果一个节点被取消，他的后继者通常会重新链接到一个未取消的前节点 |
| predecessor | 返回前驱节点，没有的话抛出空指针异常 |
| nextWaiter | 指向下一个处于CONDITION状态的节点（由于本篇文章不讲述Condition Queue队列，这个指针不多介绍） |
| next | 后继指针 用于实现阻塞，前驱节点遍历下一个链接确认是哪个线程来通知下一个节点唤醒，同时避免入队时的节点竞争。 |
两种锁模式：
| 模式 | 含义 |
|---|---|
| SHARED | 表示线程以共享的模式等待锁 |
| EXCLUSIVE | 表示线程正在以独占的方式等待锁 |
//指示节点在共享模式下等待的标记 static final Node SHARED = new Node();//指示节点以独占模式等待的标记static final Node EXCLUSIVE = null;waitStatus有下面几个枚举值：
| 枚举 | 含义 |
|---|---|
| 0 | 当一个Node被初始化的时候的默认值或已经释放锁 |
| CANCELLED | 为1，表示线程获取锁的请求已经取消了 |
| CONDITION | 为-2，表示节点在等待队列中，节点线程等待唤醒 |
| PROPAGATE | 为-3，当前线程处在SHARED情况下，该字段才会使用 |
| SIGNAL | 为-1，表示线程已经准备好了，就等资源释放了 |
1.2 AQS 方法
首先我们先想到是获取锁：
- 尝试获取锁，不过有没有获取到，立即返回是否获取的标识
- 必须获取锁，如果锁被占用，进行等待
AQS有以下两个方法对应上述两种操作分别是tryAcquire和acquire，下面以独占方式获取锁为例 ：
// 该方法必须被子类重写//以独占的方式获取锁，成功返回true 失败返回falseprotected boolean tryAcquire(int arg) {throw new UnsupportedOperationException();}// final 修饰，子类不可修改。 这是独占式获取锁的主逻辑public final void acquire(int arg) {if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))selfInterrupt();}tryAcquire
tryAcquire是一个被protected修饰的方法，参数是int值，代表对int state 的增加操作，返回值是boolean，代表是否成功获得锁。 在子类自己实现中，需要更新 同步状态state和当前锁的持有线程exclusiveOwnerThread。
tryAcquire必须由子类实现，这样可以在获取锁的时候加上自己的业务逻辑，比如是否“可重入”等。
tryAcquire返回true,线程获得锁，此时可以对相应的共享资源进行操作，使用完释放。返回false,上层逻辑上不想等待锁，可以自己进行处理。 如果想要等待锁，可以直接调用acquire方法，该方法封装了复杂的排队处理逻辑，非常易用。
acquire
acquire方法 被final修饰,不能overwrite，道哥看起来对自己的等待并获取锁 很自信哈。
if判断条件包含了两部分：
!tryAcquire(arg)
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)
!tryAcquire 为false 表示获取锁成功，无需参与排队。
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg) 嵌套了addWaiter(Node.EXCLUSIVE),我们先看addWaiter
addwaiter
private Node addWaiter(Node mode) {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)) { ---1pred.next = node; ---2 return node; ---3}}enq(node); ---4return node;}
顾名思义，这个方法的作用就是将当前线程封装成一个Node,然后加入等待队列,返回值即为该Node。 逻辑是新建一个Node对象，然后插入队尾。我们多线程场景下，假设存在多个线程调用addWait方法。
新建pred节点引用，指向当前的尾节点，如果尾节点不为空，进行下面三步操作：
1.将当前节点的prev指针指向pred节点（尾节点）
2.尝试通过CAS操作将当前节点置为尾节点
a. 如果返回false，说明pred节点已经不是尾节点了，其他线程修改了尾节点，退出判断，执行enq方法，准备重新入队。
b.如果返回true,CAS操作成功，pred为尾节点，CAS使得当前节点成为尾节点。那么需要将pred的next指针指向当前节点。这一步是不会存在线程安全的，因为其他节点不会操作pred节点了。
多线程环境下执行，容易迷糊的细节，也是理解该方法的重点。
1.程序执行到代码中 1 时，pred引用的对象很可能已经不是尾节点了，所以CAS失败；
2. 如果CAS成功，代码块2,3执行时不再具有原子性，但不会有线程不安全，此时pred节点和当前节点的相对位置已确定，其他线程只能在新的尾节点后插入；
3. 需要注意的是，当前后两个节点建立连接的时候，首先是后节点的pre指针指向前节点，当后节点成为尾节点后，前节点的next才会指向后节点。
如果理解了这些，什么情况下会执行到代码块4呢？
- 队列是空的
- 快速插入失败，需要完整的插入流程，也就是代码
1处执行失败。
enq
看看enq 完整的插入流程。
private Node enq(final Node node) {for (;;) {Node t = tail;if (t == null) { // Must initializeif (compareAndSetHead(new Node()))tail = head;} else {node.prev = t;if (compareAndSetTail(t, node)) {t.next = node;return t;}}}}
逻辑是：最外层是死循环，首先判断当前队列是不是空(tail==null),先初始化 头尾指针指向同一个节点，也就是第一个节点(CLH队列需要一个虚拟头结点启动，在第一次入队时构造该节点并设置头尾指针)，然后尾节点插入，失败了不断重试CAS。
现在等待队列入队完成了，怎么出队获取锁的权限呢？我们接着来看acquireQueued源码
acquireQueued
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 GCfailed = false;return interrupted;}if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())interrupted = true;}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}}
逻辑是: 定义一个获取锁的标识符failed,默认是失败的。定义一个中断的标识符interrupted ,默认是非中断的。
死循环中逻辑：
1.predecessor方法拿到当前节点的前置节点，为空抛空指针异常；
