抽象同步队列AQS——AbstractQueuedSynchronizer锁详解

ゞ浴缸里的玫瑰 2021-11-26 16:36 335阅读 0赞

# **AQS——锁的底层支持** #

谈到并发，不得不谈ReentrantLock;而谈到ReentrantLock，不得不谈AbstractQueuedSynchronizer（AQS）！

类如其名，抽象的队列式的同步器，AQS定义了一套多线程访问共享资源的同步器框架，许多同步类实现都依赖于它，如常用的ReentrantLock/Semaphore/CountDownLatch...

并发包的底层就是使用AQS实现的，以下是AQS的类图结构

![13894260-71d9802e91fccfed.jpg][]

image

# **框架** #

![13894260-908cbb0f9b3ccc9e.png][]

image

它维护了一个volatile int state（代表**共享资源**）和一个FIFO线程**等待队列**（多线程竞争资源被阻塞会进入此队列）。这里volatile保证线程可见性。

state的访问方式有三种：

> getState（）
> 
> setState（）
> 
> compareAndSetState（）

这三种都是原子操作，其中compareAndSetState的实现依赖于Unsafe的compareAndSwapInt（）方法。代码如下：

<pre style="box-sizing: inherit; font-family: Menlo, Monaco, Consolas, "Courier New", monospace; font-size: 13px; word-break: initial; overflow-wrap: initial; white-space: pre; overflow: auto; margin: 16px 0px 14px; padding: 14px 15px 12px; border-radius: 3px; border: none; display: block; line-height: 1.6; background: rgb(246, 246, 246); color: rgb(61, 70, 77); font-style: normal; font-variant-ligatures: normal; font-variant-caps: normal; font-weight: 400; letter-spacing: normal; orphans: 2; text-align: start; text-indent: 0px; text-transform: none; widows: 2; word-spacing: 0px; -webkit-text-stroke-width: 0px; text-decoration-style: initial; text-decoration-color: initial;">protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) \{  
// See below for intrinsics setup to support this  
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);  
\}</pre>

## **自定义资源共享方式** ##

AQS定义了两种资源共享方式：Exclusive（独占，只有一个线程能执行，如ReentantLock）和Share（共享，多个线程可同时执行，如Semaphore/CountDownLatch）。

不同的自定义同步器争用共享资源的方式也不同，自定义同步器在实现时只需要实现共享资源state的获取与释放方式即可，至于具体线程等待队列的维护（如获取资源失败入队/唤醒出队等），AQS已经在顶层实现好了。自定义同步器实现时主要实现以下几种方法。

> isHeldExclusively()：该线程是否正在独占资源。只有用到condition才需要去实现它。
> 
> tryAcquire(int)：独占方式。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
> 
> tryRelease(int)：独占方式。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
> 
> tryAcquireShared(int)：共享方式。尝试获取资源，负数表示失败;0表示成功，但没用剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。
> 
> tryReleaseShared(int)：共享方式。尝试释放资源，如果释放后允许唤醒后续等待节点返回true，否则返回false。

以ReentrantLock为例，state初始化为0，表示未锁定状态。A线程lock()时，会调用tryAcquire()独占该锁并将state+1。此后，其他线程再tryAcquire()时就会失败，直到A线程unlock()到state=0（即释放锁）为止，其它线程才有机会获取该锁。当然，释放锁之前，A线程自己是可以重复获取此锁的（state会累加），这就是可重入的概念。但要注意，获取多少次就要释放多么次，这样才能保证state是能回到零态的。

再以CountDownLatch以例，任务分为N个子线程去执行，state也初始化为N（注意N要与线程个数一致）。这N个子线程是并行执行的，每个子线程执行完后countDown()一次，state会CAS减1。等到所有子线程都执行完后(即state=0)，会unpark()主调用线程，然后主调用线程就会从await()函数返回，继续后余动作。

一般来说，自定义同步器要么是独占方法，要么是共享方式，他们也只需实现tryAcquire-tryRelease、tryAcquireShared-tryReleaseShared中的一种即可。但AQS也支持自定义同步器同时实现独占和共享两种方式，如ReentrantReadWriteLock。

