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摘要: 原创出处 http://cmsblogs.com/?p=2197 「小明哥」欢迎转载,保留摘要,谢谢!

作为「小明哥」的忠实读者,「老艿艿」略作修改,记录在理解过程中,参考的资料。


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此篇博客所有源码均来自JDK 1.8

在前面提到过,AQS 是构建 Java 同步组件的基础,我们期待它能够成为实现大部分同步需求的基础。

AQS 的设计模式采用的模板方法模式,子类通过继承的方式,实现它的抽象方法来管理同步状态。对于子类而言,它并没有太多的活要做,AQS 已经提供了大量的模板方法来实现同步,主要是分为三类:

  • 独占式获取和释放同步状态
  • 共享式获取和释放同步状态
  • 查询同步队列中的等待线程情况。

自定义子类使用 AQS 提供的模板方法,就可以实现自己的同步语义

1. 独占式

独占式,同一时刻,仅有一个线程持有同步状态

1.1 独占式同步状态获取

老艿艿:「1.1 独占式同步状态获取」 整个小节,是本文最难的部分。请一定保持耐心。

#acquire(int arg) 方法,为 AQS 提供的模板方法。该方法为独占式获取同步状态,但是该方法对中断不敏感。也就是说,由于线程获取同步状态失败而加入到 CLH 同步队列中,后续对该线程进行中断操作时,线程不会从 CLH 同步队列中移除。代码如下:

1: public final void acquire(int arg) {
2: if (!tryAcquire(arg) &&
3: acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
4: selfInterrupt();
5: }
  • 第 2 行:调用 #tryAcquire(int arg) 方法,去尝试获取同步状态,获取成功则设置锁状态并返回 true ,否则获取失败,返回 false 。若获取成功,#acquire(int arg) 方法,直接返回,不用线程阻塞,自旋直到获得同步状态成功。

    • #tryAcquire(int arg) 方法,需要自定义同步组件自己实现,该方法必须要保证线程安全的获取同步状态。代码如下:

      protected boolean tryAcquire(int arg) {
      throw new UnsupportedOperationException();
      }
      • 直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
  • 第 3 行:如果 #tryAcquire(int arg) 方法返回 false ,即获取同步状态失败,则调用 #addWaiter(Node mode) 方法,将当前线程加入到 CLH 同步队列尾部。并且, mode 方法参数为 Node.EXCLUSIVE ,表示独占模式。

  • 第 3 行:调用 boolean #acquireQueued(Node node, int arg) 方法,自旋直到获得同步状态成功。详细解析,见 「1.1.1 acquireQueued」 中。另外,该方法的返回值类型为 boolean ,当返回 true 时,表示在这个过程中,发生过线程中断。但是呢,这个方法又会清理线程中断的标识,所以在种情况下,需要调用【第 4 行】的 #selfInterrupt() 方法,恢复线程中断的标识,代码如下:

    static void selfInterrupt() {
    Thread.currentThread().interrupt();
    }

1.1.1 acquireQueued

boolean #acquireQueued(Node node, int arg) 方法,为一个自旋的过程,也就是说,当前线程(Node)进入同步队列后,就会进入一个自旋的过程,每个节点都会自省地观察,当条件满足,获取到同步状态后,就可以从这个自旋过程中退出,否则会一直执行下去。

流程图如下:

流程图

代码如下:

 1: final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
2: // 记录是否获取同步状态成功
3: boolean failed = true;
4: try {
5: // 记录过程中,是否发生线程中断
6: boolean interrupted = false;
7: /*
8: * 自旋过程,其实就是一个死循环而已
9: */
10: for (;;) {
11: // 当前线程的前驱节点
12: final Node p = node.predecessor();
13: // 当前线程的前驱节点是头结点,且同步状态成功
14: if (p == head && tryAcquire(arg)) {
15: setHead(node);
16: p.next = null; // help GC
17: failed = false;
18: return interrupted;
19: }
20: // 获取失败,线程等待--具体后面介绍
21: if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
22: parkAndCheckInterrupt())
23: interrupted = true;
24: }
25: } finally {
26: // 获取同步状态发生异常,取消获取。
27: if (failed)
28: cancelAcquire(node);
29: }
30: }
  • 第 3 行:failed 变量,记录是否获取同步状态成功。
  • 第 6 行:interrupted 变量,记录获取过程中,是否发生线程中断
  • ========== 第 7 至 24 行:“死”循环,自旋直到获得同步状态成功。==========
  • 第 12 行:调用 Node#predecessor() 方法,获得当前线程的前一个节点 p
  • 第 14 行:p == head 代码块,若满足,则表示当前线程的前一个节点为节点,因为 head最后一个获得同步状态成功的节点,此时调用 #tryAcquire(int arg) 方法,尝试获得同步状态。🙂 在 #acquire(int arg) 方法的【第 2 行】,也调用了这个方法。
  • 第 15 至 18 行:当前节点( 线程 )获取同步状态成功
    • 第 15 行:设置当前节点( 线程 )为head
    • 第 16 行:设置节点 p 不再指向下一个节点,让它自身更快的被 GC 。
    • 第 17 行:标记 failed = false ,表示获取同步状态成功。
    • 第 18 行:返回记录获取过程中,是否发生线程中断
  • 第 20 至 24 行:获取失败,线程等待唤醒,从而进行下一次的同步状态获取的尝试。详细解析,见 《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS:阻塞和唤醒线程》 。详细解析,见 「1.1.2 shouldParkAfterFailedAcquire」
    • 第 21 行:调用 #shouldParkAfterFailedAcquire(Node pre, Node node) 方法,判断获取失败后,是否当前线程需要阻塞等待。
  • ========== 第 26 至 29 行:获取同步状态的过程中,发生异常,取消获取。==========
  • 第 28 行:调用 #cancelAcquire(Node node) 方法,取消获取同步状态。详细解析,见 「1.1.3 cancelAcquire」

1.1.2 shouldParkAfterFailedAcquire

 1: private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
2: // 获得前一个节点的等待状态
3: int ws = pred.waitStatus;
4: if (ws == Node.SIGNAL) // Node.SIGNAL
5: /*
6: * This node has already set status asking a release
7: * to signal it, so it can safely park.
8: */
9: return true;
10: if (ws > 0) { // Node.CANCEL
11: /*
12: * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
13: * indicate retry.
14: */
15: do {
16: node.prev = pred = pred.prev;
17: } while (pred.waitStatus > 0);
18: pred.next = node;
19: } else { // 0 或者 Node.PROPAGATE
20: /*
21: * waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we
22: * need a signal, but don't park yet. Caller will need to
23: * retry to make sure it cannot acquire before parking.
24: */
25: compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
26: }
27: return false;
28: }
  • prednode 方法参数,传入时,要求前者必须是后者的前一个节点。
  • 第 3 行:获得前一个节点( pre )的等待状态。下面会根据这个状态有三种情况的处理。
  • 第 4 至 9 行:等待状态为 Node.SIGNAL 时,表示 pred 的下一个节点 node 的线程需要阻塞等待。在 pred 的线程释放同步状态时,会对 node 的线程进行唤醒通知。所以,【第 9 行】返回 true ,表明当前线程可以被 park安全的阻塞等待。
  • 第 19 至 26 行:等待状态为 0 或者 Node.PROPAGATE 时,通过 CAS 设置,将状态修改为 Node.SIGNAL ,即下一次重新执行 #shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) 方法时,满足【第 4 至 9 行】的条件。
    • 但是,对于本次执行,【第 27 行】返回 false 。
    • 另外,等待状态不会为 Node.CONDITION ,因为它用在 ConditonObject 中。
  • 第 10 至 18 行:等待状态为 NODE.CANCELLED 时,则表明该线程的前一个节点已经等待超时或者被中断了,则需要从 CLH 队列中将该前一个节点删除掉,循环回溯,直到前一个节点状态 <= 0
    • 对于本次执行,【第 27 行】返回 false ,需要下一次再重新执行 #shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) 方法,看看满足哪个条件。
    • 整个过程如下图:过程