2.当head指针指向前置节点，说明当前节点有权限去竞争锁了，这是一种约定。如果获取锁成功，将head指针指向当前节点，将前置节点的next指针置为null，利于GC回收，将获取锁的标识符置为成功，返回未中断的标识符。
3.不满足2中的条件则判断shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt,看函数名，首先判断是否挂起等待，需要就挂起，并且判断外部是否调用线程中断；如果不需要，继续尝试获取锁。
4.finally块，判断是否竞争锁失败，如果是，取消当前节点的获取锁的行为，并从队列移出。
5.返回中断的标识符，在上层acquire方法判断是否中断，来选择是否调用当前线程中断，这里属于一种延迟中断机制。
这里有三点注意：
- 一个约定：head节点代表当前持有锁的节点。若当前节点的前置节点是head,那么该节点就开始自选的获取锁。一旦head节点释放，当前节点就能第一时间获取到
shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt的具体细节。nterrupted变量最终被返回出去后，上层acquire判断该值，来选择是否调用线程中断。
接下来我们看看上面2中的两个方法。
shouldParkAfterFailedAcquire
该方法的作用是 没有竞争锁权限的 或者 竞争失败的节点，是否应该被挂起。
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;}
逻辑是：
1.若前置节点pred的waitstatus是signal，说明pred节点也在等待锁，并且之后会唤醒当前节点，所以当前节点可以挂起休息，返回true。
2.如果前置节点ws>0,说明pred节点是cancelled,将其从队列移出，通过从后向前遍历，将pred指向遍历中第一个状态是非cancel的节点，相当于链式删除被cancel的节点，然后返回false，代表当前节点不需要被挂起，因为pred指向新的Node，需要重试外层逻辑。
3.除此之外ws还有两种可能，0和Propagate,为什么不可能是condition,因为waitstatus只有在其他条件模式下，才会被修改为condition,这里不会出现。 并且只有在共享模式下，才可能出现waitStatus为propagate，暂时不用管。那么在独占模式下，ws在这里只会出现 0的情况，代表pred出于初始化默认状态，通过CAS修改pred的状态为signal，然后返回false,重试外层逻辑。
这个方法涉及到对Node的waitstatus修改，相比比较关键。
如果shouldParkAfterFailedAcquire返回false,进行下一轮重试;如果返回true,代表当前节点需要被挂起，则执行parkAndCheckInterrupt方法。
parkAndCheckInterrupt
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {LockSupport.park(this);return Thread.interrupted();}
LockSupport.park(this)本质时通过Unsafe下的native方法调用操作系统原语将当前线程挂起。
此时当前Node中的线程将阻塞在此处，知道持有锁的线程调用release方法，唤醒后续节点。
Thread.interrupted() 有什么作用呢？ 这是因为在线程挂起期间，线程可能被中断，park期间无法响应中断，所以只有当线程唤醒时，检查park期间是否被调用中断，有的话，传递出去，通过外层accquire 来响应中断。
总结以下，通过accquireQueued这个方法,我们可以明白，如果当前线程所在的系欸但处于头节点后一个，那么它将不断尝试自旋拿锁，直到成功，否则进行判断，是否需要挂起。这样就能保证head之后的一个节点在自旋CAS获取锁，其他线程在挂起或正在被挂起。这样最大限度避免无用的自旋消耗CPU。
上面我们讲到 大量线程被挂起，那么就会有被唤醒的时机。也提到，当持有所得线程释放了锁，会唤醒后续节点。 我们来看看 release方法。
release
public final boolean release(int arg) {if (tryRelease(arg)) {Node h = head;if (h != null && h.waitStatus != 0)unparkSuccessor(h);return true;}return false;}
和tryAcquire一样，tryRelease也是AQS开放给上层自由实现的抽象方法。
在release中，假如尝试释放锁成功，下一步就要唤醒等待队列的其他节点，这里我们重点看下unparkSucessor这个方法。参数是head Node。
unparkSucessor
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);}
首先拿到head节点的waitStatus，如果不为0，将其置为0，表示锁释放。接下来后续指针为null,或者处于canceled状态，那么从后向前遍历，找到除了head的最靠前的非canceled状态的node,对其unpark，让其尝试拿锁。
这里注意为什么要从尾节点向前遍历，而不是从前往后？
- 因为我们在addWaiter方法中，是先将后节点的prev指针指向前节点；然后原子操作将尾指针指向新插入的节点。然后才将前节点，next指针指向当前节点 操作不是原子性的。
- 新插入的节点是先感知到前节点的，如果从前往后遍历，可能前节点的next 还为建立好，遍历就结束了。
这时，拿锁 、挂起 、释放、唤醒 都能够有条不紊，且高效的运行。
2.同步状态—state
同步状态State来控制整体可重入的情况。State是Volatile修饰的，用于保证一定的可见性和有序性。
/*** The synchronization state.*/
private volatile int state;
State这个字段主要的过程：
- State初始化的时候为0，表示没有任何线程持有锁。
- 当有线程持有该锁时，值就会在原来的基础上+1，同一个线程多次获得锁是，就会多次+1，这里就是可重入的概念。
- 解锁也是对这个字段-1，一直到0，此线程对锁释放。
- 共享锁是初始化state为n,每次获取锁-1，直到减到0，其他线程阻塞。
下面提供了几个访问这个字段的方法：
| 方法名 | 描述 |
|---|---|
| protected final int getState() | 获取State的值 |
| protected final void setState(int newState) | 设置State的值 |
| protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) | 使用CAS方式更新State |
这几个方法都是Final修饰的，说明子类中无法重写它们。我们可以通过修改State字段表示的同步状态来实现多线程的独占模式和共享模式（加锁过程）。
对于我们自定义的同步工具，需要自定义获取同步状态和释放状态的方式，也就是AQS架构图中的第一层：API层。
二.AQS在JUC中应用
1.ReentrantLock-可重入锁
什么是ReentrantLock?
