如何理解AQS源码
本篇内容介绍了“如何理解AQS源码”的有关知识，在实际案例的操作过程中，不少人都会遇到这样的困境，接下来就让小编带领大家学习一下如何处理这些情况吧！希望大家仔细阅读，能够学有所成！
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AQS abstractQueueSynchronizer（抽象队列同步器），是什么？
答：它是用来构建锁 或者 其他同步器组件的重量级基础框架，是整个JUC体系的基础。通过内置FIFO队列来完成获取线程取锁的排队工作，并通过一个int类型变量标识持有锁的状态；
前置知识点：
1、可重入锁（递归锁）：
sync（隐式锁，jvm管理）和ReentrantLock（Lock显式锁，就是手动加解）是重入锁的典型代表，为可以重复使用的锁。一个变成多个流程，可以获取同一把锁。
可重入锁概念： 是指一个线程，在外层方法获取锁的时候，再次进入该线程的内层方法会自动获取锁（必须是同一个对象），不会被阻塞。可避免死锁
举例： 递归调用同一个 sync修饰的方法或者代码块。必须是一个对象才行。一个线程调用一个对象的method1,method1 调用method2，method2调用method3, 3个方法都是被sync修饰，这样也是一个可重入锁的例子 。
再比如下面这种
static Object lock = new Object();
public void mm(){
synchronized (lock){
System.out.println("===========mm method");
synchronized (lock){
System.out.println("=========== method");
}
}
}只有一个对象 和同步代码块，如果sycn中嵌套sync 并都是lock对象，那么该线程就会持有当前对象的锁，并可重入。反编译后发现
public void mm(); Code: 0: getstatic #7 // Field lock:Ljava/lang/Object; 3: dup 4: astore_1 5: monitorenter 6: getstatic #8 // Field java/lang/System.out:Ljava/io/PrintStream; 9: ldc #9 // String ===========mm method 11: invokevirtual #10 // Method java/io/PrintStream.println:(Ljava/lang/String;)V 14: aload_1 15: monitorexit 16: goto 24 19: astore_2 20: aload_1 21: monitorexit 22: aload_2 23: athrow 24: return Exception table: from to target type 6 16 19 any 19 22 19 any
sync同步代码块加解锁，使用的命令为monitorenter 和 monitorexit（同步方法标识是ACC_SYNCHRONIZED，在flag中）,enter 为加锁，必须成对出现，但这里却又两个exit。原因为第一个exit为程序正常运行后的解锁命令，并执行完后会执行goto到return ，也就是第24行，
第二个exit 为当程序出现异常时，需要执行的解锁命令；
如上就是可重入锁的相关概念
2、什么是LockSupport？
根据jdk8 的api文档显示定义为： 用于创建锁和其他同步类的基本线程阻塞原语；
是一个线程阻塞工具类，所有方法均为静态，可以让线程在任意位置阻塞，阻塞后也有对应的唤醒方法。
先复习下object 对象的wait 和 notify 和Lock 的condition
wait 和notify 必须在sync 代码块中才能使用，否则报错。非法的监视器
condition的await 和 signal方法也必须在lock 和unlock方法前执行，否则报错，非法的监视器
线程一定要先 等待 ，再 被 唤醒，顺序不能换
LockSupport 有两个关键函数 park 和unpark，该类使用了Permit（许可证）的概念来阻塞和唤醒线程的功能。每个线程都会有一个Permit，该Permit 只有两个值 0 和1 ，默认是0。类似于信号量，但上限是1；
来看park方法：
public static void park() {
//unsafe的方法。初始为0
UNSAFE.park(false, 0L);
}禁止当前线程进行线程调度，除非Permit可用，就是1
如果Permit 为1（有可用证书） 将变更为0（线程仍然会处理业务逻辑），并且立即返回。否则当前线程对于线程调度目的将被禁用，并处于休眠状态。直至发生三件事情之一：
一些其他线程调用当前线程作为目标的unpark ; 要么
其他一些线程当前线程为interrupts ; 要么
电话虚假（也就是说，没有理由）返回。
这种方法不报告是哪个线程导致该方法返回。 来电者应重新检查导致线程首先停放的条件。 呼叫者还可以确定线程在返回时的中断状态。
小结：Permit默认0，所以一开始调用park，当前线程被阻塞，直到别的线程将当前线程的Permit修改为1，从park方法处被唤醒，处理业务，然后会将permit修改为0，并返回；如果permit为1，调用park时会将permit修改为0，在执行业务逻辑到线程生命周期。与park方法定义吻合。
在看unpark方法：
public static void unpark(Thread thread) {
if (thread != null)
UNSAFE.unpark(thread);
}在调用unpark方法后，会将Thread线程的许可permit设置成1，会自动唤醒thread线程，即，之前阻塞中的LockSupport.park方法会立即返回，然后线程执行业务逻辑 。 且 unpark可以在park之前执行。相当于执行park没有效果。
3、AQS abstractQueueSynchronizer 源码
剩余前置知识为： 公平锁、非公平锁、自旋锁、链表、模板设计模式
AQS使用volatile修饰的int类型的变量 标识锁的状态，通过内置的FIFO队列来完成资源获取的排队工作，将每条要去抢占资源的线程封装成node节点实现锁的分配，通过CAS（自旋锁）完成对state值的修改 ；
（1）node节点源码
static final class Node {
/** Marker to indicate a node is waiting in shared mode */
//共享节点
static final Node SHARED = new Node();
/** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode */
//独占节点
static final Node EXCLUSIVE = null;
