AbstractQueuedSynchronizer（AQS）源码分析
内容导读
互联网集市收集整理的这篇技术教程文章主要介绍了AbstractQueuedSynchronizer（AQS）源码分析，小编现在分享给大家，供广大互联网技能从业者学习和参考。文章包含9351字，纯文字阅读大概需要14分钟。
内容图文
学习是一个循序渐进的过程，在学习现场池相关知识的时候，注意到线程池使用了阻塞队列，阻塞队列LinkedBlockingQueue中又使用到了ReentrantLock可重入锁，因此先对ReentrantLock展开学习。
ReentrantLock中很重要的一部分是Sync，他继承了AQS(AbstractQueuedSynchronizer),AQS提供一个框架，用于实现依赖于先进先出（FIFO）等待队列的阻塞锁和相关的同步器（信号量，事件等）。此类被设计为*是大多数类型的同步器的有用基础，这些同步器依赖于单个原子 int值来表示状态。子类必须定义更改此状态的受保护方法，以及*根据要获取或释放的此对象定义该状态的含义。鉴于这些，这个类中的其他方法带有out所有排队和阻塞机制。子类可以维护其他状态字段，但仅使用方法getState，setState和compareAndSetState操作的原子更新的 int值被跟踪同步。
AQS是一种基于CAS(Compare And Swap)的并发算法，CAS是一种有名的无锁（lock-free）算法。也是一种现代 CPU 广泛支持的CPU指令级的操作，只有一步原子操作，所以非常快。而且CAS避免了请求操作系统来裁定锁的问题，不用麻烦操作系统，直接在CPU内部就搞定了。
参考链接：https://segmentfault.com/a/1190000015239603
此文在学习过程中参考了@活在夢裡 的文章https://www.cnblogs.com/micrari/p/6937995.html。强烈推荐阅读该作者的文章，对于如何正确学习和理解AQS，需要考虑哪些问题，作者都给出了明确的方法。以下文章部分引用了原作者的内容，加上自己的分析。
AQS则继承了AOS(AbstractOwnableSynchronizer)，AOS中维护着一个独占线程，提供了基础的get/set方法。
AQS中的内部类Node等待队列节点类。
* +------+ prev +-----+ +-----+
* head | | <---- | | <---- | | tail
* +------+ +-----+ +-----+
1 /** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode*/ 2 static final Node EXCLUSIVE = null; 3 4 /** waitStatus值表示线程已取消. */ 5 static final int CANCELLED = 1; 6 /**waitStatus值表示后继者的线程需要取消停放，一般由后续结点进行设置，当他之前的结点为阻塞状态，则他为阻塞状态 */ 7 static final int SIGNAL = -1; 8 /**waitStatus值表示线程正在等待. */ 9 static final int CONDITION = -2; 10 /** 11 * waitStatus值表示下一个acquireShared应 12 *无条件传播。 13 */ 14 static final int PROPAGATE = -3;Node
以上的状态是节点的重要组成部分，后续将根据结点状态进行判断结点是否进入同步队列。
AQS的精妙之处就在于通过状态来进行线程的管理。接下来通过获得锁来展开AQS的具体实现。
1 public final void acquire(int arg) {
2 if (!tryAcquire(arg) &&
3 acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
4 selfInterrupt();
5 }
先尝试获得锁，如果获得锁失败则封装为Node放入同步队列。
1 /**
2 * 为当前线程和给定模式创建排队节点。
3 */
4 private Node addWaiter(Node mode) {
5 Node node = new Node(mode);
6
7 for (;;) {
8 //如果不是新队列则将结点赋给尾结点
9 Node oldTail = tail;
10 if (oldTail != null) {
11 node.setPrevRelaxed(oldTail);
12 if (compareAndSetTail(oldTail, node)) {
13 oldTail.next = node;
14 return node;
15 }
16 } else {
17 initializeSyncQueue();
18 }
19 }
20 }
对特殊情况的头部结点与尾部结点处理
1 /**
2 * 在第一次争用时初始化头部和尾部字段。
3 */
4 private final void initializeSyncQueue() {
5 Node h;
6 if (HEAD.compareAndSet(this, null, (h = new Node())))
7 tail = h;
8 }
9
10 /**
11 * CAS处理尾部结点
12 */
13 private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) {
14 return TAIL.compareAndSet(this, expect, update);
15 }
acquireQueued
1 /**
2 * 在队列中的节点通过此方法获取锁。
3 *
4 */
5 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
6 boolean interrupted = false;
7 try {
8 for (;;) {
9 final Node p = node.predecessor();
10 //如果结点是头结点则尝试获得锁
11 //尝试成功则获得锁
12 //尝试失败则继续等待
13 if (p == head && tryAcquire(arg)) {
14 setHead(node);
15 p.next = null; // help GC
16 return interrupted;
17 }
18 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node))
19 interrupted |= parkAndCheckInterrupt();
20 }
21 } catch (Throwable t) {
22 cancelAcquire(node);
23 if (interrupted)
24 selfInterrupt();
25 throw t;
26 }
27 }
shouldParkAfterFailedAcquire
1 /**
2 * 检查并更新无法获取的节点的状态。 如果线程应该阻塞，则返回
3 * true。
4 */
5 private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
6 int ws = pred.waitStatus;
7 if (ws == Node.SIGNAL)
8 /*
9 * 如果结点的waitStatus是SINGAL则返回true