ReentrantLock基于AQS,在并发编程中，它可以实现公平锁和非公平锁来对共享资源进行同步，同时，和synchronized一样，ReentrantLock支持可重入，除此之外，ReentrantLock在调度上更灵活，支持更多丰富的功能。
源码分析:
public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {}
ReentrantLock 实现了lock接口，lock接口的功能如下：
Lock的意义在于提供了区别于synchronized的另一种具有更多广泛操作的同步方式，它能支持更多灵活的结构，并且可以关联多个Condition对象，Condition是Java提供的一个用于线程通信的接口。
Lock有如下6个方法：
void lock(),顾名思义就是用来获取锁，假如当前锁被其他线程占用，那么将会等待直到获取为止void lockInterruptibly()，和lock类似，也是用来获取锁，但区别在于，假如当前线程在等待锁的过程中中断了，那么将会退出等待，并抛出异常boolean tryLock()，尝试获取锁，无论是否成功获取都立即返回，返回值代表是否获取锁。boolean trylock(long time,TimeUnit unit),尝试获取锁并设定了等待超时时间，返回值代表是否获取锁。void unlock(),释放锁。Condition newCondition(),新建一个绑定在当前lock对象上的Condition对象。
-Condition对象是什么？ 简单来说，他表示一个条件，不同线程可以通过该条件来进行通信。比如某个线程可以通过该对象的
await方法注册在condition对象进行等待，然后通过condition对象的signal方法将该线程唤醒，这有点类似Object锁的wait和notify方法。但不同的是，一个lock对象可以关联多个Condition对象，多个线程可以被绑定在不同的Condition对象上，这样就可以分组等待唤醒，此外，Condition对象还提供了和限时、中断相关的功能，丰富了线程的调度策略。
ReentrantLock ，核心关注三个方面：
- 属性：sync
- 内部类：Sync、NonFairSync、FairSync
- 方法：
继承、实现方法: 实现Lock的方法
私有方法：暂不关注
1.1 属性
ReentrantLock 只有一个属性，Sync类型的变量sync。sync被final修饰，意味着一旦初始化，就不可修改。在构造函数中初始化。
private final Sync sync;//构造函数
public ReentrantLock() {sync = new NonfairSync();}public ReentrantLock(boolean fair) {sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();}
有参构造，通过传入boolean值 指定初始化为公平锁还是非公平锁。
1.2 内部类
Sync
Sync 继承AQS,除了lock方法和readObject方法外，其他都是final修饰的，意味着子类不可修改，说明这些对AQS内部方法的拓展实现，已经完整可靠，不希望被外部破坏。
//继承AQSabstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {//抽象，由子类去实现abstract void lock();//不公平模式获取锁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) // overflowthrow new Error("Maximum lock count exceeded");setState(nextc);return true;}return false;}//可重入锁的释放流程protected final boolean tryRelease(int releases) {int c = getState() - releases;if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())// 当前线程不是持有锁的线程,抛出异常throw new IllegalMonitorStateException();boolean free = false;if (c == 0) {free = true;setExclusiveOwnerThread(null);}setState(c);return free;}//当前线程是否独占式持有锁protected final boolean isHeldExclusively() {// While we must in general read state before owner,// we don't need to do so to check if current thread is ownerreturn getExclusiveOwnerThread() == Thread.currentThread();}//锁实例化Condition对象final ConditionObject newCondition() {return new ConditionObject();}// 当前锁的持有线程final Thread getOwner() {return getState() == 0 ? null : getExclusiveOwnerThread();}//当前线程 持有锁的重入数final int getHoldCount() {return isHeldExclusively() ? getState() : 0;}//当前锁是否被任何线程持有final boolean isLocked() {return getState() != 0;}//用于反序列化private void readObject(java.io.ObjectInputStream s)throws java.io.IOException, ClassNotFoundException {s.defaultReadObject();setState(0); // reset to unlocked state}}
-
nonfairTryAcquire，该方法 逻辑比较简单：
1.获取state,该值由AQS维护。
2.当state=0,代表锁状态为空闲，便可以进行一次CAS来原子的更改state,state更改成功，代表获取了锁，将当前线程设置为独占线程，并返回true,否则返回false。
