从ReentrantLock的实现看AQS的原理及应用

不念不忘少年蓝@ 2023-01-08 02:27 144阅读 0赞

## 前言 ##

Java中的大部分同步类（Lock、Semaphore、ReentrantLock等）都是基于AbstractQueuedSynchronizer（简称为AQS）实现的。AQS是一种提供了原子式管理同步状态、阻塞和唤醒线程功能以及队列模型的简单框架。本文会从应用层逐渐深入到原理层，并通过ReentrantLock的基本特性和ReentrantLock与AQS的关联，来深入解读AQS相关独占锁的知识点，同时采取问答的模式来帮助大家理解AQS。由于篇幅原因，本篇文章主要阐述AQS中独占锁的逻辑和Sync Queue，不讲述包含共享锁和Condition Queue的部分（本篇文章核心为AQS原理剖析，只是简单介绍了ReentrantLock，感兴趣同学可以阅读一下ReentrantLock的源码）。

下面列出本篇文章的大纲和思路，以便于大家更好地理解：

![1fd30b3459d0a8f7a54d5bb2828d07ba.png][]

## 1 ReentrantLock ##

### 1.1 ReentrantLock特性概览 ###

ReentrantLock意思为可重入锁，指的是一个线程能够对一个临界资源重复加锁。为了帮助大家更好地理解ReentrantLock的特性，我们先将ReentrantLock跟常用的Synchronized进行比较，其特性如下（蓝色部分为本篇文章主要剖析的点）：

![b6cc8e6684315aac697f9601aef1359d.png][]

下面通过伪代码，进行更加直观的比较：

// **************************Synchronized的使用方式**************************
    // 1.用于代码块
    synchronized (this) {}
    // 2.用于对象
    synchronized (object) {}
    // 3.用于方法
    public synchronized void test () {}
    // 4.可重入
    for (int i = 0; i < 100; i++) {
    	synchronized (this) {}
    }
    // **************************ReentrantLock的使用方式**************************
    public void test () throw Exception {
    	// 1.初始化选择公平锁、非公平锁
    	ReentrantLock lock = new ReentrantLock(true);
    	// 2.可用于代码块
    	lock.lock();
    	try {
    		try {
    			// 3.支持多种加锁方式，比较灵活; 具有可重入特性
    			if(lock.tryLock(100, TimeUnit.MILLISECONDS)){ }
    		} finally {
    			// 4.手动释放锁
    			lock.unlock()
    		}
    	} finally {
    		lock.unlock();
    	}
    }

### 1.2 ReentrantLock与AQS的关联 ###

通过上文我们已经了解，ReentrantLock支持公平锁和非公平锁（关于公平锁和非公平锁的原理分析，可参考《[不可不说的Java“锁”事][Java]》），并且ReentrantLock的底层就是由AQS来实现的。那么ReentrantLock是如何通过公平锁和非公平锁与AQS关联起来呢？ 我们着重从这两者的加锁过程来理解一下它们与AQS之间的关系（加锁过程中与AQS的关联比较明显，解锁流程后续会介绍）。

非公平锁源码中的加锁流程如下：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock#NonfairSync
    
    // 非公平锁
    static final class NonfairSync extends Sync {
    	...
    	final void lock() {
    		if (compareAndSetState(0, 1))
    			setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
    		else
    			acquire(1);
    		}
      ...
    }

这块代码的含义为：

*  若通过CAS设置变量State（同步状态）成功，也就是获取锁成功，则将当前线程设置为独占线程。
 *  若通过CAS设置变量State（同步状态）失败，也就是获取锁失败，则进入Acquire方法进行后续处理。

第一步很好理解，但第二步获取锁失败后，后续的处理策略是怎么样的呢？这块可能会有以下思考：

*  某个线程获取锁失败的后续流程是什么呢？有以下两种可能：

(1) 将当前线程获锁结果设置为失败，获取锁流程结束。这种设计会极大降低系统的并发度，并不满足我们实际的需求。所以就需要下面这种流程，也就是AQS框架的处理流程。

(2) 存在某种排队等候机制，线程继续等待，仍然保留获取锁的可能，获取锁流程仍在继续。

*  对于问题1的第二种情况，既然说到了排队等候机制，那么就一定会有某种队列形成，这样的队列是什么数据结构呢？
 *  处于排队等候机制中的线程，什么时候可以有机会获取锁呢？
 *  如果处于排队等候机制中的线程一直无法获取锁，还是需要一直等待吗，还是有别的策略来解决这一问题？

