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title: 从ReentrantLock的实现看AQS的原理及应用
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category: Java
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tag:
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- Java并发
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> 本文转载自：https://tech.meituan.com/2019/12/05/aqs-theory-and-apply.html
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> 作者：美团技术团队
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Java 中的大部分同步类（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。
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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）。
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## 1 ReentrantLock
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### 1.1 ReentrantLock 特性概览
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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）：
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下面通过伪代码，进行更加直观的比较：
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```java
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// **************************Synchronized的使用方式**************************
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// 1.用于代码块
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synchronized (this) {}
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// 2.用于对象
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synchronized (object) {}
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// 3.用于方法
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public synchronized void test () {}
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// 4.可重入
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for (int i = 0; i < 100; i++) {
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synchronized (this) {}
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}
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// **************************ReentrantLock的使用方式**************************
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public void test () throw Exception {
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// 1.初始化选择公平锁、非公平锁
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ReentrantLock lock = new ReentrantLock(true);
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// 2.可用于代码块
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lock.lock();
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try {
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try {
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// 3.支持多种加锁方式，比较灵活; 具有可重入特性
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if(lock.tryLock(100, TimeUnit.MILLISECONDS)){ }
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} finally {
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// 4.手动释放锁
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lock.unlock()
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}
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} finally {
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lock.unlock();
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}
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}
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```
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### 1.2 ReentrantLock 与 AQS 的关联
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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](https://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MjM5NjQ5MTI5OA==&mid=2651749434&idx=3&sn=5ffa63ad47fe166f2f1a9f604ed10091&chksm=bd12a5778a652c61509d9e718ab086ff27ad8768586ea9b38c3dcf9e017a8e49bcae3df9bcc8&scene=38#wechat_redirect)》），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）。
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非公平锁源码中的加锁流程如下：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock#NonfairSync
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// 非公平锁
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static final class NonfairSync extends Sync {
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...
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final void lock() {
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if (compareAndSetState(0, 1))
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setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
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else
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acquire(1);
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}
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...
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}
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```
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这块代码的含义为：
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- 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。
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- 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。
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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：
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- 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：
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(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。
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(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。
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- 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？
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- 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？
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- 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？
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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：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock#FairSync
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static final class FairSync extends Sync {
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...
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final void lock() {
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acquire(1);
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}
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...
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}
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```
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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？
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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。
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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）。
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## 2 AQS
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首先，我们通过下面的架构图来整体了解一下 AQS 框架：
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- 上图中有颜色的为 Method，无颜色的为 Attribution。
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- 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。
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- 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。
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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：
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### 2.1 原理概览
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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。
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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。
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主要原理图如下：
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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。
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#### 2.1.1 AQS 数据结构
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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。
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解释一下几个方法和属性值的含义：
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| 方法和属性值 | 含义 |
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| :----------- | :----------------------------------------------------------- |
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| waitStatus | 当前节点在队列中的状态 |
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| thread | 表示处于该节点的线程 |
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| prev | 前驱指针 |
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| predecessor | 返回前驱节点，没有的话抛出 npe |
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| 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） |
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| next | 后继指针 |
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线程两种锁的模式：
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| 模式 | 含义 |
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| :-------- | :----------------------------- |
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| SHARED | 表示线程以共享的模式等待锁 |
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| EXCLUSIVE | 表示线程正在以独占的方式等待锁 |
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waitStatus 有下面几个枚举值：
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| 枚举 | 含义 |
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| :-------- | :----------------------------------------------- |
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| 0 | 当一个 Node 被初始化的时候的默认值 |
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| CANCELLED | 为 1，表示线程获取锁的请求已经取消了 |
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| CONDITION | 为-2，表示节点在等待队列中，节点线程等待唤醒 |
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| PROPAGATE | 为-3，当前线程处在 SHARED 情况下，该字段才会使用 |
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| SIGNAL | 为-1，表示线程已经准备好了，就等资源释放了 |
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#### 2.1.2 同步状态 State
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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。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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private volatile int state;
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```
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下面提供了几个访问这个字段的方法：
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| 方法名 | 描述 |
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| :----------------------------------------------------------- | :---------------------- |
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| protected final int getState() | 获取 State 的值 |
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| protected final void setState(int newState) | 设置 State 的值 |
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| protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) | 使用 CAS 方式更新 State |
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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）。
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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。
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### 2.2 AQS 重要方法与 ReentrantLock 的关联
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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）：
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| 方法名 | 描述 |
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| :------------------------------------------ | :----------------------------------------------------------- |
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| protected boolean isHeldExclusively() | 该线程是否正在独占资源。只有用到 Condition 才需要去实现它。 |