3. 当state!=0,说明锁被占用，判断当前线程是否已经是独占线程，是的话，就可"重入获取锁"，state+1,否则，返回false。
这里有个细节，判断不为负数？ 这是因为 int为16位，表示最大的有符号为2147483647，一旦超出便会溢出变为负数，所以我们可以这样理解，ReentrantLock允许的最大次数为214783647。 -
tryRelease, 释放锁的通用操作，这里返回的boolean类型值，不是代表是否释放成功，而是代表是否完全释放（因为存在重入，所以需要多次释放）。
公平锁和非公平锁
FIFO代表着公平锁，比如AQS中介绍的FIFO队列，实现的就是公平锁。非公平锁就是锁的分配不用按照请求锁的顺序，比如是抢占式的。
公平锁保证了只要你排队，一定可以获取锁，抢占式的非公平锁，很可能某个线程一直抢不到锁，又不断有新的线程加入进来抢锁，线程一直处于阻塞状态，这种状态称为线程饥饿。
非公平锁的设计意义： 非公平锁意味着请求锁的线程可能在前面的休眠线程恢复前拿到锁，这样就有可能提高饼发的性能。 当唤醒挂起线程是，线程状态切换之间会产生短暂延时。 非公平锁就可以利用这段时间完成操作。这是非公平锁某些时候比公平锁性能好的原因。
我们来看下Sync的两种实现 NonFairSync和FairSync。
NonFairSync
static final class NonfairSync extends Sync {private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;/*** Performs lock. Try immediate barge, backing up to normal* acquire on failure.*/final void lock() {if (compareAndSetState(0, 1))setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());elseacquire(1);}protected final boolean tryAcquire(int acquires) {return nonfairTryAcquire(acquires);}}
重写了 sync 的 lock和 AQS的tryAcquire方法，
lock方法 先尝试一次获取锁，CAS成功，当前线程获取锁，失败，调用AQS的acquire方法。
这里两个问题值得讨论：
1.可重入性
当程序调用acqiue,先调用tryAcquire来获取锁，而nonfairTryacquire内部实现了可重入性，所以满足
2.非公平性
当程序调用lock的时候，会进行一次CAS，CAS失败，调用acquire,在acquire中，先调用一次tryAcquire,而nonfairTryAcquire会尝试先获取锁，如果锁被占用且不可重入，那么就会继续执行AQS后续的排队流程，虽然只有两次尝试抢占，但也体现出非公平性。
FairSync
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();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;}}
重写了 sync 的 lock和 AQS的tryAcquire方法，
-
lock直接调用AQS的
acquire。1.可重入性
调用acquire的时候，会首先调用一次tryAcquire，在tryAcquire方法内部，我们会看到锁被占用时候，将会进行可重入判断，和nonfairTryAcquire中类似。
2.公平性
在tryAcquire中，首先判断锁是否空闲，空闲，此时不是直接CAS获取锁，而是需要判断是否存在前置等待节点。 如果不存在，说明在队列中确实已经轮到当前线程尝试获取锁，否则，执行AQS的后续等待逻辑，这里体现出了公平性。
1.3 方法
lock
该方法只是对sync对象的lock方法调用。在FairSync和NonfairSync 有具体的实现。
public void lock() {sync.lock();}
lockInterruptibly
该方法和lock方法的区别在于，当线程在等待锁的期间，是否立即响应中断。lock方法，线程会在等待获取锁之后，再响应中断，这点在AQS中实现了。 lockInterruptibly方法中，若线程在等待获取锁期间被调用了中断，那么将会立即抛出中断异常。调用了sync的acquireInterruptibly，该方法的实现存在于AQS内部。
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {sync.acquireInterruptibly(1);}
tryLock
直接调用sync对象的nonfairTryAcquire方法，无论ReentrantLock被指定为公平还是非公平，tryLock都是非公平的，这样设计是合理的。也是把nonfairTryAcquire放在Sync的原因。
引申：
Java AQS 核心数据结构-CLH 锁
从ReentrantLock的实现看AQS的原理及应用
JUC核心
AbstractQueuedSynchronizer
一.AQS原理
1.等待队列—CLH锁
AQS核心思想是，如果被请求的共享资源空闲，那么就将当前请求资源的线程设置为有效的工作线程，将共享资源设置为锁定状态；如果共享资源被占用，就需要一定的阻塞等待唤醒机制来保证锁分配。这个机制主要用的是CLH队列的变体实现的，将暂时获取不到锁的线程加入到队列中。
CLH：Craig、Landin and Hagersten队列，是单向链表，AQS中的队列是CLH变体的虚拟双向队列（FIFO），AQS是通过将每条请求共享资源的线程封装成一个节点来实现锁的分配。
主要原理图如下：
1.1 AQS内部类 (数据结构–Node)
先来看下AQS中最基本的数据结构—Node，Node即为上面CLH变体队列中的节点。
解释一下几个方法和属性值的含义：
| 方法和属性值 | 含义 |
|---|---|
| waitStatus | 当前节点在队列中的状态 |
| thread | 表示处于该节点的线程 |
| prev | 前驱指针 用于处理cancelled,如果一个节点被取消，他的后继者通常会重新链接到一个未取消的前节点 |
| predecessor | 返回前驱节点，没有的话抛出空指针异常 |
| nextWaiter | 指向下一个处于CONDITION状态的节点（由于本篇文章不讲述Condition Queue队列，这个指针不多介绍） |