带着非公平锁的这些问题，再看下公平锁源码中获锁的方式：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock#FairSync
    
    static final class FairSync extends Sync {
      ...  
    	final void lock() {
    		acquire(1);
    	}
      ...
    }

看到这块代码，我们可能会存在这种疑问：Lock函数通过Acquire方法进行加锁，但是具体是如何加锁的呢？

结合公平锁和非公平锁的加锁流程，虽然流程上有一定的不同，但是都调用了Acquire方法，而Acquire方法是FairSync和UnfairSync的父类AQS中的核心方法。

对于上边提到的问题，其实在ReentrantLock类源码中都无法解答，而这些问题的答案，都是位于Acquire方法所在的类AbstractQueuedSynchronizer中，也就是本文的核心——AQS。下面我们会对AQS以及ReentrantLock和AQS的关联做详细介绍（相关问题答案会在2.3.5小节中解答）。

## 2 AQS ##

首先，我们通过下面的架构图来整体了解一下AQS框架：

![655aaf8ab4323f0dfa0e1eecf616fda3.png][]

*  上图中有颜色的为Method，无颜色的为Attribution。
 *  总的来说，AQS框架共分为五层，自上而下由浅入深，从AQS对外暴露的API到底层基础数据。
 *  当有自定义同步器接入时，只需重写第一层所需要的部分方法即可，不需要关注底层具体的实现流程。当自定义同步器进行加锁或者解锁操作时，先经过第一层的API进入AQS内部方法，然后经过第二层进行锁的获取，接着对于获取锁失败的流程，进入第三层和第四层的等待队列处理，而这些处理方式均依赖于第五层的基础数据提供层。

下面我们会从整体到细节，从流程到方法逐一剖析AQS框架，主要分析过程如下：

![acd118c4c468a424498ebf584de640a1.png][]

### 2.1 原理概览 ###

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：

![f66fb356ce505e1857c82a9de1763044.png][]

AQS使用一个Volatile的int类型的成员变量来表示同步状态，通过内置的FIFO队列来完成资源获取的排队工作，通过CAS完成对State值的修改。

2.1.1 AQS数据结构

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。

![620bb162ba636249d9a062fb4b317ad6.png][]

解释一下几个方法和属性值的含义：

<table> 
 <thead> 
  <tr> 
   <th>方法和属性值</th> 
   <th>含义</th> 
  </tr> 
 </thead> 
 <tbody> 
  <tr> 
   <td>waitStatus</td> 
   <td>当前节点在队列中的状态</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>thread</td> 
   <td>表示处于该节点的线程</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>prev</td> 
   <td>前驱指针</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>predecessor</td> 
   <td>返回前驱节点，没有的话抛出npe</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>nextWaiter</td> 
   <td>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）</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>next</td> 
   <td>后继指针</td> 
  </tr> 
 </tbody> 
</table>

线程两种锁的模式：

<table> 
 <thead> 
  <tr> 
   <th>模式</th> 
   <th>含义</th> 
  </tr> 
 </thead> 
 <tbody> 
  <tr> 
   <td>SHARED</td> 
   <td>表示线程以共享的模式等待锁</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>EXCLUSIVE</td> 
   <td>表示线程正在以独占的方式等待锁</td> 
  </tr> 
 </tbody> 
</table>

waitStatus有下面几个枚举值：

<table> 
 <thead> 
  <tr> 
   <th>枚举</th> 
   <th>含义</th> 
  </tr> 
 </thead> 
 <tbody> 
  <tr> 
   <td>0</td> 
   <td>当一个Node被初始化的时候的默认值</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>CANCELLED</td> 
   <td>为1，表示线程获取锁的请求已经取消了</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>CONDITION</td> 
   <td>为-2，表示节点在等待队列中，节点线程等待唤醒</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>PROPAGATE</td> 
   <td>为-3，当前线程处在SHARED情况下，该字段才会使用</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>SIGNAL</td> 
   <td>为-1，表示线程已经准备好了，就等资源释放了</td> 
  </tr> 
 </tbody> 
</table>

2.1.2 同步状态State

在了解数据结构后，接下来了解一下AQS的同步状态——State。AQS中维护了一个名为state的字段，意为同步状态，是由Volatile修饰的，用于展示当前临界资源的获锁情况。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    private volatile int state;