/** waitStatus value to indicate thread has cancelled */
//线程被取消状态
static final int CANCELLED = 1;
/** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */
// 后续线程需要唤醒
static final int SIGNAL = -1;
/** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
//邓丹condition唤醒
static final int CONDITION = -2;
/**
* waitStatus value to indicate the next acquireShared should
* unconditionally propagate
*/
//共享室同步状态获取 将会无条件传播下去
static final int PROPAGATE = -3;
/**
* Status field, taking on only the values:
* SIGNAL: The successor of this node is (or will soon be)
* blocked (via park), so the current node must
* unpark its successor when it releases or
* cancels. To avoid races, acquire methods must
* first indicate they need a signal,
* then retry the atomic acquire, and then,
* on failure, block.
* CANCELLED: This node is cancelled due to timeout or interrupt.
* Nodes never leave this state. In particular,
* a thread with cancelled node never again blocks.
* CONDITION: This node is currently on a condition queue.
* It will not be used as a sync queue node
* until transferred, at which time the status
* will be set to 0. (Use of this value here has
* nothing to do with the other uses of the
* field, but simplifies mechanics.)
* PROPAGATE: A releaseShared should be propagated to other
* nodes. This is set (for head node only) in
* doReleaseShared to ensure propagation
* continues, even if other operations have
* since intervened.
* 0: None of the above
*
* The values are arranged numerically to simplify use.
* Non-negative values mean that a node doesn't need to
* signal. So, most code doesn't need to check for particular
* values, just for sign.
*
* The field is initialized to 0 for normal sync nodes, and
* CONDITION for condition nodes. It is modified using CAS
* (or when possible, unconditional volatile writes).
*/
//初始为0，状态是上面几种，标识当前节点在队列中的状态
volatile int waitStatus;
/**
* Link to predecessor node that current node/thread relies on
* for checking waitStatus. Assigned during enqueuing, and nulled
* out (for sake of GC) only upon dequeuing. Also, upon
* cancellation of a predecessor, we short-circuit while
* finding a non-cancelled one, which will always exist
* because the head node is never cancelled: A node becomes
* head only as a result of successful acquire. A
* cancelled thread never succeeds in acquiring, and a thread only
* cancels itself, not any other node.
*/
//前置节点
volatile Node prev;
/**
* Link to the successor node that the current node/thread
* unparks upon release. Assigned during enqueuing, adjusted
* when bypassing cancelled predecessors, and nulled out (for
* sake of GC) when dequeued. The enq operation does not
* assign next field of a predecessor until after attachment,
* so seeing a null next field does not necessarily mean that
* node is at end of queue. However, if a next field appears
* to be null, we can scan prev's from the tail to
* double-check. The next field of cancelled nodes is set to
* point to the node itself instead of null, to make life
* easier for isOnSyncQueue.