| next | 后继指针 用于实现阻塞，前驱节点遍历下一个链接确认是哪个线程来通知下一个节点唤醒，同时避免入队时的节点竞争。 |
两种锁模式：
| 模式 | 含义 |
|---|---|
| SHARED | 表示线程以共享的模式等待锁 |
| EXCLUSIVE | 表示线程正在以独占的方式等待锁 |
//指示节点在共享模式下等待的标记 static final Node SHARED = new Node();//指示节点以独占模式等待的标记static final Node EXCLUSIVE = null;waitStatus有下面几个枚举值：
| 枚举 | 含义 |
|---|---|
| 0 | 当一个Node被初始化的时候的默认值或已经释放锁 |
| CANCELLED | 为1，表示线程获取锁的请求已经取消了 |
| CONDITION | 为-2，表示节点在等待队列中，节点线程等待唤醒 |
| PROPAGATE | 为-3，当前线程处在SHARED情况下，该字段才会使用 |
| SIGNAL | 为-1，表示线程已经准备好了，就等资源释放了 |
1.2 AQS 方法
首先我们先想到是获取锁：
- 尝试获取锁，不过有没有获取到，立即返回是否获取的标识
- 必须获取锁，如果锁被占用，进行等待
AQS有以下两个方法对应上述两种操作分别是tryAcquire和acquire，下面以独占方式获取锁为例 ：
// 该方法必须被子类重写//以独占的方式获取锁，成功返回true 失败返回falseprotected boolean tryAcquire(int arg) {throw new UnsupportedOperationException();}// final 修饰，子类不可修改。 这是独占式获取锁的主逻辑public final void acquire(int arg) {if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))selfInterrupt();}tryAcquire
tryAcquire是一个被protected修饰的方法，参数是int值，代表对int state 的增加操作，返回值是boolean，代表是否成功获得锁。 在子类自己实现中，需要更新 同步状态state和当前锁的持有线程exclusiveOwnerThread。
tryAcquire必须由子类实现，这样可以在获取锁的时候加上自己的业务逻辑，比如是否“可重入”等。
tryAcquire返回true,线程获得锁，此时可以对相应的共享资源进行操作，使用完释放。返回false,上层逻辑上不想等待锁，可以自己进行处理。 如果想要等待锁，可以直接调用acquire方法，该方法封装了复杂的排队处理逻辑，非常易用。
acquire
acquire方法 被final修饰,不能overwrite，道哥看起来对自己的等待并获取锁 很自信哈。
if判断条件包含了两部分：
!tryAcquire(arg)
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)
!tryAcquire 为false 表示获取锁成功，无需参与排队。
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg) 嵌套了addWaiter(Node.EXCLUSIVE),我们先看addWaiter
addwaiter
private Node addWaiter(Node mode) {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)) { ---1pred.next = node; ---2 return node; ---3}}enq(node); ---4return node;}
顾名思义，这个方法的作用就是将当前线程封装成一个Node,然后加入等待队列,返回值即为该Node。 逻辑是新建一个Node对象，然后插入队尾。我们多线程场景下，假设存在多个线程调用addWait方法。
新建pred节点引用，指向当前的尾节点，如果尾节点不为空，进行下面三步操作：
1.将当前节点的prev指针指向pred节点（尾节点）
2.尝试通过CAS操作将当前节点置为尾节点
a. 如果返回false，说明pred节点已经不是尾节点了，其他线程修改了尾节点，退出判断，执行enq方法，准备重新入队。
b.如果返回true,CAS操作成功，pred为尾节点，CAS使得当前节点成为尾节点。那么需要将pred的next指针指向当前节点。这一步是不会存在线程安全的，因为其他节点不会操作pred节点了。
多线程环境下执行，容易迷糊的细节，也是理解该方法的重点。
1.程序执行到代码中 1 时，pred引用的对象很可能已经不是尾节点了，所以CAS失败；
2. 如果CAS成功，代码块2,3执行时不再具有原子性，但不会有线程不安全，此时pred节点和当前节点的相对位置已确定，其他线程只能在新的尾节点后插入；
3. 需要注意的是，当前后两个节点建立连接的时候，首先是后节点的pre指针指向前节点，当后节点成为尾节点后，前节点的next才会指向后节点。
如果理解了这些，什么情况下会执行到代码块4呢？
- 队列是空的
- 快速插入失败，需要完整的插入流程，也就是代码
1处执行失败。
enq
看看enq 完整的插入流程。
private Node enq(final Node node) {for (;;) {Node t = tail;if (t == null) { // Must initializeif (compareAndSetHead(new Node()))tail = head;} else {node.prev = t;if (compareAndSetTail(t, node)) {t.next = node;return t;}}}}
逻辑是：最外层是死循环，首先判断当前队列是不是空(tail==null),先初始化 头尾指针指向同一个节点，也就是第一个节点(CLH队列需要一个虚拟头结点启动，在第一次入队时构造该节点并设置头尾指针)，然后尾节点插入，失败了不断重试CAS。
现在等待队列入队完成了，怎么出队获取锁的权限呢？我们接着来看acquireQueued源码
acquireQueued
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 GCfailed = false;return interrupted;}if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&parkAndCheckInterrupt())interrupted = true;}} finally {if (failed)cancelAcquire(node);}}