下面提供了几个访问这个字段的方法：

<table> 
 <thead> 
  <tr> 
   <th>方法名</th> 
   <th>描述</th> 
  </tr> 
 </thead> 
 <tbody> 
  <tr> 
   <td>protected final int getState()</td> 
   <td>获取State的值</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>protected final void setState(int newState)</td> 
   <td>设置State的值</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update)</td> 
   <td>使用CAS方式更新State</td> 
  </tr> 
 </tbody> 
</table>

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）。

![484c4363f5d4759d4c48579873956e2e.png][]![d81055ab1db25581b5b33660cd61155b.png][]

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。

## 2.2 AQS重要方法与ReentrantLock的关联 ##

从架构图中可以得知，AQS提供了大量用于自定义同步器实现的Protected方法。自定义同步器实现的相关方法也只是为了通过修改State字段来实现多线程的独占模式或者共享模式。自定义同步器需要实现以下方法（ReentrantLock需要实现的方法如下，并不是全部）：

<table> 
 <thead> 
  <tr> 
   <th>方法名</th> 
   <th>描述</th> 
  </tr> 
 </thead> 
 <tbody> 
  <tr> 
   <td>protected boolean isHeldExclusively()</td> 
   <td>该线程是否正在独占资源。只有用到Condition才需要去实现它。</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>protected boolean tryAcquire(int arg)</td> 
   <td>独占方式。arg为获取锁的次数，尝试获取资源，成功则返回True，失败则返回False。</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>protected boolean tryRelease(int arg)</td> 
   <td>独占方式。arg为释放锁的次数，尝试释放资源，成功则返回True，失败则返回False。</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>protected int tryAcquireShared(int arg)</td> 
   <td>共享方式。arg为获取锁的次数，尝试获取资源。负数表示失败；0表示成功，但没有剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>protected boolean tryReleaseShared(int arg)</td> 
   <td>共享方式。arg为释放锁的次数，尝试释放资源，如果释放后允许唤醒后续等待结点返回True，否则返回False。</td> 
  </tr> 
 </tbody> 
</table>

一般来说，自定义同步器要么是独占方式，要么是共享方式，它们也只需实现tryAcquire-tryRelease、tryAcquireShared-tryReleaseShared中的一种即可。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。ReentrantLock是独占锁，所以实现了tryAcquire-tryRelease。

以非公平锁为例，这里主要阐述一下非公平锁与AQS之间方法的关联之处，具体每一处核心方法的作用会在文章后面详细进行阐述。

![552789a8e400ff27cadc804503afc528.png][]

为了帮助大家理解ReentrantLock和AQS之间方法的交互过程，以非公平锁为例，我们将加锁和解锁的交互流程单独拎出来强调一下，以便于对后续内容的理解。

![e90a512cd6d1639ca738670d1d5f644d.png][]

加锁：

*  通过ReentrantLock的加锁方法Lock进行加锁操作。
 *  会调用到内部类Sync的Lock方法，由于Sync\#lock是抽象方法，根据ReentrantLock初始化选择的公平锁和非公平锁，执行相关内部类的Lock方法，本质上都会执行AQS的Acquire方法。
 *  AQS的Acquire方法会执行tryAcquire方法，但是由于tryAcquire需要自定义同步器实现，因此执行了ReentrantLock中的tryAcquire方法，由于ReentrantLock是通过公平锁和非公平锁内部类实现的tryAcquire方法，因此会根据锁类型不同，执行不同的tryAcquire。
 *  tryAcquire是获取锁逻辑，获取失败后，会执行框架AQS的后续逻辑，跟ReentrantLock自定义同步器无关。

解锁：

*  通过ReentrantLock的解锁方法Unlock进行解锁。
 *  Unlock会调用内部类Sync的Release方法，该方法继承于AQS。
 *  Release中会调用tryRelease方法，tryRelease需要自定义同步器实现，tryRelease只在ReentrantLock中的Sync实现，因此可以看出，释放锁的过程，并不区分是否为公平锁。
 *  释放成功后，所有处理由AQS框架完成，与自定义同步器无关。

通过上面的描述，大概可以总结出ReentrantLock加锁解锁时API层核心方法的映射关系。

![0bc5788881e3f954ef1226708aed247b.png][]