10 */
11 return true;
12 if (ws > 0) {
13 /*
14 * 前结点状态CANCEL。跳过前结点，直至前结点状态不为取消
15 */
16 do {
17 node.prev = pred = pred.prev;
18 } while (pred.waitStatus > 0);
19 pred.next = node;
20 } else {
21 /*
22 * waitStatus必须为0或PROPAGATE（-3）。 设置前结点的等待状态为SIGNAL
23 *
24 */
25 pred.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL);
26 }
27 return false;
28 }
阻塞线程。通过LockSupport进行线程的管理
1 /**
2 * 此处使用LockSupport的park方法进行线程管理。
3 * 除非条件允许，否则禁用当前线程以进行线程调度。
4 * 此部分在LockSupport中展开描述，在此不过多赘述
5 */
6 private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
7 LockSupport.park(this);
8 return Thread.interrupted();
9 }
取消正在进行的尝试获取锁的结点。
1 /**
2 * 取消一个正在尝试获得锁的结点的尝试
3 *
4 */
5 private void cancelAcquire(Node node) {
6 // 如果结点为空则忽略
7 if (node == null)
8 return;
9
10 node.thread = null;
11
12 // 跳过状态是取消状态的前驱结点
13 Node pred = node.prev;
14 while (pred.waitStatus > 0)
15 node.prev = pred = pred.prev;
16
17 // 因为我们无法处理node是head的情况，所以需要交给CAS进行
18 // 处理,此处保存一份前驱结点的next结点
19 Node predNext = pred.next;
20
21 // 设置node的状态为取消状态
22 node.waitStatus = Node.CANCELLED;
23
24 // 如果node结点是tail，尝试快速设置，若快速设置删除自己
25 if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
26 pred.compareAndSetNext(predNext, null);
27 } else {
28 // 如果前结点不为head，且状态为阻塞状态或者status<0的其他情况
29 // 并且前结点的thread属性不为空
30 // 设置前驱结点的状态为阻塞状态
31 // 否则unparkSuccessor唤醒当前结点
32 int ws;
33 if (pred != head &&
34 ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
35 (ws <= 0 && pred.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL))) &&
36 pred.thread != null) {
37 Node next = node.next;
38 if (next != null && next.waitStatus <= 0)
39 pred.compareAndSetNext(predNext, next);
40 } else {
41 unparkSuccessor(node);
42 }
43
44 node.next = node; // help GC
45 }
46 }
如果CAS将tail从node置为pred节点了 ，则剩下要做的事情就是尝试用CAS将pred节点的next更新为null以彻底切断pred和node的联系。 这样一来就断开了pred与pred的所有后继节点，这些节点由于变得不可达，最终会被回收掉。 由于node没有后继节点，所以这种情况到这里整个cancel就算是处理完毕了。
在前一个状态不为取消的结点上进行判断，如果结点状态为阻塞，则设置切断当前结点与前驱结点的联系，并将当前结点的后继结点作为前驱结点的后继结点。
如果状态为-2或者-3，则设置前驱节点状态为阻塞状态。
若是head（此处不可能为取消状态），则唤醒线程。
1 /**
2 * 唤醒线程，如果结点不为null
3 *
4 * @param node the node
5 */
6 private void unparkSuccessor(Node node) {
7 /*
8 * 将node的状态设置为无状态，进行再一次的竞争，因为此时的
9 * node可能不是tail
10 */
11 int ws = node.waitStatus;
12 if (ws < 0)
13 node.compareAndSetWaitStatus(ws, 0);
14
15 /*
16 * unpark的线程在后继中保存，通常只是下一个节点。但如果取消
17 * 或者显然为空，
18 * 从尾部向后遍历以找到实际的*未取消的继承者。
19 */
20 Node s = node.next;
21 if (s == null || s.waitStatus > 0) {
22 s = null;
23 for (Node p = tail; p != node && p != null; p = p.prev)
24 if (p.waitStatus <= 0)
25 s = p;
26 }
27 if (s != null)
28 LockSupport.unpark(s.thread);
29 }
此处参考了@活在夢裡的文章。引用他的一段描述https://www.cnblogs.com/micrari/p/6937995.html
/*
* 这里的逻辑就是如果node.next存在并且状态不为取消，则直接唤醒s即可
* 否则需要从tail开始向前找到node之后最近的非取消节点。
*
* 这里为什么要从tail开始向前查找也是值得琢磨的:
* 如果读到s == null，不代表node就为tail，参考addWaiter以及enq函数中的我的注释。
* 不妨考虑到如下场景：
* 1. node某时刻为tail
* 2. 有新线程通过addWaiter中的if分支或者enq方法添加自己
* 3. compareAndSetTail成功
* 4. 此时这里的Node s = node.next读出来s == null，但事实上node已经不是tail，它有后继了!
*/
内容总结
以上是互联网集市为您收集整理的AbstractQueuedSynchronizer（AQS）源码分析全部内容，希望文章能够帮你解决AbstractQueuedSynchronizer（AQS）源码分析所遇到的程序开发问题。 如果觉得互联网集市技术教程内容还不错，欢迎将互联网集市网站推荐给程序员好友。
内容备注
版权声明：本文内容由互联网用户自发贡献，该文观点与技术仅代表作者本人。本站仅提供信息存储空间服务，不拥有所有权，不承担相关法律责任。如发现本站有涉嫌侵权/违法违规的内容， 请发送邮件至 gblab@vip.qq.com 举报，一经查实，本站将立刻删除。
内容手机端
扫描二维码推送至手机访问。