逻辑是: 定义一个获取锁的标识符failed,默认是失败的。定义一个中断的标识符interrupted ,默认是非中断的。
死循环中逻辑：
1.predecessor方法拿到当前节点的前置节点，为空抛空指针异常；
2.当head指针指向前置节点，说明当前节点有权限去竞争锁了，这是一种约定。如果获取锁成功，将head指针指向当前节点，将前置节点的next指针置为null，利于GC回收，将获取锁的标识符置为成功，返回未中断的标识符。
3.不满足2中的条件则判断shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt,看函数名，首先判断是否挂起等待，需要就挂起，并且判断外部是否调用线程中断；如果不需要，继续尝试获取锁。
4.finally块，判断是否竞争锁失败，如果是，取消当前节点的获取锁的行为，并从队列移出。
5.返回中断的标识符，在上层acquire方法判断是否中断，来选择是否调用当前线程中断，这里属于一种延迟中断机制。
这里有三点注意：
- 一个约定：head节点代表当前持有锁的节点。若当前节点的前置节点是head,那么该节点就开始自选的获取锁。一旦head节点释放，当前节点就能第一时间获取到
shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt的具体细节。nterrupted变量最终被返回出去后，上层acquire判断该值，来选择是否调用线程中断。
接下来我们看看上面2中的两个方法。
shouldParkAfterFailedAcquire
该方法的作用是 没有竞争锁权限的 或者 竞争失败的节点，是否应该被挂起。
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;}
逻辑是：
1.若前置节点pred的waitstatus是signal，说明pred节点也在等待锁，并且之后会唤醒当前节点，所以当前节点可以挂起休息，返回true。
2.如果前置节点ws>0,说明pred节点是cancelled,将其从队列移出，通过从后向前遍历，将pred指向遍历中第一个状态是非cancel的节点，相当于链式删除被cancel的节点，然后返回false，代表当前节点不需要被挂起，因为pred指向新的Node，需要重试外层逻辑。
3.除此之外ws还有两种可能，0和Propagate,为什么不可能是condition,因为waitstatus只有在其他条件模式下，才会被修改为condition,这里不会出现。 并且只有在共享模式下，才可能出现waitStatus为propagate，暂时不用管。那么在独占模式下，ws在这里只会出现 0的情况，代表pred出于初始化默认状态，通过CAS修改pred的状态为signal，然后返回false,重试外层逻辑。
这个方法涉及到对Node的waitstatus修改，相比比较关键。
如果shouldParkAfterFailedAcquire返回false,进行下一轮重试;如果返回true,代表当前节点需要被挂起，则执行parkAndCheckInterrupt方法。
parkAndCheckInterrupt
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {LockSupport.park(this);return Thread.interrupted();}
LockSupport.park(this)本质时通过Unsafe下的native方法调用操作系统原语将当前线程挂起。
此时当前Node中的线程将阻塞在此处，知道持有锁的线程调用release方法，唤醒后续节点。
Thread.interrupted() 有什么作用呢？ 这是因为在线程挂起期间，线程可能被中断，park期间无法响应中断，所以只有当线程唤醒时，检查park期间是否被调用中断，有的话，传递出去，通过外层accquire 来响应中断。
总结以下，通过accquireQueued这个方法,我们可以明白，如果当前线程所在的系欸但处于头节点后一个，那么它将不断尝试自旋拿锁，直到成功，否则进行判断，是否需要挂起。这样就能保证head之后的一个节点在自旋CAS获取锁，其他线程在挂起或正在被挂起。这样最大限度避免无用的自旋消耗CPU。
上面我们讲到 大量线程被挂起，那么就会有被唤醒的时机。也提到，当持有所得线程释放了锁，会唤醒后续节点。 我们来看看 release方法。
release
public final boolean release(int arg) {if (tryRelease(arg)) {Node h = head;if (h != null && h.waitStatus != 0)unparkSuccessor(h);return true;}return false;}
和tryAcquire一样，tryRelease也是AQS开放给上层自由实现的抽象方法。
在release中，假如尝试释放锁成功，下一步就要唤醒等待队列的其他节点，这里我们重点看下unparkSucessor这个方法。参数是head Node。
unparkSucessor
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);}
首先拿到head节点的waitStatus，如果不为0，将其置为0，表示锁释放。接下来后续指针为null,或者处于canceled状态，那么从后向前遍历，找到除了head的最靠前的非canceled状态的node,对其unpark，让其尝试拿锁。
这里注意为什么要从尾节点向前遍历，而不是从前往后？
- 因为我们在addWaiter方法中，是先将后节点的prev指针指向前节点；然后原子操作将尾指针指向新插入的节点。然后才将前节点，next指针指向当前节点 操作不是原子性的。
- 新插入的节点是先感知到前节点的，如果从前往后遍历，可能前节点的next 还为建立好，遍历就结束了。
这时，拿锁 、挂起 、释放、唤醒 都能够有条不紊，且高效的运行。
2.同步状态—state
同步状态State来控制整体可重入的情况。State是Volatile修饰的，用于保证一定的可见性和有序性。
/*** The synchronization state.*/
private volatile int state;
State这个字段主要的过程：