## 2.3 通过ReentrantLock理解AQS ##

ReentrantLock中公平锁和非公平锁在底层是相同的，这里以非公平锁为例进行分析。

在非公平锁中，有一段这样的代码：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
    
    static final class NonfairSync extends Sync {
    	...
    	final void lock() {
    		if (compareAndSetState(0, 1))
    			setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
    		else
    			acquire(1);
    	}
      ...
    }

看一下这个Acquire是怎么写的：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    public final void acquire(int arg) {
    	if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
    		selfInterrupt();
    }

再看一下tryAcquire方法：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    protected boolean tryAcquire(int arg) {
    	throw new UnsupportedOperationException();
    }

可以看出，这里只是AQS的简单实现，具体获取锁的实现方法是由各自的公平锁和非公平锁单独实现的（以ReentrantLock为例）。如果该方法返回了True，则说明当前线程获取锁成功，就不用往后执行了；如果获取失败，就需要加入到等待队列中。下面会详细解释线程是何时以及怎样被加入进等待队列中的。

### 2.3.1 线程加入等待队列 ###

2.3.1.1 加入队列的时机

当执行Acquire(1)时，会通过tryAcquire获取锁。在这种情况下，如果获取锁失败，就会调用addWaiter加入到等待队列中去。

2.3.1.2 如何加入队列

获取锁失败后，会执行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)加入等待队列，具体实现方法如下：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    private Node addWaiter(Node mode) {
    	Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    	// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
    	Node pred = tail;
    	if (pred != null) {
    		node.prev = pred;
    		if (compareAndSetTail(pred, node)) {
    			pred.next = node;
    			return node;
    		}
    	}
    	enq(node);
    	return node;
    }
    private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) {
    	return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update);
    }

主要的流程如下：

*  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New中Node的Prev指针指向Pred。
 *  通过compareAndSetTail方法，完成尾节点的设置。这个方法主要是对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。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    static {
    	try {
    		stateOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state"));
    		headOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head"));
    		tailOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail"));
    		waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField("waitStatus"));
    		nextOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField("next"));
    	} catch (Exception ex) { 
        throw new Error(ex); 
      }
    }

从AQS的静态代码块可以看出，都是获取一个对象的属性相对于该对象在内存当中的偏移量，这样我们就可以根据这个偏移量在对象内存当中找到这个属性。tailOffset指的是tail对应的偏移量，所以这个时候会将new出来的Node置为当前队列的尾节点。同时，由于是双向链表，也需要将前一个节点指向尾节点。

*  如果Pred指针是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），就需要看一下Enq的方法。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    private Node enq(final Node node) {
    	for (;;) {
    		Node t = tail;
    		if (t == null) { // Must initialize
    			if (compareAndSetHead(new Node()))
    				tail = head;
    		} else {
    			node.prev = t;
    			if (compareAndSetTail(t, node)) {
    				t.next = node;
    				return t;
    			}
    		}
    	}
    }

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。

总结一下，线程获取锁的时候，过程大体如下：

1.  当没有线程获取到锁时，线程1获取锁成功。
2.  线程2申请锁，但是锁被线程1占有。

![aeac374568a8a9bad8146f972b274d7b.png][]

1.  如果再有线程要获取锁，依次在队列中往后排队即可。

回到上边的代码，hasQueuedPredecessors是公平锁加锁时判断等待队列中是否存在有效节点的方法。如果返回False，说明当前线程可以争取共享资源；如果返回True，说明队列中存在有效节点，当前线程必须加入到等待队列中。

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
    
    public final boolean hasQueuedPredecessors() {
    	// The correctness of this depends on head being initialized
    	// before tail and on head.next being accurate if the current
    	// thread is first in queue.
    	Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
    	Node h = head;
    	Node s;
    	return h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
    }

看到这里，我们理解一下h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());为什么要判断的头结点的下一个节点？第一个节点储存的数据是什么？

> 双向链表中，第一个节点为虚节点，其实并不存储任何信息，只是占位。真正的第一个有数据的节点，是在第二个节点开始的。当h != t时： 如果(s = h.next) == null，等待队列正在有线程进行初始化，但只是进行到了Tail指向Head，没有将Head指向Tail，此时队列中有元素，需要返回True（这块具体见下边代码分析）。 如果(s = h.next) != null，说明此时队列中至少有一个有效节点。如果此时s.thread == Thread.currentThread()，说明等待队列的第一个有效节点中的线程与当前线程相同，那么当前线程是可以获取资源的；如果s.thread != Thread.currentThread()，说明等待队列的第一个有效节点线程与当前线程不同，当前线程必须加入进等待队列。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer#enq
    
    if (t == null) { // Must initialize
    	if (compareAndSetHead(new Node()))
    		tail = head;
    } else {
    	node.prev = t;
    	if (compareAndSetTail(t, node)) {
    		t.next = node;
    		return t;
    	}
    }