## **源码实现** ##

接下来我们开始开始讲解AQS的源码实现。依照acquire-release、acquireShared-releaseShared的次序来。

### **1. acquire(int)** ###

> acquire是一种以独占方式获取资源，如果获取到资源，线程直接返回，否则进入等待队列，直到获取到资源为止，且整个过程忽略中断的影响。该方法是独占模式下线程获取共享资源的顶层入口。
> 
> 获取到资源后，线程就可以去执行其临界区代码了。下面是acquire()的源码  
> public final void acquire(int arg) \{  
> if (!tryAcquire(arg) &&  
> acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))  
> selfInterrupt();  
> \}</pre>

通过注释我们知道，acquire方法是一种互斥模式，且忽略中断。该方法至少执行一次`tryAcquire(int)`方法,如果`tryAcquire(int)`方法返回true，则acquire直接返回，否则当前线程需要进入队列进行排队。函数流程如下

> 1、tryAcquire()：尝试直接获取资源，如果成功则直接返回；
> 
> 2、addWaiter()：将该线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式；
> 
> 3、acquireQueued()：使线程在等待队列中获取资源，一直获取到资源后才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
> 
> 4、如果线程在等待过程中被中断过，它是不响应的。只有获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt（），将中断补上。

## **现在开始对这四个方法进行源码分析** ##

### **1.1 tryAcquire(int)** ###

> protected boolean tryAcquire(int arg) \{  
> throw new UnsupportedOperationException();  
> \}</pre>

tryAcquire尝试以独占的方式获取资源，如果获取成功，则直接返回true，否则直接返回false。该方法可以用于实现Lock中的tryLock（）方法。该方法的默认实现是抛出UnsupportedOperationException异常，

什么？直接throw异常？说好的功能呢？好吧，**还记得概述里讲的AQS只是一个框架，具体资源的获取/释放方式交由自定义同步器去实现吗？**就是这里了！！！AQS这里只定义了一个接口，具体资源的获取交由

自定义同步器去实现了（通过state的get/set/CAS）！！！至于能不能重入，能不能加塞，那就看具体的自定义同步器怎么去设计了！！！当然，自定义同步器在进行资源访问时要考虑线程安全的影响。

这里之所以没有定义成abstract，是因为独占模式下只用实现tryAcquire-tryRelease，而共享模式下只用实现tryAcquireShared-tryReleaseShared。如果都定义成abstract，那么每个模式也要去实现另一模式下的接口。

说到底，Doug Lea还是站在咱们开发者的角度，尽量减少不必要的工作量。

### **1.2 addWaiter(Node)** ###

> \*\* \* Creates and enqueues node for current thread and given mode.
> 
>  *   *  @param mode Node.EXCLUSIVE for exclusive, Node.SHARED for shared
>  *  @return the new node  
>     \*/  
>     private Node addWaiter(Node mode) \{  
>     Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); //——以给定模式构造节点。mode有两种：EXCLUSIVE（独占）和SHARED（共享）  
>     // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure  
>     Node pred = tail; //——尝试快速方式直接放到队尾  
>     if (pred != null) \{  
>     node.prev = pred;  
>     if (compareAndSetTail(pred, node)) \{  
>     pred.next = node;  
>     return node;  
>     \}  
>     \}  
>     enq(node); //——上一步失败则通过enq入队  
>     return node;  
>     \}</pre>