- State初始化的时候为0，表示没有任何线程持有锁。
- 当有线程持有该锁时，值就会在原来的基础上+1，同一个线程多次获得锁是，就会多次+1，这里就是可重入的概念。
- 解锁也是对这个字段-1，一直到0，此线程对锁释放。
- 共享锁是初始化state为n,每次获取锁-1，直到减到0，其他线程阻塞。
下面提供了几个访问这个字段的方法：
| 方法名 | 描述 |
|---|---|
| protected final int getState() | 获取State的值 |
| protected final void setState(int newState) | 设置State的值 |
| protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) | 使用CAS方式更新State |
这几个方法都是Final修饰的，说明子类中无法重写它们。我们可以通过修改State字段表示的同步状态来实现多线程的独占模式和共享模式（加锁过程）。
对于我们自定义的同步工具，需要自定义获取同步状态和释放状态的方式，也就是AQS架构图中的第一层：API层。
二.AQS在JUC中应用
1.ReentrantLock-可重入锁
什么是ReentrantLock?
ReentrantLock基于AQS,在并发编程中，它可以实现公平锁和非公平锁来对共享资源进行同步，同时，和synchronized一样，ReentrantLock支持可重入，除此之外，ReentrantLock在调度上更灵活，支持更多丰富的功能。
源码分析:
public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {}
ReentrantLock 实现了lock接口，lock接口的功能如下：
Lock的意义在于提供了区别于synchronized的另一种具有更多广泛操作的同步方式，它能支持更多灵活的结构，并且可以关联多个Condition对象，Condition是Java提供的一个用于线程通信的接口。
Lock有如下6个方法：
void lock(),顾名思义就是用来获取锁，假如当前锁被其他线程占用，那么将会等待直到获取为止void lockInterruptibly()，和lock类似，也是用来获取锁，但区别在于，假如当前线程在等待锁的过程中中断了，那么将会退出等待，并抛出异常boolean tryLock()，尝试获取锁，无论是否成功获取都立即返回，返回值代表是否获取锁。boolean trylock(long time,TimeUnit unit),尝试获取锁并设定了等待超时时间，返回值代表是否获取锁。void unlock(),释放锁。Condition newCondition(),新建一个绑定在当前lock对象上的Condition对象。
-Condition对象是什么？ 简单来说，他表示一个条件，不同线程可以通过该条件来进行通信。比如某个线程可以通过该对象的
await方法注册在condition对象进行等待，然后通过condition对象的signal方法将该线程唤醒，这有点类似Object锁的wait和notify方法。但不同的是，一个lock对象可以关联多个Condition对象，多个线程可以被绑定在不同的Condition对象上，这样就可以分组等待唤醒，此外，Condition对象还提供了和限时、中断相关的功能，丰富了线程的调度策略。
ReentrantLock ，核心关注三个方面：
- 属性：sync
- 内部类：Sync、NonFairSync、FairSync
- 方法：
继承、实现方法: 实现Lock的方法
私有方法：暂不关注
1.1 属性
ReentrantLock 只有一个属性，Sync类型的变量sync。sync被final修饰，意味着一旦初始化，就不可修改。在构造函数中初始化。
private final Sync sync;//构造函数
public ReentrantLock() {sync = new NonfairSync();}public ReentrantLock(boolean fair) {sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();}
有参构造，通过传入boolean值 指定初始化为公平锁还是非公平锁。
1.2 内部类
Sync
Sync 继承AQS,除了lock方法和readObject方法外，其他都是final修饰的，意味着子类不可修改，说明这些对AQS内部方法的拓展实现，已经完整可靠，不希望被外部破坏。
//继承AQSabstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {//抽象，由子类去实现abstract void lock();//不公平模式获取锁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) // overflowthrow new Error("Maximum lock count exceeded");setState(nextc);return true;}return false;}//可重入锁的释放流程protected final boolean tryRelease(int releases) {int c = getState() - releases;if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())// 当前线程不是持有锁的线程,抛出异常throw new IllegalMonitorStateException();boolean free = false;if (c == 0) {free = true;setExclusiveOwnerThread(null);}setState(c);return free;}//当前线程是否独占式持有锁protected final boolean isHeldExclusively() {// While we must in general read state before owner,// we don't need to do so to check if current thread is ownerreturn getExclusiveOwnerThread() == Thread.currentThread();}//锁实例化Condition对象final ConditionObject newCondition() {return new ConditionObject();}// 当前锁的持有线程final Thread getOwner() {return getState() == 0 ? null : getExclusiveOwnerThread();}//当前线程 持有锁的重入数final int getHoldCount() {return isHeldExclusively() ? getState() : 0;}//当前锁是否被任何线程持有final boolean isLocked() {return getState() != 0;}//用于反序列化private void readObject(java.io.ObjectInputStream s)throws java.io.IOException, ClassNotFoundException {s.defaultReadObject();setState(0); // reset to unlocked state}}