节点入队不是原子操作，所以会出现短暂的head != tail，此时Tail指向最后一个节点，而且Tail指向Head。如果Head没有指向Tail（可见5、6、7行），这种情况下也需要将相关线程加入队列中。所以这块代码是为了解决极端情况下的并发问题。

2.3.1.3 等待队列中线程出队列时机

回到最初的源码：

上文解释了addWaiter方法，这个方法其实就是把对应的线程以Node的数据结构形式加入到双端队列里，返回的是一个包含该线程的Node。而这个Node会作为参数，进入到acquireQueued方法中。acquireQueued方法可以对排队中的线程进行“获锁”操作。

总的来说，一个线程获取锁失败了，被放入等待队列，acquireQueued会把放入队列中的线程不断去获取锁，直到获取成功或者不再需要获取（中断）。

下面我们从“何时出队列？”和“如何出队列？”两个方向来分析一下acquireQueued源码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    	// 标记是否成功拿到资源
    	boolean failed = true;
    	try {
    		// 标记等待过程中是否中断过
    		boolean interrupted = false;
    		// 开始自旋，要么获取锁，要么中断
    		for (;;) {
    			// 获取当前节点的前驱节点
    			final Node p = node.predecessor();
    			// 如果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（别忘了头结点是虚节点）
    			if (p == head && tryAcquire(arg)) {
    				// 获取锁成功，头指针移动到当前node
    				setHead(node);
    				p.next = null; // help GC
    				failed = false;
    				return interrupted;
    			}
    			// 说明p为头节点且当前没有获取到锁（可能是非公平锁被抢占了）或者是p不为头结点，这个时候就要判断当前node是否要被阻塞（被阻塞条件：前驱节点的waitStatus为-1），防止无限循环浪费资源。具体两个方法下面细细分析
    			if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
    				interrupted = true;
    		}
    	} finally {
    		if (failed)
    			cancelAcquire(node);
    	}
    }

注：setHead方法是把当前节点置为虚节点，但并没有修改waitStatus，因为它是一直需要用的数据。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    private void setHead(Node node) {
    	head = node;
    	node.thread = null;
    	node.prev = null;
    }
    
    // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    // 靠前驱节点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)
    		return true; 
    	// 通过枚举值我们知道waitStatus>0是取消状态
    	if (ws > 0) {
    		do {
    			// 循环向前查找取消节点，把取消节点从队列中剔除
    			node.prev = pred = pred.prev;
    		} while (pred.waitStatus > 0);
    		pred.next = node;
    	} else {
    		// 设置前任节点等待状态为SIGNAL
    		compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    	}
    	return false;
    }

parkAndCheckInterrupt主要用于挂起当前线程，阻塞调用栈，返回当前线程的中断状态。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
        LockSupport.park(this);
        return Thread.interrupted();
    }

上述方法的流程图如下：

![17c7423032da65b0b7f423623313df07.png][]

从上图可以看出，跳出当前循环的条件是当“前置节点是头结点，且当前线程获取锁成功”。为了防止因死循环导致CPU资源被浪费，我们会判断前置节点的状态来决定是否要将当前线程挂起，具体挂起流程用流程图表示如下（shouldParkAfterFailedAcquire流程）：

![6ab919d9bee6a6483a79d7c03f00baac.png][]

从队列中释放节点的疑虑打消了，那么又有新问题了：

*  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？
 *  是在什么时间释放节点通知到被挂起的线程呢？

### 2.3.2 CANCELLED状态节点生成 ###

acquireQueued方法中的Finally代码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    	boolean failed = true;
    	try {
        ...
    		for (;;) {
    			final Node p = node.predecessor();
    			if (p == head && tryAcquire(arg)) {
    				...
    				failed = false;
            ...
    			}
    			...
    	} finally {
    		if (failed)
    			cancelAcquire(node);
    		}
    }