1.1.3 cancelAcquire

 1: private void cancelAcquire(Node node) {
2: // Ignore if node doesn't exist
3: if (node == null)
4: return;
5:
6: node.thread = null;
7:
8: // Skip cancelled predecessors
9: Node pred = node.prev;
10: while (pred.waitStatus > 0)
11: node.prev = pred = pred.prev;
12:
13: // predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will
14: // fail if not, in which case, we lost race vs another cancel
15: // or signal, so no further action is necessary.
16: Node predNext = pred.next;
17:
18: // Can use unconditional write instead of CAS here.
19: // After this atomic step, other Nodes can skip past us.
20: // Before, we are free of interference from other threads.
21: node.waitStatus = Node.CANCELLED;
22:
23: // If we are the tail, remove ourselves.
24: if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
25: compareAndSetNext(pred, predNext, null);
26: } else {
27: // If successor needs signal, try to set pred's next-link
28: // so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
29: int ws;
30: if (pred != head &&
31: ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
32: (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
33: pred.thread != null) {
34: Node next = node.next;
35: if (next != null && next.waitStatus <= 0)
36: compareAndSetNext(pred, predNext, next);
37: } else {
38: unparkSuccessor(node);
39: }
40:
41: node.next = node; // help GC
42: }
43: }
  • 第 2 至 4 行:忽略,若传入参数 node 为空。
  • 第 6 行:将节点的等待线程置
  • 第 9 行:获得 node 节点的一个节点 pred
    • 第 10 至 11 行: 逻辑同 #shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) 的【第 15 至 17 行】。
  • 第 16 行:获得 pred一个节点 predNext 。在这个变量上,有很“复杂”的英文,我们来理解下:predNext 从表面上看,和 node 是等价的。
    • 但是实际上,存在多线程并发的情况,所以在【第 25 行】或者【第 36 行】中,我们调用 #compareAndSetNext(...) 方法,使用 CAS 的方式,设置 pred一个节点。
    • 如果设置失败,说明当前线程和其它线程竞争失败,不需要做其它逻辑,因为 pred一个节点已经被其它线程设置成功
  • 第 21 行:设置 node 节点的为取消的等待状态 Node.CANCELLED 。在这个变量上,有很“复杂”的英文,我们再来理解下:
    • 这里可以使用直接写,而不是 CAS 。
    • 在这个操作之后,其它 Node 节点可以忽略 node
    • Before, we are free of interference from other threads. TODO 9000 芋艿,如何理解。
  • 下面开始开始修改 pred的下一个节点,一共分成种情况。
  • ========== 第一种 ==========
  • 第 24 行:如果 node节点,调用 #compareAndSetTail(...) 方法,CAS 设置 pred节点。
    • 第 25 行:若上述操作成功,调用 #compareAndSetNext(...) 方法,CAS 设置 pred一个节点为空( null )。
  • ========== 第二种 ==========
  • 第 30 行:pred节点。
  • 第 31 至 32 行:pred等待状态Node.SIGNAL ,或者可被 CASNode.SIGNAL
  • 第 33 行:pred 的线程非空
    • TODO 9001 芋艿,如何理解。目前能想象到的,一开始 30 行为非头节点,在 33 的时候,结果成为头节点,线程已经为空了。
  • 第 34 至 36 行:若 node一个节点 next等待状态Node.CANCELLED ,则调用 #compareAndSetNext(...) 方法,CAS 设置 pred一个节点为 next
  • ========== 第三种 ==========
  • 第 37 至 39 行:如果 pred节点( 🙂 在【第 31 至 33 行】也会有别的情况 ),调用 #unparkSuccessor(Node node) 方法,唤醒 node一个节点的线程等待。详细解析,见 《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS:阻塞和唤醒线程》
    • 为什么此处需要唤醒呢?因为,pred节点,node一个节点的阻塞等待,需要 node 释放同步状态时进行唤醒。但是,node 取消获取同步状态,则不会再出现 node 释放同步状态时进行唤醒 node一个节点。因此,需要此处进行唤醒。
  • ========== 第 二 + 三种 ==========
  • 第 41 行:TODO 芋艿 9002 为啥是 next 为 node 。目前收集到的资料如下:

    • http://donald-draper.iteye.com/blog/2360256
    • next 的注释如下:

      /**
      * 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.
      */
      • 最后一句话

1.2 独占式获取响应中断

AQS 提供了acquire(int arg) 方法,以供独占式获取同步状态,但是该方法对中断不响应,对线程进行中断操作后,该线程会依然位于CLH同步队列中,等待着获取同步状态。为了响应中断,AQS 提供了 #acquireInterruptibly(int arg) 方法。该方法在等待获取同步状态时,如果当前线程被中断了,会立刻响应中断,并抛出 InterruptedException 异常。

public final void acquireInterruptibly(int arg) throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
}
  • 首先,校验该线程是否已经中断了,如果是,则抛出InterruptedException 异常。
  • 然后,调用 #tryAcquire(int arg) 方法,尝试获取同步状态,如果获取成功,则直接返回。
  • 最后,调用 #doAcquireInterruptibly(int arg) 方法,自旋直到获得同步状态成功,或线程中断抛出 InterruptedException 异常
  • 应该不仅仅 help gc

1.2.1 doAcquireInterruptibly

private void doAcquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException(); // <1>
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}

它与 #acquire(int arg) 方法仅有两个差别

  1. 方法声明抛出 InterruptedException 异常。
  2. 在中断方法处不再是使用 interrupted 标志,而是直接抛出 InterruptedException 异常,即 <1> 处。

1.3 独占式超时获取

AQS 除了提供上面两个方法外,还提供了一个增强版的方法 #tryAcquireNanos(int arg, long nanos) 。该方法为 #acquireInterruptibly(int arg) 方法的进一步增强,它除了响应中断外,还有超时控制。即如果当前线程没有在指定时间内获取同步状态,则会返回 false ,否则返回 true 。

流程图如下:

流程图

代码如下:

public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquire(arg) ||
doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}
  • 首先,校验该线程是否已经中断了,如果是,则抛出InterruptedException 异常。
  • 然后,调用 #tryAcquire(int arg) 方法,尝试获取同步状态,如果获取成功,则直接返回。
  • 最后,调用 #tryAcquireNanos(int arg) 方法,自旋直到获得同步状态成功,或线程中断抛出 InterruptedException 异常,或超过指定时间返回获取同步状态失败

1.3.1 tryAcquireNanos

static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L;

1: private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
2: throws InterruptedException {
3: // nanosTimeout <= 0
4: if (nanosTimeout <= 0L)
5: return false;
6: // 超时时间
7: final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
8: // 新增 Node 节点
9: final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
10: boolean failed = true;
11: try {
12: // 自旋
13: for (;;) {
14: final Node p = node.predecessor();
15: // 获取同步状态成功
16: if (p == head && tryAcquire(arg)) {
17: setHead(node);
18: p.next = null; // help GC
19: failed = false;
20: return true;
21: }
22: /*
23: * 获取失败,做超时、中断判断
24: */
25: // 重新计算需要休眠的时间
26: nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
27: // 已经超时,返回false
28: if (nanosTimeout <= 0L)
29: return false;
30: // 如果没有超时,则等待nanosTimeout纳秒
31: // 注:该线程会直接从LockSupport.parkNanos中返回,
32: // LockSupport 为 J.U.C 提供的一个阻塞和唤醒的工具类,后面做详细介绍
33: if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
34: nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
35: LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
36: // 线程是否已经中断了
37: if (Thread.interrupted())
38: throw new InterruptedException();
39: }
40: } finally {
41: if (failed)
42: cancelAcquire(node);
43: }
44: }
  • 因为是在 #doAcquireInterruptibly(int arg) 方法的基础上,做了超时控制的增强,所以相同部分,我们直接跳过
  • 第 3 至 5 行:如果超时时间小于 0 ,直接返回 false ,已经超时。
  • 第 7 行:计算最终超时时间 deadline
  • 第 9 行:【相同,跳过】
  • 第 10 行:【相同,跳过】
  • 第 13 行:【相同,跳过】
  • 第 14 行:【相同,跳过】
  • 第 15 至 21 行:【相同,跳过】
  • 第 26 行:重新计算剩余可获取同步状态的时间 nanosTimeout
  • 第 27 至 29 行:如果剩余时间小于 0 ,直接返回 false ,已经超时。
  • 第 33 行:【相同,跳过】
  • 第 34 至 35 行:如果剩余时间大于 spinForTimeoutThreshold ,则调用 LockSupport#parkNanos(Object blocker, long nanos) 方法,休眠 nanosTimeout 秒。否则,就不需要休眠了,直接进入快速自旋的过程。原因在于,spinForTimeoutThreshold 已经非常小了,非常短的时间等待无法做到十分精确,如果这时再次进行超时等待,相反会让 nanosTimeout 的超时从整体上面表现得不是那么精确。所以,在超时非常短的场景中,AQS 会进行无条件的快速自旋
  • 第 36 至 39 行:若线程已经中断了,抛出 InterruptedException 异常。
  • 第 40 至 43 行:【相同,跳过】