-
nonfairTryAcquire，该方法 逻辑比较简单：
1.获取state,该值由AQS维护。
2.当state=0,代表锁状态为空闲，便可以进行一次CAS来原子的更改state,state更改成功，代表获取了锁，将当前线程设置为独占线程，并返回true,否则返回false。
3. 当state!=0,说明锁被占用，判断当前线程是否已经是独占线程，是的话，就可"重入获取锁"，state+1,否则，返回false。
这里有个细节，判断不为负数？ 这是因为 int为16位，表示最大的有符号为2147483647，一旦超出便会溢出变为负数，所以我们可以这样理解，ReentrantLock允许的最大次数为214783647。 -
tryRelease, 释放锁的通用操作，这里返回的boolean类型值，不是代表是否释放成功，而是代表是否完全释放（因为存在重入，所以需要多次释放）。
公平锁和非公平锁
FIFO代表着公平锁，比如AQS中介绍的FIFO队列，实现的就是公平锁。非公平锁就是锁的分配不用按照请求锁的顺序，比如是抢占式的。
公平锁保证了只要你排队，一定可以获取锁，抢占式的非公平锁，很可能某个线程一直抢不到锁，又不断有新的线程加入进来抢锁，线程一直处于阻塞状态，这种状态称为线程饥饿。
非公平锁的设计意义： 非公平锁意味着请求锁的线程可能在前面的休眠线程恢复前拿到锁，这样就有可能提高饼发的性能。 当唤醒挂起线程是，线程状态切换之间会产生短暂延时。 非公平锁就可以利用这段时间完成操作。这是非公平锁某些时候比公平锁性能好的原因。
我们来看下Sync的两种实现 NonFairSync和FairSync。
NonFairSync
static final class NonfairSync extends Sync {private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;/*** Performs lock. Try immediate barge, backing up to normal* acquire on failure.*/final void lock() {if (compareAndSetState(0, 1))setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());elseacquire(1);}protected final boolean tryAcquire(int acquires) {return nonfairTryAcquire(acquires);}}
重写了 sync 的 lock和 AQS的tryAcquire方法，
lock方法 先尝试一次获取锁，CAS成功，当前线程获取锁，失败，调用AQS的acquire方法。
这里两个问题值得讨论：
1.可重入性
当程序调用acqiue,先调用tryAcquire来获取锁，而nonfairTryacquire内部实现了可重入性，所以满足
2.非公平性
当程序调用lock的时候，会进行一次CAS，CAS失败，调用acquire,在acquire中，先调用一次tryAcquire,而nonfairTryAcquire会尝试先获取锁，如果锁被占用且不可重入，那么就会继续执行AQS后续的排队流程，虽然只有两次尝试抢占，但也体现出非公平性。
FairSync
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();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;}}
重写了 sync 的 lock和 AQS的tryAcquire方法，
-
lock直接调用AQS的
acquire。1.可重入性
调用acquire的时候，会首先调用一次tryAcquire，在tryAcquire方法内部，我们会看到锁被占用时候，将会进行可重入判断，和nonfairTryAcquire中类似。
2.公平性
在tryAcquire中，首先判断锁是否空闲，空闲，此时不是直接CAS获取锁，而是需要判断是否存在前置等待节点。 如果不存在，说明在队列中确实已经轮到当前线程尝试获取锁，否则，执行AQS的后续等待逻辑，这里体现出了公平性。
1.3 方法
lock
该方法只是对sync对象的lock方法调用。在FairSync和NonfairSync 有具体的实现。
public void lock() {sync.lock();}
lockInterruptibly
该方法和lock方法的区别在于，当线程在等待锁的期间，是否立即响应中断。lock方法，线程会在等待获取锁之后，再响应中断，这点在AQS中实现了。 lockInterruptibly方法中，若线程在等待获取锁期间被调用了中断，那么将会立即抛出中断异常。调用了sync的acquireInterruptibly，该方法的实现存在于AQS内部。
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {sync.acquireInterruptibly(1);}
tryLock
直接调用sync对象的nonfairTryAcquire方法，无论ReentrantLock被指定为公平还是非公平，tryLock都是非公平的，这样设计是合理的。也是把nonfairTryAcquire放在Sync的原因。
引申：
Java AQS 核心数据结构-CLH 锁
从ReentrantLock的实现看AQS的原理及应用
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