通过cancelAcquire方法，将Node的状态标记为CANCELLED。接下来，我们逐行来分析这个方法的原理：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    private void cancelAcquire(Node node) {
      // 将无效节点过滤
    	if (node == null)
    		return;
      // 设置该节点不关联任何线程，也就是虚节点
    	node.thread = null;
    	Node pred = node.prev;
      // 通过前驱节点，跳过取消状态的node
    	while (pred.waitStatus > 0)
    		node.prev = pred = pred.prev;
      // 获取过滤后的前驱节点的后继节点
    	Node predNext = pred.next;
      // 把当前node的状态设置为CANCELLED
    	node.waitStatus = Node.CANCELLED;
      // 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null
    	if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
    		compareAndSetNext(pred, predNext, null);
    	} else {
    		int ws;
        // 如果当前节点不是head的后继节点，1:判断当前节点前驱节点的是否为SIGNAL，2:如果不是，则把前驱节点设置为SINGAL看是否成功
        // 如果1和2中有一个为true，再判断当前节点的线程是否为null
        // 如果上述条件都满足，把当前节点的前驱节点的后继指针指向当前节点的后继节点
    		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 {
          // 如果当前节点是head的后继节点，或者上述条件不满足，那就唤醒当前节点的后继节点
    			unparkSuccessor(node);
    		}
    		node.next = node; // help 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。

根据上述第二条，我们来分析每一种情况的流程。

当前节点是尾节点。

![f3a90ebf3aa1ed2dba4c806b4ada56e6.png][]

当前节点是Head的后继节点。

![f175fae2c36e8ba9f250f935b56d86b7.png][]

当前节点不是Head的后继节点，也不是尾节点。

![64e732b4aebb77cacffd8353aee0c826.png][]

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的时候，当前节点的前置节点可能已经从队列中出去了（已经执行过Try代码块中的shouldParkAfterFailedAcquire方法了），如果此时修改Prev指针，有可能会导致Prev指向另一个已经移除队列的Node，因此这块变化Prev指针不安全。 shouldParkAfterFailedAcquire方法中，会执行下面的代码，其实就是在处理Prev指针。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指针比较安全。
> 
>     do {
>     	node.prev = pred = pred.prev;
>     } while (pred.waitStatus > 0);

### 2.3.3 如何解锁 ###

我们已经剖析了加锁过程中的基本流程，接下来再对解锁的基本流程进行分析。由于ReentrantLock在解锁的时候，并不区分公平锁和非公平锁，所以我们直接看解锁的源码：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
    
    public void unlock() {
    	sync.release(1);
    }

可以看到，本质释放锁的地方，是通过框架来完成的。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    public final boolean release(int arg) {
    	if (tryRelease(arg)) {
    		Node h = head;
    		if (h != null && h.waitStatus != 0)
    			unparkSuccessor(h);
    		return true;
    	}
    	return false;
    }

在ReentrantLock里面的公平锁和非公平锁的父类Sync定义了可重入锁的释放锁机制。

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync
    
    // 方法返回当前锁是不是没有被线程持有
    protected final boolean tryRelease(int releases) {
    	// 减少可重入次数
    	int c = getState() - releases;
    	// 当前线程不是持有锁的线程，抛出异常
    	if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
    		throw new IllegalMonitorStateException();
    	boolean free = false;
    	// 如果持有线程全部释放，将当前独占锁所有线程设置为null，并更新state
    	if (c == 0) {
    		free = true;
    		setExclusiveOwnerThread(null);
    	}
    	setState(c);
    	return free;
    }

我们来解释下述源码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    public final boolean release(int arg) {
    	// 上边自定义的tryRelease如果返回true，说明该锁没有被任何线程持有
    	if (tryRelease(arg)) {
    		// 获取头结点
    		Node h = head;
    		// 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
    		if (h != null && h.waitStatus != 0)
    			unparkSuccessor(h);
    		return true;
    	}
    	return false;
    }

这里的判断条件为什么是h != null && h.waitStatus != 0？

> h == null Head还没初始化。初始情况下，head == null，第一个节点入队，Head会被初始化一个虚拟节点。所以说，这里如果还没来得及入队，就会出现head == null 的情况。
> 
> h != null && waitStatus == 0 表明后继节点对应的线程仍在运行中，不需要唤醒。
> 
> h != null && waitStatus < 0 表明后继节点可能被阻塞了，需要唤醒。