*/
//后置节点
volatile Node next;
/**
* The thread that enqueued this node. Initialized on
* construction and nulled out after use.
*/
//当线程对象
volatile Thread thread;
/**
* Link to next node waiting on condition, or the special
* value SHARED. Because condition queues are accessed only
* when holding in exclusive mode, we just need a simple
* linked queue to hold nodes while they are waiting on
* conditions. They are then transferred to the queue to
* re-acquire. And because conditions can only be exclusive,
* we save a field by using special value to indicate shared
* mode.
*/
Node nextWaiter;
/**
* Returns true if node is waiting in shared mode.
*/
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
/**
* Returns previous node, or throws NullPointerException if null.
* Use when predecessor cannot be null. The null check could
* be elided, but is present to help the VM.
*
* @return the predecessor of this node
*/
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}node节点就是每一个等待执行的线程。还有一个waitState状态字段，标识当前等待中的线程状态
根据node节点 绘画一个aqs基本结构图
解释：state为状态位，aqs为同步器。有head 和tail两个 头 尾节点，当state = 1时，表明同步器被占用（或者说当前有线程持有了同一个对象的锁），将后续线程添加到队列中，并用双向链表连接，遵循FIFO。
（2）以ReentrantLock的实现分析。因为他也实现了Lock 并内部持有同步器sync和AQS（以银行柜台例子）
new ReentrantLock（）或 new ReentrantLock(false)时，创建的是非公平锁,而 ReentrantLock对象内部还有 两个类 分别为公平同步器和非公平同步器
static final class NonfairSync extends Sync //公平锁 有一个判断队列中是否有排队的线程，这是与上面锁不同的获取方式 static final class FairSync extends Sync
公平锁解释：先到先得，新线程在获取锁时，如果这个同步器的等待队列中已经有线程在等待，那么当前线程会先进入等待队列；
非公平锁解释：新进来的线程不管是否有等待的线程，如果可以获取锁，则立刻占有锁。
这里还有一个关键的模板设计模式： 在查询aqs的tryAcquire方法时发现，该方法直接抛出异常，这就是典型的模板设计模式，强制要求子类重写该方法。否则不让用
1.1 当线程a到柜台办理业务时，会调用sync 的lock，即 a线程调用lock方法
final void lock() {
//利用cas将当前对象的state 从0 设置成1，当然里面还有一个偏移量
//意思就是如果是0 就设置为1成功返回true
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}因为是第一个运行的线程，肯定是true所以，将当前运行的线程设置为a，即a线程占用了同步器，获取了锁
1.2 当b线程运行lock时，发现不能将0设置成1（cas思想），就会运行acquire（1）方法
public final void acquire(int arg) {
//这里用到了模板设计模式，强制子类实现该方法
//因为默认使用非公平锁，所以看NonfairSync
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
static final class NonfairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;
/**
* Performs lock. Try immediate barge, backing up to normal
* acquire on failure.