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| protected boolean tryAcquire(int arg) | 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。 |
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| protected boolean tryRelease(int arg) | 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。 |
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| protected int tryAcquireShared(int arg) | 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。 |
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| protected boolean tryReleaseShared(int arg) | 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。 |
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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。
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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。
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> 🐛 修正（参见： [issue#1761](https://github.com/Snailclimb/JavaGuide/issues/1761)）: 图中的一处小错误，(AQS)CAS修改共享资源 State 成功之后应该是获取锁成功(非公平锁)。
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>
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> 对应的源码如下：
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> ```java
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> final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
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> final Thread current = Thread.currentThread();//获取当前线程
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> int c = getState();
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> if (c == 0) {
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> if (compareAndSetState(0, acquires)) {//CAS抢锁
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> setExclusiveOwnerThread(current);//设置当前线程为独占线程
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> return true;//抢锁成功
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> }
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> }
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> else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
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> int nextc = c + acquires;
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> if (nextc < 0) // overflow
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> throw new Error("Maximum lock count exceeded");
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> setState(nextc);
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> return true;
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> }
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> return false;
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> }
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> ```
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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。
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加锁：
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- 通过 ReentrantLock 的加锁方法 Lock 进行加锁操作。
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- 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。
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- 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。
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- 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。
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解锁：
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- 通过 ReentrantLock 的解锁方法 Unlock 进行解锁。
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- Unlock 会调用内部类 Sync 的 Release 方法，该方法继承于 AQS。
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- 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。
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- 释放成功后，所有处理由 AQS 框架完成，与自定义同步器无关。
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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。
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## 3 通过 ReentrantLock 理解 AQS
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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。
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在非公平锁中，有一段这样的代码：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
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static final class NonfairSync extends Sync {
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...
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final void lock() {
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if (compareAndSetState(0, 1))
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setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
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else
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acquire(1);
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}
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...
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}
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```
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看一下这个 Acquire 是怎么写的：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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public final void acquire(int arg) {
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if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
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selfInterrupt();
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}
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```
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再看一下 tryAcquire 方法：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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protected boolean tryAcquire(int arg) {
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throw new UnsupportedOperationException();
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}
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```
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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。
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### 3.1 线程加入等待队列
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#### 3.1.1 加入队列的时机
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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。
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#### 3.1.2 如何加入队列
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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：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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private Node addWaiter(Node mode) {
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Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
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// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
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Node pred = tail;
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if (pred != null) {
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node.prev = pred;
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if (compareAndSetTail(pred, node)) {
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pred.next = node;
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return node;
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}
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}
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enq(node);
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return node;
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}
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private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) {
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return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update);
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}
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```
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主要的流程如下：
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- 通过当前的线程和锁模式新建一个节点。
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- Pred 指针指向尾节点 Tail。
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- 将 New 中 Node 的 Prev 指针指向 Pred。
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- 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。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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static {
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try {
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stateOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state"));
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headOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head"));
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||
tailOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail"));
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||
waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField("waitStatus"));
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nextOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField("next"));
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} catch (Exception ex) {
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throw new Error(ex);
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}
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}
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```
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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。
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- 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。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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private Node enq(final Node node) {
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for (;;) {
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Node t = tail;
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if (t == null) { // Must initialize
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||
if (compareAndSetHead(new Node()))
|
||
tail = head;
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} else {
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node.prev = t;
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||
if (compareAndSetTail(t, node)) {
|
||
t.next = node;
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return t;
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}
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||
}
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||
}
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||
}
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```
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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。
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总结一下，线程获取锁的时候，过程大体如下：
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1、当没有线程获取到锁时，线程 1 获取锁成功。
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2、线程 2 申请锁，但是锁被线程 1 占有。
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3、如果再有线程要获取锁，依次在队列中往后排队即可。
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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。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
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public final boolean hasQueuedPredecessors() {
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// The correctness of this depends on head being initialized
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// before tail and on head.next being accurate if the current
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// thread is first in queue.