再看一下unparkSuccessor方法：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    private void unparkSuccessor(Node node) {
    	// 获取头结点waitStatus
    	int ws = node.waitStatus;
    	if (ws < 0)
    		compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
    	// 获取当前节点的下一个节点
    	Node s = node.next;
    	// 如果下个节点是null或者下个节点被cancelled，就找到队列最开始的非cancelled的节点
    	if (s == null || s.waitStatus > 0) {
    		s = null;
    		// 就从尾部节点开始找，到队首，找到队列第一个waitStatus<0的节点。
    		for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
    			if (t.waitStatus <= 0)
    				s = t;
    	}
    	// 如果当前节点的下个节点不为空，而且状态<=0，就把当前节点unpark
    	if (s != null)
    		LockSupport.unpark(s.thread);
    }

为什么要从后往前找第一个非Cancelled的节点呢？原因如下。

之前的addWaiter方法：

我们从这里可以看到，节点入队并不是原子操作，也就是说，node.prev = pred; compareAndSetTail(pred, node) 这两个地方可以看作Tail入队的原子操作，但是此时pred.next = node;还没执行，如果这个时候执行了unparkSuccessor方法，就没办法从前往后找了，所以需要从后往前找。还有一点原因，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全部的Node。

综上所述，如果是从前往后找，由于极端情况下入队的非原子操作和CANCELLED节点产生过程中断开Next指针的操作，可能会导致无法遍历所有的节点。所以，唤醒对应的线程后，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？

### 2.3.4 中断恢复后的执行流程 ###

唤醒后，会执行return Thread.interrupted();，这个函数返回的是当前执行线程的中断状态，并清除。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    	LockSupport.park(this);
    	return Thread.interrupted();
    }

再回到acquireQueued代码，当parkAndCheckInterrupt返回True或者False的时候，interrupted的值不同，但都会执行下次循环。如果这个时候获取锁成功，就会把当前interrupted返回。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    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 GC
    				failed = false;
    				return interrupted;
    			}
    			if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
    				interrupted = true;
    			}
    	} finally {
    		if (failed)
    			cancelAcquire(node);
    	}
    }

如果acquireQueued为True，就会执行selfInterrupt方法。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    static void selfInterrupt() {
    	Thread.currentThread().interrupt();
    }

该方法其实是为了中断线程。但为什么获取了锁以后还要中断线程呢？这部分属于Java提供的协作式中断知识内容，感兴趣同学可以查阅一下。这里简单介绍一下：

1.  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，也可能是释放了锁以后被唤醒。因此我们通过Thread.interrupted()方法检查中断标记（该方法返回了当前线程的中断状态，并将当前线程的中断标识设置为False），并记录下来，如果发现该线程被中断过，就再中断一次。
2.  线程在等待资源的过程中被唤醒，唤醒后还是会不断地去尝试获取锁，直到抢到锁为止。也就是说，在整个流程中，并不响应中断，只是记录中断记录。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。

这里的处理方式主要是运用线程池中基本运作单元Worder中的runWorker，通过Thread.interrupted()进行额外的判断处理，感兴趣的同学可以看下ThreadPoolExecutor源码。

### 2.3.5 小结 ###

我们在1.3小节中提出了一些问题，现在来回答一下。

> Q：某个线程获取锁失败的后续流程是什么呢？
> 
> A：存在某种排队等候机制，线程继续等待，仍然保留获取锁的可能，获取锁流程仍在继续。
> 
> Q：既然说到了排队等候机制，那么就一定会有某种队列形成，这样的队列是什么数据结构呢？
> 
> A：是CLH变体的FIFO双端队列。
> 
> Q：处于排队等候机制中的线程，什么时候可以有机会获取锁呢？
> 
> A：可以详细看下2.3.1.3小节。
> 
> Q：如果处于排队等候机制中的线程一直无法获取锁，需要一直等待么？还是有别的策略来解决这一问题？
> 
> A：线程所在节点的状态会变成取消状态，取消状态的节点会从队列中释放，具体可见2.3.2小节。
> 
> Q：Lock函数通过Acquire方法进行加锁，但是具体是如何加锁的呢？
> 
> A：AQS的Acquire会调用tryAcquire方法，tryAcquire由各个自定义同步器实现，通过tryAcquire完成加锁过程。