> 不用再说了，直接看注释吧。这里我们说下Node。Node结点是对每一个访问同步代码的线程的封装，其包含了需要同步的线程本身以及线程的状态，如是否被阻塞，是否等待唤醒，是否已经被取消等。变量waitStatus则表示当前被封装成Node结点的等待状态，共有4种取值CANCELLED、SIGNAL、CONDITION、PROPAGATE。
> 
>  *  CANCELLED：值为1，在同步队列中等待的线程等待超时或被中断，需要从同步队列中取消该Node的结点，其结点的waitStatus为CANCELLED，即结束状态，进入该状态后的结点将不会再变化。
> 
>  *  SIGNAL：值为-1，被标识为该等待唤醒状态的后继结点，当其前继结点的线程释放了同步锁或被取消，将会通知该后继结点的线程执行。说白了，就是处于唤醒状态，只要前继结点释放锁，就会通知标识为SIGNAL状态的后继结点的线程执行。
> 
>  *  CONDITION：值为-2，与Condition相关，该标识的结点处于**等待队列**中，结点的线程等待在Condition上，当其他线程调用了Condition的signal()方法后，CONDITION状态的结点将**从等待队列转移到同步队列中**，等待获取同步锁。
> 
>  *  PROPAGATE：值为-3，与共享模式相关，在共享模式中，该状态标识结点的线程处于可运行状态。
> 
>  *  0状态：值为0，代表初始化状态。
> 
> **AQS在判断状态时，通过用waitStatus>0表示取消状态，而waitStatus<0表示有效状态。**

### **1.2.1 enq(node)** ###

> /\*\*
> 
>  *  Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above.
>  *  @param node the node to insert
>  *  @return node's predecessor  
>     \*/  
>     private Node enq(final Node node) \{  
>     for (;;) \{ //——CAS自旋，直到成功加入队尾  
>     Node t = tail;  
>     if (t == null) \{ // Must initialize //——队列为空，创建一个空的标示节点作为head节点，并将tail也指向它  
>     if (compareAndSetHead(new Node()))  
>     tail = head;  
>     \} else \{ //——正常流程放入队尾  
>     node.prev = t;  
>     if (compareAndSetTail(t, node)) \{  
>     t.next = node;  
>     return t;  
>     \}  
>     \}  
>     \}  
>     \}</pre>

enq(node)用于将当前节点插入到等待队列，如果队列为空，则初始化当前队列。整个过程以CAS自旋的方式进行，直到成功加入队尾为止。

### **1.3 acquireQueued(Node, int)** ###

OK，通过tryAcquire()和addWaiter()，该线程获取资源失败，已经被放入等待队列尾部了。聪明的你立刻应该能想到该线程下一部该干什么了吧：**进入等待状态休息，直到其他线程彻底释放资源后唤醒自己，自己再拿到资源，然后就可以去干自己想干的事了**。没错，就是这样！是不是跟医院排队拿号有点相似~~acquireQueued()就是干这件事：**在等待队列中排队拿号（中间没其它事干可以休息），直到拿到号后再返回**。这个函数非常关键，还是上源码吧：

> final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) \{  
> boolean failed = true;//——标记是否成功拿到资源，默认是false  
> try \{  
> boolean interrupted = false;//——标记等待过程是否被中断过  
> for (;;) \{ //——又是一个自旋！  
> final Node p = node.predecessor(); //——拿到前驱  
> if (p == head && tryAcquire(arg)) \{ //——如果前驱是head，即该节点已成为老二，那么便有资源去尝试获取资源（可能是老大释放完资源后唤醒自己的，当然也可能被interrupt了）  
> setHead(node); //——拿到资源后，将head指向该节点。所以head所指向的标杆节点，就是当前获取到资源的那个节点或null  
> p.next = null; // help GC //setHead中的node.prev以置为null，此处再将head.next置为null，就是为了方便GC回收以前的head节点。也就意味着之前拿完资源的节点出队了！  
> failed = false;  
> return interrupted; //——返回等待过程中是否被中断过  
> \}  
> //如果自己可以休息了，就进入waiting状态，直到被unpark()  
> if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&  
> parkAndCheckInterrupt())  
> interrupted = true; //如果等待过程被中断过了，哪怕只有那么一次，就将interrupted标记为true  
> \}  
> \} finally \{  
> if (failed)  
> cancelAcquire(node);  
> \}  
> \}</pre>

到这里了，我们先不急着总结acquireQueued()的函数流程，先看看shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()具体干些什么。