*/
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
}
//该方法就是非公平锁执行 等待的方法
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
//获取当前b线程
final Thread current = Thread.currentThread();
//获取当前锁的状态是1，因为a线程已经获取，并将state修改为1
int c = getState();
//有可能b在设置state时，a正办理，到这儿时，a办理完了。state为0了。
if (c == 0) {
//乐观的将state 从0 修改为 1
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
//设置当前获取锁的线程为b
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
//有可能 a线程办完业务。又回头办理了一个，所以当前线程持有锁的线程依旧是a
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
//2
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
//设置state的值
setState(nextc);
return true;
}
//如果b线程走到这里，就证明b必须到等待队列里去了
return false;
}再来看逻辑运算符后面的逻辑
private Node addWaiter(Node mode) {
//实例化一个节点，并将b 和 节点类型封装成node
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//等待队列为null 所以tail初始化肯定是null
//如果是线程c在b之后进来，tail就是b 节点
Node pred = tail;
//c节点之后都走这个方法
if (pred != null) {
//node的前置为tail
//c 的前置设置为b
node.prev = pred;
//cas乐观，比较 如果当前节点仍然是b 就将b 设置成c
//b就是tail尾节点，将tail设置成c
//这里根据源码可知，就是将tail的值设置成c 并不影响pred的值，还是b
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
//b 的下一个节点设置成c
pred.next = node;
return node;
}
}
//线程b 入等待队列
enq(node);
return node;
}
//入队列方法
private Node enq(final Node node) {
//该方法类似于while（true）
for (;;) {
//获取tail节点
Node t = tail;
//初始化锁等待队列
if (t == null) { // Must initialize
//设置头部节点为新的节点
//这里看出，锁等待队列的第一个节点并非b，而是一个空node，该node为站位节点或者叫哨兵节点
if (compareAndSetHead(new Node()))
//将头尾都指向该节点
tail = head;
} else {
//第二次循环时，t为空node，将b的前置设置为空node
node.prev = t;
//设置tail节点为b节点
if (compareAndSetTail(t, node)) {
//空node节点的下一个节点为b node节点
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
/**
* CAS head field. Used only by enq.
*/
private final boolean compareAndSetHead(Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(this, headOffset, null, update);
}以上b线程的进入等待队列的操作就完成了 ，但线程还是活跃的，如何阻塞的呢？
下面接着看acquireQueued方法
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
//自旋执行
for (;;) {
//如果是b线程，这里p就是b节点的前置节点
final Node p = node.predecessor();
//空节点就是head节点，但又调用了一次tryAcquire方法，想再尝试获取锁资源
//如果a线程未处理完，那么这里返回false
//如果a线程处理完成，那么这里就可以获取到锁
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
//将head设置成b节点
setHead(node);
//原空节点的下连接断开
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
//第一次空节点进入should方法。返回false
//当第二次循环到此处should方法返回true
//执行parkAndCheckInterrupt方法，会将当前线程park，并获取b线程的中断状态，如果未中断返回false，并再次自旋一次 ，中断为true
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
//head节点就是空节点所以w=0
//空节点第二次进入时就是-1
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
//如果b节点状态是其他，则将节点连接变化一下
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
//ws = 0时，使用cas将验证pred 和ws 的值，是空节点和0 并将ws修改为-1
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}以上b线程未获取锁 并被挂起的操作就完成了
1.3 当a线程调用unlock方法时：
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
//判断a线程是否完成业务。并释放锁，state=0
if (tryRelease(arg)) {
//获取头部节点，就是空节点
Node h = head;
//空节点在b获取锁时，状态变更为-1，所以这里是true
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//唤醒线程
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
//aqs父类的模板方法，强制要求子类实现该方法
protected boolean tryRelease(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
protected final boolean tryRelease(int releases) {
//将锁的状态设置为0
int c = getState() - releases;
//判断当前线程与 锁的独占线程是否一致
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
//所得状态标识
boolean free = false;
if (c == 0) {
free = true;
//如果state=0证明a完成了业务。那么锁的独占状态就应该恢复为null
setExclusiveOwnerThread(null);
}
//恢复锁的state状态
setState(c);
return free;
}注意：这里state是减1操作。如果ReentrantLock不断可重入，那么这里是不能一次就归零的。所以才会有ReentrantLock 调了几次lock 就是要调几次unlock
a线程唤醒b线程
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
//空节点-1，设置成0
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
//获取b节点，非null 且 waitState=0
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
//将b线程唤醒
LockSupport.unpark(s.thread);
}而 b线程还在acquireQueued方法里自旋呢，不过自旋后就会获取锁。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
//b线程在a未释放锁之前一直在自旋，
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
//当a释放锁后，b获取到锁，将state设置为1
//并将空节点的所有连接断开等待GC回收
//并返回当前线程 b 的中断状态
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
//park当前线程b 并获取b的中断状态，肯定是false，且调用的是带参的native方法，多次调用会重置b线程的中断状态
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
//调用该方法的if判断如果进入了。会将b 中断，并在不断循环中再重置中断状态为false1.4 c线程的执行流程与b线程类似。会将b节点充等待队列中移除，遵循FIFO
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