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Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
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Node h = head;
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Node s;
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return h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
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}
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```
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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？
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> 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。
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||
```java
|
||
// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer#enq
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||
|
||
if (t == null) { // Must initialize
|
||
if (compareAndSetHead(new Node()))
|
||
tail = head;
|
||
} else {
|
||
node.prev = t;
|
||
if (compareAndSetTail(t, node)) {
|
||
t.next = node;
|
||
return t;
|
||
}
|
||
}
|
||
```
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||
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。
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#### 3.1.3 等待队列中线程出队列时机
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回到最初的源码：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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public final void acquire(int arg) {
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if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
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selfInterrupt();
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}
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```
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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。
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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）。
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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：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
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||
// 标记是否成功拿到资源
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boolean failed = true;
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try {
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// 标记等待过程中是否中断过
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||
boolean interrupted = false;
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||
// 开始自旋，要么获取锁，要么中断
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||
for (;;) {
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||
// 获取当前节点的前驱节点
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final Node p = node.predecessor();
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||
// 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）
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||
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
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||
// 获取锁成功，头指针移动到当前node
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||
setHead(node);
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||
p.next = null; // help GC
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||
failed = false;
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||
return interrupted;
|
||
}
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||
// 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
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||
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
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||
interrupted = true;
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||
}
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} finally {
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if (failed)
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||
cancelAcquire(node);
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||
}
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}
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```
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||
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。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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private void setHead(Node node) {
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head = node;
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node.thread = null;
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node.prev = null;
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}
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||
// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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||
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||
// 靠前驱节点判断当前线程是否应该被阻塞
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||
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
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||
// 获取头结点的节点状态
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int ws = pred.waitStatus;
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||
// 说明头结点处于唤醒状态
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||
if (ws == Node.SIGNAL)
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return true;
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||
// 通过枚举值我们知道waitStatus>0是取消状态
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||
if (ws > 0) {
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||
do {
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||
// 循环向前查找取消节点，把取消节点从队列中剔除
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||
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
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||
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
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||
}
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||
return false;
|
||
}
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||
```
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||
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。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
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||
LockSupport.park(this);
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return Thread.interrupted();
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||
}
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```
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上述方法的流程图如下：
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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）：
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从队列中释放节点的疑虑打消了，那么又有新问题了：
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- 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？
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- 是在什么时间释放节点通知到被挂起的线程呢？
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### 3.2 CANCELLED 状态节点生成
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acquireQueued 方法中的 Finally 代码：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
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||
boolean failed = true;
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try {
|
||
...
|
||
for (;;) {
|
||
final Node p = node.predecessor();
|
||
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
|
||
...
|
||
failed = false;
|
||
...
|
||
}
|
||
...