### **1.3.1 shouldParkAfterFailedAcquire(Node, Node)** ###

此方法主要用于检查状态，看看自己是否真的可以去休息了，进入waiting状态

> private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) \{  
> int ws = pred.waitStatus; //——拿到前驱状态  
> if (ws == Node.SIGNAL) //——如果已经告诉前驱拿完号后通知自己一下，那就可以安心休息了  
> /\*  
> \* This node has already set status asking a release  
> \* to signal it, so it can safely park.  
> */  
> return true;  
> if (ws > 0) \{ //——如果前驱放弃了，那就一直往前找，直到找到一个最近正常等待的状态，并排在它的后边，注意哪些放弃的节点，由于被自己加塞到他们前边，他们相当于形成了一个无引用链，稍后GC回收。  
> /*  
> \* 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); //——如果前驱正常，那就把前驱的状态设置为SIGNAL，告诉它拿完号后通知自己一下，有可能失败，人家说不定刚释放完呢！  
> \}  
> return false;  
> \}</pre>

整个流程中，如果前驱结点的状态不是SIGNAL，那么自己就不能安心去休息，需要去找个安心的休息点，同时可以再尝试下看有没有机会轮到自己拿号。

### **1.3.2 parkAndCheckInterrupt()** ###

如果线程找好安全休息点后，那就可以安心去休息了。此方法就是让线程去休息，真正进入等待状态。

> private final boolean parkAndCheckInterrupt() \{  
> LockSupport.park(this);  
> return Thread.interrupted();  
> \}</pre>

park()会让当前线程进入waiting状态。在此状态下，有两种途径可以唤醒该线程：1）被unpark()；2）被interrupt()。

### **1.3.3 小结** ###

OK，看了shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()，现在让我们再回到acquireQueued()，总结下该函数的具体流程：

> 1、节点进入队尾后，检查状态，找到安全休息点
> 
> 2、调用park()进入waiting状态，等待unpark()或interrupt（）唤醒自己
> 
> 3、被唤醒后，看自己是不是有资格能拿到号。如果能拿到，head指向当前节点，并返回从入队到拿到号的整个过程中是否被中断过；如果没用拿到，继续流程1

### **1.4 小结** ###

OKOK，acquireQueued()分析完之后，我们接下来再回到acquire()！再贴上它的源码吧：

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

> 再来总结下它的流程吧：
> 
> 1、调用自定义同步器的tryAcquire（）尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回；
> 
> 2、没成功，则执行addWaiter（）将线程加入等待队列的尾部并标记为独占模式；
> 
> 3、acquireQueued（）使线程在等待队列中休息，有机会时（轮到自己，会被unpark()）会去尝试获取资源。获取到资源才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则会返回true，否则返回false。
> 
> 4、如果线程在等待过程中被中断过，他是不响应的。只是获取资源后才进行自我中断selfInterrupt（），将中断补上。

#### 由于此函数是重中之重，我再用流程图总结一下： ####

![13894260-339935d3e2d60a2b.png][]

image

**至此，acquire()的流程终于算是告一段落了。这也就是ReentrantLock.lock()的流程，不信你去看其lock()源码吧，整个函数就是一条acquire(1)！！！**

### **2.release(int)** ###

上一小节已经把acquire()说完了，这一小节就来讲讲它的反操作release()吧。此方法是独占模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，

如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。这也正是unlock()的语义，当然不仅仅只限于unlock()。下面是release()的源码：

> public final boolean release(int arg) \{  
> if (tryRelease(arg)) \{  
> Node h = head; //——找到头节点  
> if (h != null && h.waitStatus != 0)  
> unparkSuccessor(h); //——唤醒等待队列里的下一个线程  
> return true;  
> \}  
> return false;  
> \}</pre>

逻辑并不复杂。它调用tryRelease()来释放资源。有一点需要注意的是，**它是根据tryRelease()的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了！所以自定义同步器在设计tryRelease()的时候要明确这一点！！**

### **2.1 tryRelease(int)** ###

此方法尝试去释放指定量的资源。下面是tryRelease()的源码：

> protected boolean tryRelease(int arg) \{  
> throw new UnsupportedOperationException();  
> \}</pre>