1.4 独占式同步状态释放

当线程获取同步状态后,执行完相应逻辑后,就需要释放同步状态。AQS 提供了#release(int arg)方法,释放同步状态。代码如下:

1: public final boolean release(int arg) {
2: if (tryRelease(arg)) {
3: Node h = head;
4: if (h != null && h.waitStatus != 0)
5: unparkSuccessor(h);
6: return true;
7: }
8: return false;
9: }
  • 第 2 行:调用 #tryRelease(int arg) 方法,去尝试释放同步状态,释放成功则设置锁状态并返回 true ,否则获取失败,返回 false 。同时,它们分别对应【第 3 至 6】和【第 8 行】的逻辑。

    • #tryRelease(int arg) 方法,需要自定义同步组件自己实现,该方法必须要保证线程安全的释放同步状态。代码如下:

      protected boolean tryRelease(int arg) {
      throw new UnsupportedOperationException();
      }
      • 直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
  • 第 3 行:获得当前head ,避免并发问题。

  • 第 4 行:头结点不为空,并且头结点状态不为 0 ( INITAL 未初始化)。为什么会出现 0 的情况呢?老艿艿的想法是,以 ReentrantReadWriteLock ( 😈 内部基于 AQS 实现 ) 举例子:

    • 线程 A 和线程 B ,都获取了读锁。
    • 线程 A 和线程 B ,基本同时释放锁,那么此时【第 3 行】h 可能获取到的是相同head 节点。此时,A 线程恰好先执行了 #unparkSuccessor(Node node) 方法,会将 waitStatus 设置为 0 。因此,#unparkSuccessor(Node node) 方法,对于 B 线程就不需要调用了。当然,更极端的情况下,可能 A 和 B 线程,都调用了 #unparkSuccessor(Node node) 方法。

      老艿艿:如上是我的猜想,并未实际验证。如果不正确,或者有其他情况,欢迎斧正。

  • 第 5 行:调用 #unparkSuccessor(Node node) 方法,唤醒下一个节点的线程等待。详细解析,见 《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS:阻塞和唤醒线程》

1.5 总结

这里稍微总结下:

在 AQS 中维护着一个 FIFO 的同步队列。

  • 当线程获取同步状态失败后,则会加入到这个 CLH 同步队列的对尾,并一直保持着自旋。
  • 在 CLH 同步队列中的线程在自旋时,会判断其前驱节点是否为首节点,如果为首节点则不断尝试获取同步状态,获取成功则退出CLH同步队列。
  • 当线程执行完逻辑后,会释放同步状态,释放后会唤醒其后继节点。

2. 共享式

共享式与独占式的最主要区别在于,同一时刻

  • 独占式只能有一个线程获取同步状态。
  • 共享式可以有多个线程获取同步状态。

例如,读操作可以有多个线程同时进行,而写操作同一时刻只能有一个线程进行写操作,其他操作都会被阻塞。参见 ReentrantReadWriteLock 。

2.1 共享式同步状态获取

AQS 提供 #acquireShared(int arg) 方法,共享式获取同步状态。代码如下:

#acquireShared(int arg) 方法,对标 #acquire(int arg) 方法。

1: public final void acquireShared(int arg) {
2: if (tryAcquireShared(arg) < 0)
3: doAcquireShared(arg);
4: }
  • 第 2 行:调用 #tryAcquireShared(int arg) 方法,尝试获取同步状态,获取成功则设置锁状态并返回大于等于 0 ,否则获取失败,返回小于 0 。若获取成功,直接返回,不用线程阻塞,自旋直到获得同步状态成功。

    • #tryAcquireShared(int arg) 方法,需要自定义同步组件自己实现,该方法必须要保证线程安全的获取同步状态。代码如下:

      protected int tryAcquireShared(int arg) {
      throw new UnsupportedOperationException();
      }
      • 直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。

2.1.1 doAcquireShared

 1: private void doAcquireShared(int arg) {
2: // 共享式节点
3: final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
4: boolean failed = true;
5: try {
6: boolean interrupted = false;
7: for (;;) {
8: // 前驱节点
9: final Node p = node.predecessor();
10: // 如果其前驱节点,获取同步状态
11: if (p == head) {
12: // 尝试获取同步
13: int r = tryAcquireShared(arg);
14: if (r >= 0) {
15: setHeadAndPropagate(node, r);
16: p.next = null; // help GC
17: if (interrupted)
18: selfInterrupt();
19: failed = false;
20: return;
21: }
22: }
23: if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
24: parkAndCheckInterrupt())
25: interrupted = true;
26: }
27: } finally {
28: if (failed)
29: cancelAcquire(node);
30: }
31: }
  • 因为和 #acquireQueued(int arg) 方法的基础上,所以相同部分,我们直接跳过
  • 第 3 行:调用 #addWaiter(Node mode) 方法,将当前线程加入到 CLH 同步队列尾部。并且, mode 方法参数为 Node.SHARED ,表示共享模式。
  • 第 6 行:【相同,跳过】
  • 第 9 至 22 行:【大体相同,部分跳过】
    • 第 13 行:调用 #tryAcquireShared(int arg) 方法,尝试获得同步状态。🙂 在 #acquireShared(int arg) 方法的【第 2 行】,也调用了这个方法。
    • 第 15 行:调用 #setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) 方法,设置的首节点,并根据条件,唤醒下一个节点。详细解析,见 「2.1.2 setHeadAndPropagate」
      • 这里和独占式同步状态获取很大的不同:通过这样的方式,不断唤醒下一个共享式同步状态, 从而实现同步状态被多个线程的共享获取
    • 第 17 至 18 行:和 #acquire(int arg) 方法,对于线程中断的处理方式相同,只是代码放置的位置不同。
  • 第 23 至 25 行:【相同,跳过】
  • 第 27 至 30 行:【相同,跳过】

2.1.2 setHeadAndPropagate

 1: private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
2: Node h = head; // Record old head for check below
3: setHead(node);
4: /*
5: * Try to signal next queued node if:
6: * Propagation was indicated by caller,
7: * or was recorded (as h.waitStatus either before
8: * or after setHead) by a previous operation
9: * (note: this uses sign-check of waitStatus because
10: * PROPAGATE status may transition to SIGNAL.)
11: * and
12: * The next node is waiting in shared mode,
13: * or we don't know, because it appears null
14: *
15: * The conservatism in both of these checks may cause
16: * unnecessary wake-ups, but only when there are multiple
17: * racing acquires/releases, so most need signals now or soon
18: * anyway.
19: */
20: if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
21: (h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
22: Node s = node.next;
23: if (s == null || s.isShared())
24: doReleaseShared();
25: }
26: }
  • 第 2 行:记录原来节点 h
  • 第 3 行:调用 #setHead(Node node) 方法,设置 node节点。
  • 第 20 行:propagate > 0 代码块,说明同步状态还能被其他线程获取。
  • 第 20 至 21 行:判断原来的或者节点,等待状态Node.PROPAGATE 或者 Node.SIGNAL 时,可以继续向下唤醒
  • 第 23 行:调用 Node#isShared() 方法,判断一个节点为共享式获取同步状态。
  • 第 24 行:调用 #doReleaseShared() 方法,唤醒后续的共享式获取同步状态的节点。详细解析,见 「2.1.2 setHeadAndPropagate」