|
||
} finally {
|
||
if (failed)
|
||
cancelAcquire(node);
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||
}
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||
}
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```
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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：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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private void cancelAcquire(Node node) {
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// 将无效节点过滤
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if (node == null)
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return;
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// 设置该节点不关联任何线程，也就是虚节点
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||
node.thread = null;
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Node pred = node.prev;
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||
// 通过前驱节点，跳过取消状态的node
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||
while (pred.waitStatus > 0)
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||
node.prev = pred = pred.prev;
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||
// 获取过滤后的前驱节点的后继节点
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||
Node predNext = pred.next;
|
||
// 把当前node的状态设置为CANCELLED
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||
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
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||
// 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);
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||
}
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||
node.next = node; // help GC
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||
}
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||
}
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||
```
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当前的流程：
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- 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。
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||
- 根据当前节点的位置，考虑以下三种情况：
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(1) 当前节点是尾节点。
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(2) 当前节点是 Head 的后继节点。
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||
(3) 当前节点不是 Head 的后继节点，也不是尾节点。
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根据上述第二条，我们来分析每一种情况的流程。
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|
||
当前节点是尾节点。
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||
|
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||
当前节点是 Head 的后继节点。
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||
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|
||
|
||
当前节点不是 Head 的后继节点，也不是尾节点。
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||
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？
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||
|
||
> 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。
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||
>
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||
> ```java
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||
> do {
|
||
> node.prev = pred = pred.prev;
|
||
> } while (pred.waitStatus > 0);
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||
> ```
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### 3.3 如何解锁
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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：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
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public void unlock() {
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sync.release(1);
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||
}
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||
```
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||
可以看到，本质释放锁的地方，是通过框架来完成的。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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||
public final boolean release(int arg) {
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||
if (tryRelease(arg)) {
|
||
Node h = head;
|
||
if (h != null && h.waitStatus != 0)
|
||
unparkSuccessor(h);
|
||
return true;
|
||
}
|
||
return false;
|
||
}
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||
```
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||
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。
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||
```java
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// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync
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||
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||
// 方法返回当前锁是不是没有被线程持有
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||
protected final boolean tryRelease(int releases) {
|
||
// 减少可重入次数
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||
int c = getState() - releases;
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||
// 当前线程不是持有锁的线程，抛出异常
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||
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
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||
if (c == 0) {
|
||
free = true;
|
||
setExclusiveOwnerThread(null);
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||
}
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||
setState(c);
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||
return free;
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||
}
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||
```
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我们来解释下述源码：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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public final boolean release(int arg) {
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||
// 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
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||
if (tryRelease(arg)) {
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||
// 获取头结点
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||
Node h = head;
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||
// 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
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||
if (h != null && h.waitStatus != 0)
|
||
unparkSuccessor(h);
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||
return true;
|
||
}
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||
return false;
|
||
}
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||
```
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||
这里的判断条件为什么是 h != null && h.waitStatus != 0？
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> 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。
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>
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> 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。
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>
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||
> h != null && waitStatus < 0 表明后继节点可能被阻塞了，需要唤醒。
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再看一下 unparkSuccessor 方法：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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private void unparkSuccessor(Node node) {
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// 获取头结点waitStatus
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int ws = node.waitStatus;
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||
if (ws < 0)
|
||
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
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||
// 获取当前节点的下一个节点
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||
Node s = node.next;
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||
// 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
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||
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
|
||
s = null;
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||
// 就从尾部节点开始找，到队首，找到队列第一个waitStatus<0的节点。
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||
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);
|
||
}
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||
```
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为什么要从后往前找第一个非 Cancelled 的节点呢？原因如下。
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之前的 addWaiter 方法：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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private Node addWaiter(Node mode) {
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||
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
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||
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
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||
Node pred = tail;
|
||
if (pred != null) {
|
||
node.prev = pred;
|
||
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
|
||
pred.next = node;
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||
return node;
|
||
}
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||
}
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||
enq(node);
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||
return node;
|
||
}
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||
```
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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。
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||
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？
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### 3.4 中断恢复后的执行流程
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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。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
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LockSupport.park(this);
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||
return Thread.interrupted();
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||
}
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```
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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。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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||
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
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||
boolean failed = true;
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||
try {
|
||
boolean interrupted = false;
|
||
for (;;) {
|
||
final Node p = node.predecessor();
|
||
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
|
||
setHead(node);
|
||
p.next = null; // help GC
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||
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。
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||
```java
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||
// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
|
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|
||
static void selfInterrupt() {
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||
Thread.currentThread().interrupt();
|
||
}
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||
```
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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：
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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。
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||
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。
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### 3.5 小结
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我们在 1.3 小节中提出了一些问题，现在来回答一下。
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> Q：某个线程获取锁失败的后续流程是什么呢？
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>
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> 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。
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>
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||
> 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？
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>
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> A：是 CLH 变体的 FIFO 双端队列。
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||
>
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||
> 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？
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||
>
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||
> A：可以详细看下 2.3.1.3 小节。
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>
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||
> 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？
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>
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||
> 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。
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>
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> Q：Lock 函数通过 Acquire 方法进行加锁，但是具体是如何加锁的呢？
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>
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> 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。
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## 4 AQS 应用
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### 4.1 ReentrantLock 的可重入应用
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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。
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公平锁：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync#tryAcquire
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if (c == 0) {
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if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) {
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||
setExclusiveOwnerThread(current);
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return true;
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||
}
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}
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||
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
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||
int nextc = c + acquires;
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||
if (nextc < 0)
|
||
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
|
||
setState(nextc);
|
||
return true;
|
||
}
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||
```
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非公平锁：
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```java
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// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync#nonfairTryAcquire
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|
||
if (c == 0) {
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||
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;
|
||
}
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||
```
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||
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。
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```java
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// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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||
private volatile int state;
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||
```
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||
接下来看 State 这个字段主要的过程：
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1. State 初始化的时候为 0，表示没有任何线程持有锁。
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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。
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3. 解锁也是对这个字段-1，一直到 0，此线程对锁释放。
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### 4.2 JUC 中的应用场景
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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：
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| 同步工具 | 同步工具与 AQS 的关联 |
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| :--------------------- | :----------------------------------------------------------- |
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| ReentrantLock | 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。 |
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| Semaphore | 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。 |
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| CountDownLatch | 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。 |
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| ReentrantReadWriteLock | 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。 |
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| ThreadPoolExecutor | Worker 利用 AQS 同步状态实现对独占线程变量的设置（tryAcquire 和 tryRelease）。 |
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### 4.3 自定义同步工具
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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。
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```java
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public class LeeLock {
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private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
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@Override
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protected boolean tryAcquire (int arg) {
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return compareAndSetState(0, 1);
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}
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@Override
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protected boolean tryRelease (int arg) {
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setState(0);
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return true;
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}
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@Override
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protected boolean isHeldExclusively () {
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return getState() == 1;
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}
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}
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private Sync sync = new Sync();
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public void lock () {
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sync.acquire(1);
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}
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public void unlock () {
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sync.release(1);
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}
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}
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```
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通过我们自己定义的 Lock 完成一定的同步功能。
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```java
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public class LeeMain {
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static int count = 0;
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static LeeLock leeLock = new LeeLock();
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public static void main (String[] args) throws InterruptedException {
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Runnable runnable = new Runnable() {
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@Override
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public void run () {
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try {
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leeLock.lock();
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for (int i = 0; i < 10000; i++) {
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count++;
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}
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} catch (Exception e) {
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e.printStackTrace();
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} finally {
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leeLock.unlock();
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}
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}
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};
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Thread thread1 = new Thread(runnable);
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Thread thread2 = new Thread(runnable);
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thread1.start();
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thread2.start();
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thread1.join();
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thread2.join();
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System.out.println(count);
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}
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}
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```
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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。
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## 5 总结
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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”。
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## 参考资料
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- Lea D. The java. util. concurrent synchronizer framework[J]. Science of Computer Programming, 2005, 58(3): 293-309.
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- 《Java 并发编程实战》
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- [不可不说的 Java“锁”事](https://tech.meituan.com/2018/11/15/java-lock.html)
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