跟tryAcquire()一样，这个方法是需要独占模式的自定义同步器去实现的。正常来说，tryRelease()都会成功的，因为这是独占模式，该线程来释放资源，那么它肯定已经拿到独占资源了，直接减掉相应量的资源即可(state-=arg)，也不需要考虑线程安全的问题。但要注意它的返回值，上面已经提到了，**release()是根据tryRelease()的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了！**所以自义定同步器在实现时，如果已经彻底释放资源(state=0)，要返回true，否则返回false。

### **2.2 unparkSuccessor(Node)** ###

此方法用于唤醒等待队列中下一个线程。下面是源码：

int ws = node.waitStatus; //——这里node一般为当前线程所在的节点
    if (ws < 0) //——置0当前线程所在的节点状态，允许失败
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
    Node s = node.next; //——找到下一个需要唤醒的结点
    if (s == null || s.waitStatus > 0) { //——如果为空，或已取消
        s = null;
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
            if (t.waitStatus <= 0) //——这里看到<=0的结点，还是有效的结点
                s = t;
    }
    if (s != null)
        LockSupport.unpark(s.thread); //——唤醒

这个函数并不复杂。一句话概括：**用unpark()唤醒等待队列中最前边的那个未放弃线程**，这里我们也用s来表示吧。此时，再和acquireQueued()联系起来，s被唤醒后，进入if (p == head && tryAcquire(arg))的判断（即使p!=head也没关系，它会再进入shouldParkAfterFailedAcquire()寻找一个安全点。这里既然s已经是等待队列中最前边的那个未放弃线程了，那么通过shouldParkAfterFailedAcquire()的调整，s也必然会跑到head的next结点，下一次自旋p==head就成立啦），然后s把自己设置成head标杆结点，表示自己已经获取到资源了，acquire()也返回了！！And then, DO what you WANT!

### **2.3 小结** ###

release()是独占模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。

### **3.acquireShared(int)** ###

此方法是共享模式下线程获取共享资源的顶层入口。它会获取指定量的资源，获取成功则直接返回，获取失败则进入等待队列，直到获取到资源为止，整个过程忽略中断。下面是acquireShared()的源码：

> public final void acquireShared(int arg) \{  
> if (tryAcquireShared(arg) < 0)  
> doAcquireShared(arg);  
> \}</pre>

这里tryAcquireShared()依然需要自定义同步器去实现。但是AQS已经把其返回值的语义定义好了：负值代表获取失败；0代表获取成功，但没有剩余资源；正数表示获取成功，还有剩余资源，其他线程还可以去获取。所以这里acquireShared()的流程就是：
    
    tryAcquireShared()尝试获取资源，成功则直接返回；
    失败则通过doAcquireShared()进入等待队列，直到获取到资源为止才返回。

### **3.1.doAcquireShared(int)** ###

此方法用于将当前线程加入等待队列尾部休息，直到其他线程释放资源唤醒自己，自己成功拿到相应量的资源后才返回。下面是doAcquireShared()的源码：

> private void doAcquireShared(int arg) \{  
> final Node node = addWaiter(Node.SHARED); //——加入队列尾部  
> boolean failed = true; //——是否成功标志  
> try \{  
> boolean interrupted = false; //——等待过程中是否被中断的标志  
> for (;;) \{  
> final Node p = node.predecessor(); //前驱  
> if (p == head) \{ //如果到head的下一个，因为head是拿到资源的线程，此时node被唤醒，很可能是head用完资源来唤醒自己  
> int r = tryAcquireShared(arg); //尝试获取资源  
> if (r >= 0) \{ //成功  
> setHeadAndPropagate(node, r); //将head指向自己，还有剩余资源可以再唤醒之后的线程  
> p.next = null; // help GC  
> if (interrupted) //如果等待过程中被打断过，直接将中断补上  
> selfInterrupt();  
> failed = false;  
> return;  
> \}  
> \}  
> if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && //判断状态，寻找安全点，进入waiting状态，等被unpark()或interrupt（）  
> parkAndCheckInterrupt())  
> interrupted = true;  
> \}  
> \} finally \{  
> if (failed)  
> cancelAcquire(node);  
> \}  
> \}</pre>