2.2 共享式获取响应中断

#acquireSharedInterruptibly(int arg) 方法,代码如下:

public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireSharedInterruptibly(arg);
}

private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}

2.3 共享式超时获取

#tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout) 方法,代码如下:

public final boolean tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquireShared(arg) >= 0 ||
doAcquireSharedNanos(arg, nanosTimeout);
}

private boolean doAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return true;
}
}
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}

2.4 共享式同步状态释放

当线程获取同步状态后,执行完相应逻辑后,就需要释放同步状态。AQS 提供了#releaseShared(int arg)方法,释放同步状态。代码如下:

1: public final boolean releaseShared(int arg) {
2: if (tryReleaseShared(arg)) {
3: doReleaseShared();
4: return true;
5: }
6: return false;
7: }
  • 第 2 行:调用 #tryReleaseShared(int arg) 方法,去尝试释放同步状态,释放成功则设置锁状态并返回 true ,否则获取失败,返回 false 。同时,它们分别对应【第 3 至 5】和【第 6 行】的逻辑。

    • #tryReleaseShared(int arg) 方法,需要自定义同步组件自己实现,该方法必须要保证线程安全的释放同步状态。代码如下:

      protected boolean tryReleaseShared(int arg) {
      throw new UnsupportedOperationException();
      }
      • 直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
  • 第 3 行:调用 #doReleaseShared() 方法,唤醒后续的共享式获取同步状态的节点。

2.4.1 doReleaseShared

 1: private void doReleaseShared() {
2: /*
3: * Ensure that a release propagates, even if there are other
4: * in-progress acquires/releases. This proceeds in the usual
5: * way of trying to unparkSuccessor of head if it needs
6: * signal. But if it does not, status is set to PROPAGATE to
7: * ensure that upon release, propagation continues.
8: * Additionally, we must loop in case a new node is added
9: * while we are doing this. Also, unlike other uses of
10: * unparkSuccessor, we need to know if CAS to reset status
11: * fails, if so rechecking.
12: */
13: for (;;) {
14: Node h = head;
15: if (h != null && h != tail) {
16: int ws = h.waitStatus;
17: if (ws == Node.SIGNAL) {
18: if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
19: continue; // loop to recheck cases
20: unparkSuccessor(h);
21: }
22: else if (ws == 0 &&
23: !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
24: continue; // loop on failed CAS
25: }
26: if (h == head) // loop if head changed
27: break;
28: }
29: }

参考资料

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AQS 的整体设计非常精巧,所以很多地方设计的很难理解。即使老艿艿基于小明哥的博客,并且 Google 了很多博客,发现自己还是无法透彻理解。同时,大量的博客,也没写清楚很多细节。膜拜大神 Doug Lea 的同时,不得不说有点苦闷,无法很干净的理解和描述 AQS 的实现。

TMD ,记录了很多 TODO ,未来的某一天,还是会继续来干一次这块的代码。

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文章目录
  1. 1. 1. 独占式
    1. 1.1. 1.1 独占式同步状态获取
      1. 1.1.1. 1.1.1 acquireQueued
      2. 1.1.2. 1.1.2 shouldParkAfterFailedAcquire
      3. 1.1.3. 1.1.3 cancelAcquire
    2. 1.2. 1.2 独占式获取响应中断
      1. 1.2.1. 1.2.1 doAcquireInterruptibly
    3. 1.3. 1.3 独占式超时获取
      1. 1.3.1. 1.3.1 tryAcquireNanos
    4. 1.4. 1.4 独占式同步状态释放
    5. 1.5. 1.5 总结
  2. 2. 2. 共享式
    1. 2.1. 2.1 共享式同步状态获取
      1. 2.1.1. 2.1.1 doAcquireShared
      2. 2.1.2. 2.1.2 setHeadAndPropagate
    2. 2.2. 2.2 共享式获取响应中断
    3. 2.3. 2.3 共享式超时获取
    4. 2.4. 2.4 共享式同步状态释放
      1. 2.4.1. 2.4.1 doReleaseShared
  3. 3. 参考资料
  4. 4. 666. 彩蛋