## 3 AQS应用 ##

### 3.1 ReentrantLock的可重入应用 ###

ReentrantLock的可重入性是AQS很好的应用之一，在了解完上述知识点以后，我们很容易得知ReentrantLock实现可重入的方法。在ReentrantLock里面，不管是公平锁还是非公平锁，都有一段逻辑。

公平锁：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync#tryAcquire
    
    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;
    }

非公平锁：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync#nonfairTryAcquire
    
    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;
    }

从上面这两段都可以看到，有一个同步状态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。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
    
    private volatile int state;

接下来看State这个字段主要的过程：

1.  State初始化的时候为0，表示没有任何线程持有锁。
2.  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。
3.  解锁也是对这个字段-1，一直到0，此线程对锁释放。

### 3.2 JUC中的应用场景 ###

除了上边ReentrantLock的可重入性的应用，AQS作为并发编程的框架，为很多其他同步工具提供了良好的解决方案。下面列出了JUC中的几种同步工具，大体介绍一下AQS的应用场景：

<table> 
 <thead> 
  <tr> 
   <th>同步工具</th> 
   <th>同步工具与AQS的关联</th> 
  </tr> 
 </thead> 
 <tbody> 
  <tr> 
   <td>ReentrantLock</td> 
   <td>使用AQS保存锁重复持有的次数。当一个线程获取锁时，ReentrantLock记录当前获得锁的线程标识，用于检测是否重复获取，以及错误线程试图解锁操作时异常情况的处理。</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>Semaphore</td> 
   <td>使用AQS同步状态来保存信号量的当前计数。tryRelease会增加计数，acquireShared会减少计数。</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>CountDownLatch</td> 
   <td>使用AQS同步状态来表示计数。计数为0时，所有的Acquire操作（CountDownLatch的await方法）才可以通过。</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>ReentrantReadWriteLock</td> 
   <td>使用AQS同步状态中的16位保存写锁持有的次数，剩下的16位用于保存读锁的持有次数。</td> 
  </tr> 
  <tr> 
   <td>ThreadPoolExecutor</td> 
   <td>Worker利用AQS同步状态实现对独占线程变量的设置（tryAcquire和tryRelease）。</td> 
  </tr> 
 </tbody> 
</table>

### 3.3 自定义同步工具 ###

了解AQS基本原理以后，按照上面所说的AQS知识点，自己实现一个同步工具。

public class LeeLock  {
    
        private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
            @Override
            protected boolean tryAcquire (int arg) {
                return compareAndSetState(0, 1);
            }
    
            @Override
            protected boolean tryRelease (int arg) {
                setState(0);
                return true;
            }
    
            @Override
            protected boolean isHeldExclusively () {
                return getState() == 1;
            }
        }
        
        private Sync sync = new Sync();
        
        public void lock () {
            sync.acquire(1);
        }
        
        public void unlock () {
            sync.release(1);
        }
    }

通过我们自己定义的Lock完成一定的同步功能。

public class LeeMain {
    
        static int count = 0;
        static LeeLock leeLock = new LeeLock();
    
        public static void main (String[] args) throws InterruptedException {
    
            Runnable runnable = new Runnable() {
                @Override
                public void run () {
                    try {
                        leeLock.lock();
                        for (int i = 0; i < 10000; i++) {
                            count++;
                        }
                    } catch (Exception e) {
                        e.printStackTrace();
                    } finally {
                        leeLock.unlock();
                    }
    
                }
            };
            Thread thread1 = new Thread(runnable);
            Thread thread2 = new Thread(runnable);
            thread1.start();
            thread2.start();
            thread1.join();
            thread2.join();
            System.out.println(count);
        }
    }

上述代码每次运行结果都会是20000。通过简单的几行代码就能实现同步功能，这就是AQS的强大之处。

## 总结 ##

我们日常开发中使用并发的场景太多，但是对并发内部的基本框架原理了解的人却不多。由于篇幅原因，本文仅介绍了可重入锁ReentrantLock的原理和AQS原理，希望能够成为大家了解AQS和ReentrantLock等同步器的“敲门砖”。

## 参考资料 ##

*  Lea D. The java. util. concurrent synchronizer framework\[J\]. Science of Computer Programming, 2005, 58(3): 293-309.
 *  《Java并发编程实战》
 *  [不可不说的Java“锁”事][Java 1]

## 作者简介 ##

李卓，美团点评住宿度假研发中心Java研发工程师，2018年加入美团点评。

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[Java 1]: https://tech.meituan.com/2018/11/15/java-lock.html