有木有觉得跟acquireQueued()很相似？对，其实流程并没有太大区别。只不过这里将补中断的selfInterrupt()放到doAcquireShared()里了，而独占模式是放到acquireQueued()之外，其实都一样，不知道Doug Lea是怎么想的。

跟独占模式比，还有一点需要注意的是，这里只有线程是head.next时（“老二”），才会去尝试获取资源，有剩余的话还会唤醒之后的队友。那么问题就来了，假如老大用完后释放了5个资源，而老二需要6个，老三需要1个，老四需要2个。老大先唤醒老二，老二一看资源不够，他是把资源让给老三呢，还是不让？答案是否定的！老二会继续park()等待其他线程释放资源，也更不会去唤醒老三和老四了。独占模式，同一时刻只有一个线程去执行，这样做未尝不可；但共享模式下，多个线程是可以同时执行的，现在因为老二的资源需求量大，而把后面量小的老三和老四也都卡住了。当然，这并不是问题，只是AQS保证严格按照入队顺序唤醒罢了（保证公平，但降低了并发）。

### **3.1.1 setHeadAndPropagate(Node, int)** ###

> private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) \{  
> Node h = head; // Record old head for check below  
> setHead(node); //head指向自己  
> //如果还有剩余资源，继续唤醒下一个邻居线程  
> if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||  
> (h = head) == null || h.waitStatus < 0) \{  
> Node s = node.next;  
> if (s == null || s.isShared())  
> doReleaseShared();  
> \}  
> \}</pre>

此方法在setHead()的基础上多了一步，就是自己苏醒的同时，如果条件符合（比如还有剩余资源），还会去唤醒后继结点，毕竟是共享模式！

### **3.2 小结** ###

> OK，至此，acquireShared()也要告一段落了。让我们再梳理一下它的流程：
> 
> 1.  tryAcquireShared()尝试获取资源，成功则直接返回；
> 2.  失败则通过doAcquireShared()进入等待队列park()，直到被unpark()/interrupt()并成功获取到资源才返回。整个等待过程也是忽略中断的。
> 
> 其实跟acquire()的流程大同小异，只不过多了个**自己拿到资源后，还会去唤醒后继队友的操作（这才是共享嘛）**。

### **4. releaseShared(int)** ###

上一小节已经把acquireShared()说完了，这一小节就来讲讲它的反操作releaseShared()吧。此方法是共享模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果成功释放且允许唤醒等待线程，它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。下面是releaseShared()的源码：

> public final boolean releaseShared(int arg) \{  
> if (tryReleaseShared(arg)) \{ //尝试释放资源  
> doReleaseShared(); //唤醒后继结点  
> return true;  
> \}  
> return false;  
> \}</pre>

此方法的流程也比较简单，一句话：释放掉资源后，唤醒后继。跟独占模式下的release()相似，但有一点稍微需要注意：独占模式下的tryRelease()在完全释放掉资源（state=0）后，才会返回true去唤醒其他线程，这主要是基于独占下可重入的考量；而共享模式下的releaseShared()则没有这种要求，共享模式实质就是控制一定量的线程并发执行，那么拥有资源的线程在释放掉部分资源时就可以唤醒后继等待结点。例如，资源总量是13，A（5）和B（7）分别获取到资源并发运行，C（4）来时只剩1个资源就需要等待。A在运行过程中释放掉2个资源量，然后tryReleaseShared(2)返回true唤醒C，C一看只有3个仍不够继续等待；随后B又释放2个，tryReleaseShared(2)返回true唤醒C，C一看有5个够自己用了，然后C就可以跟A和B一起运行。而ReentrantReadWriteLock读锁的tryReleaseShared()只有在完全释放掉资源（state=0）才返回true，所以自定义同步器可以根据需要决定tryReleaseShared()的返回值。

### **4.1 doReleaseShared（）** ###

此方法主要用于唤醒后继。下面是它的源码：

for (;;) {
        Node h = head;
        if (h != null && h != tail) {
            int ws = h.waitStatus;
            if (ws == Node.SIGNAL) {
                if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
                    continue;// loop to recheck cases
                unparkSuccessor(h); //唤醒后继
            }
            else if (ws == 0 &&
                     !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
                continue; // loop on failed CAS
        }
        if (h == head) //head发生变化
            break;
    }

## **5 小结** ##

本节我们详解了独占和共享两种模式下获取-释放资源(acquire-release、acquireShared-releaseShared)的源码，相信大家都有一定认识了。值得注意的是，acquire()和acquireShared()两种方法下，线程在等待队列中都是忽略中断的。AQS也支持响应中断的，acquireInterruptibly()/acquireSharedInterruptibly()即是，这里相应的源码跟acquire()和acquireShared()差不多，这里就不再详解了。

## **四、简单应用** ##

### **4.1 Mutex（互斥锁）** ###

Mutex是一个不可重入的互斥锁实现。锁资源（AQS里的state）只有两种状态：0表示未锁定，1表示锁定。下边是Mutex的核心源码：

class Mutex implements Lock, java.io.Serializable {
        // 自定义同步器
        private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
            // 判断是否锁定状态
            protected boolean isHeldExclusively() {
                return getState() == 1;
            }
    
            // 尝试获取资源，立即返回。成功则返回true，否则false。
            public boolean tryAcquire(int acquires) {
                assert acquires == 1; // 这里限定只能为1个量
                if (compareAndSetState(0, 1)) {//state为0才设置为1，不可重入！
                    setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());//设置为当前线程独占资源
                    return true;
                }
                return false;
            }
    
            // 尝试释放资源，立即返回。成功则为true，否则false。
            protected boolean tryRelease(int releases) {
                assert releases == 1; // 限定为1个量
                if (getState() == 0)//既然来释放，那肯定就是已占有状态了。只是为了保险，多层判断！
                    throw new IllegalMonitorStateException();
                setExclusiveOwnerThread(null);
                setState(0);//释放资源，放弃占有状态
                return true;
            }
        }
    
        // 真正同步类的实现都依赖继承于AQS的自定义同步器！
        private final Sync sync = new Sync();
    
        //lock<-->acquire。两者语义一样：获取资源，即便等待，直到成功才返回。
        public void lock() {
            sync.acquire(1);
        }
    
        //tryLock<-->tryAcquire。两者语义一样：尝试获取资源，要求立即返回。成功则为true，失败则为false。
        public boolean tryLock() {
            return sync.tryAcquire(1);
        }
    
        //unlock<-->release。两者语文一样：释放资源。
        public void unlock() {
            sync.release(1);
        }
    
        //锁是否占有状态
        public boolean isLocked() {
            return sync.isHeldExclusively();
        }
    }

同步类在实现时一般都将自定义同步器（sync）定义为内部类，供自己使用；而同步类自己（Mutex）则实现某个接口，对外服务。当然，接口的实现要直接依赖sync，它们在语义上也存在某种对应关系！！而sync只用实现资源state的获取-释放方式tryAcquire-tryRelelase，至于线程的排队、等待、唤醒等，上层的AQS都已经实现好了，我们不用关心。

除了Mutex，ReentrantLock/CountDownLatch/Semphore这些同步类的实现方式都差不多，不同的地方就在获取-释放资源的方式tryAcquire-tryRelelase。掌握了这点，AQS的核心便被攻破了！

OK，至此，整个AQS的讲解也要落下帷幕了。

[13894260-71d9802e91fccfed.jpg]: /images/20211126/93d4c141502a4599b8717d2369b48ab0.png
[13894260-908cbb0f9b3ccc9e.png]: /images/20211126/800c30c7b7cd4cf2aafee35c1df7be7e.png
[13894260-339935d3e2d60a2b.png]: /images/20211126/03a9bd3ce52c48b9a304aa80f9af203e.png