【JUC】JDK1.8源码分析之AbstractQueuedSynchronizer（二）
一、前言
在锁框架中，AbstractQueuedSynchronizer抽象类可以毫不夸张的说，占据着核心地位，它提供了一个基于FIFO队列，可以用于构建锁或者其他相关同步装置的基础框架。所以很有必要好好分析。
二、AbstractQueuedSynchronizer数据结构
分析类，首先就要分析底层采用了何种数据结构，抓住核心点进行分析，经过分析可知，AbstractQueuedSynchronizer类的数据结构如下
说明：AbstractQueuedSynchronizer类底层的数据结构是使用双向链表，是队列的一种实现，故也可看成是队列，其中Sync queue，即同步队列，是双向链表，包括head结点和tail结点，head结点主要用作后续的调度。而Condition queue不是必须的，其是一个单向链表，只有当使用Condition时，才会存在此单向链表。并且可能会有多个Condition queue。
三、AbstractQueuedSynchronizer源码分析
3.1 类的继承关系
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable
说明：从类继承关系可知，AbstractQueuedSynchronizer继承自AbstractOwnableSynchronizer抽象类，并且实现了Serializable接口，可以进行序列化。而AbstractOwnableSynchronizer抽象类的源码如下
public abstract class AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable { // 版本序列号 private static final long serialVersionUID = 3737899427754241961L; // 构造函数 protected AbstractOwnableSynchronizer() { } // 独占模式下的线程 private transient Thread exclusiveOwnerThread; // 设置独占线程 protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) { exclusiveOwnerThread = thread; } // 获取独占线程 protected final Thread getExclusiveOwnerThread() { return exclusiveOwnerThread; } }
说明：AbstractOwnableSynchronizer抽象类中，可以设置独占资源线程和获取独占资源线程。分别为setExclusiveOwnerThread与getExclusiveOwnerThread方法，这两个方法会被子类调用。
3.2 类的内部类
AbstractQueuedSynchronizer类有两个内部类，分别为Node类与ConditionObject类。下面分别做介绍。
1. Node类
static final class Node { // 模式，分为共享与独占 // 共享模式 static final Node SHARED = new Node(); // 独占模式 static final Node EXCLUSIVE = null; // 结点状态 // CANCELLED，值为1，表示当前的线程被取消 // SIGNAL，值为-1，表示当前节点的后继节点包含的线程需要运行，也就是unpark // CONDITION，值为-2，表示当前节点在等待condition，也就是在condition队列中 // PROPAGATE，值为-3，表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行 // 值为0，表示当前节点在sync队列中，等待着获取锁 static final int CANCELLED = 1; static final int SIGNAL = -1; static final int CONDITION = -2; static final int PROPAGATE = -3; // 结点状态 volatile int waitStatus; // 前驱结点 volatile Node prev; // 后继结点 volatile Node next; // 结点所对应的线程 volatile Thread thread; // 下一个等待者 Node nextWaiter; // 结点是否在共享模式下等待 final boolean isShared() { return nextWaiter == SHARED; } // 获取前驱结点，若前驱结点为空，抛出异常 final Node predecessor() throws NullPointerException { // 保存前驱结点 Node p = prev; if (p == null) // 前驱结点为空，抛出异常 throw new NullPointerException(); else // 前驱结点不为空，返回 return p; } // 无参构造函数 Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker } // 构造函数 Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter this.nextWaiter = mode; this.thread = thread; } // 构造函数 Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition this.waitStatus = waitStatus; this.thread = thread; } }
说明：每个线程被阻塞的线程都会被封装成一个Node结点，放入队列。每个节点包含了一个Thread类型的引用，并且每个节点都存在一个状态，具体状态如下。
① CANCELLED，值为1，表示当前的线程被取消。
② SIGNAL，值为-1，表示当前节点的后继节点包含的线程需要运行，需要进行unpark操作。
③ CONDITION，值为-2，表示当前节点在等待condition，也就是在condition queue中。
④ PROPAGATE，值为-3，表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行。
⑤ 值为0，表示当前节点在sync queue中，等待着获取锁。
2. ConditionObject类
// 内部类 public class ConditionObject implements Condition, java.io.Serializable { // 版本号 private static final long serialVersionUID = 1173984872572414699L; /** First node of condition queue. */ // condition队列的头结点 private transient Node firstWaiter; /** Last node of condition queue. */ // condition队列的尾结点 private transient Node lastWaiter; /** * Creates a new {@code ConditionObject} instance. */ // 构造函数 public ConditionObject() { } // Internal methods /** * Adds a new waiter to wait queue. * @return its new wait node */ // 添加新的waiter到wait队列 private Node addConditionWaiter() { // 保存尾结点 Node t = lastWaiter; // If lastWaiter is cancelled, clean out. if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) { // 尾结点不为空，并且尾结点的状态不为CONDITION // 清除状态为CONDITION的结点 unlinkCancelledWaiters(); // 将最后一个结点重新赋值给t t = lastWaiter; } // 新建一个结点 Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION); if (t == null) // 尾结点为空 // 设置condition队列的头结点 firstWaiter = node; else // 尾结点不为空 // 设置为节点的nextWaiter域为node结点 t.nextWaiter = node; // 更新condition队列的尾结点 lastWaiter = node; return node; } /** * Removes and transfers nodes until hit non-cancelled one or * null. Split out from signal in part to encourage compilers * to inline the case of no waiters. * @param first (non-null) the first node on condition queue */ private void doSignal(Node first) { // 循环 do { if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null) // 该节点的nextWaiter为空 // 设置尾结点为空 lastWaiter = null; // 设置first结点的nextWaiter域 first.nextWaiter = null; } while (!transferForSignal(first) && (first = firstWaiter) != null); // 将结点从condition队列转移到sync队列失败并且condition队列中的头结点不为空，一直循环 } /** * Removes and transfers all nodes. * @param first (non-null) the first node on condition queue */ private void doSignalAll(Node first) { // condition队列的头结点尾结点都设置为空 lastWaiter = firstWaiter = null; // 循环 do { // 获取first结点的nextWaiter域结点 Node next = first.nextWaiter; // 设置first结点的nextWaiter域为空 first.nextWaiter = null; // 将first结点从condition队列转移到sync队列 transferForSignal(first); // 重新设置first first = next; } while (first != null); } /** * Unlinks cancelled waiter nodes from condition queue. * Called only while holding lock. This is called when * cancellation occurred during condition wait, and upon * insertion of a new waiter when lastWaiter is seen to have * been cancelled. This method is needed to avoid garbage * retention in the absence of signals. So even though it may * require a full traversal, it comes into play only when * timeouts or cancellations occur in the absence of * signals. It traverses all nodes rather than stopping at a * particular target to unlink all pointers to garbage nodes * without requiring many re-traversals during cancellation * storms. */ // 从condition队列中清除状态为CANCEL的结点 private void unlinkCancelledWaiters() { // 保存condition队列头结点 Node t = firstWaiter; Node trail = null; while (t != null) { // t不为空 // 下一个结点 Node next = t.nextWaiter; if (t.waitStatus != Node.CONDITION) { // t结点的状态不为CONDTION状态 // 设置t节点的额nextWaiter域为空 t.nextWaiter = null; if (trail == null) // trail为空 // 重新设置condition队列的头结点 firstWaiter = next; else // trail不为空 // 设置trail结点的nextWaiter域为next结点 trail.nextWaiter = next; if (next == null) // next结点为空 // 设置condition队列的尾结点 lastWaiter = trail; } else // t结点的状态为CONDTION状态 // 设置trail结点 trail = t; // 设置t结点 t = next; } } // public methods /** * Moves the longest-waiting thread, if one exists, from the * wait queue for this condition to the wait queue for the * owning lock. * * @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively} * returns {@code false} */ // 唤醒一个等待线程。如果所有的线程都在等待此条件，则选择其中的一个唤醒。在从 await 返回之前，该线程必须重新获取锁。 public final void signal() { if (!isHeldExclusively()) // 不被当前线程独占，抛出异常 throw new IllegalMonitorStateException(); // 保存condition队列头结点 Node first = firstWaiter; if (first != null) // 头结点不为空 // 唤醒一个等待线程 doSignal(first); } /** * Moves all threads from the wait queue for this condition to * the wait queue for the owning lock. * * @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively} * returns {@code false} */ // 唤醒所有等待线程。如果所有的线程都在等待此条件，则唤醒所有线程。在从 await 返回之前，每个线程都必须重新获取锁。 public final void signalAll() { if (!isHeldExclusively()) // 不被当前线程独占，抛出异常 throw new IllegalMonitorStateException(); // 保存condition队列头结点 Node first = firstWaiter; if (first != null) // 头结点不为空 // 唤醒所有等待线程 doSignalAll(first); } /** * Implements uninterruptible condition wait. **
@link #getState}. *- Save lock state returned by {
Invoke { @link #release} with saved state as argument, * throwing IllegalMonitorStateException if it fails. *Block until signalled. * Reacquire by invoking specialized version of * { @link #acquire} with saved state as argument. * */ // 等待，当前线程在接到信号之前一直处于等待状态，不响应中断 public final void awaitUninterruptibly() { // 添加一个结点到等待队列 Node node = addConditionWaiter(); // 获取释放的状态 int savedState = fullyRelease(node); boolean interrupted = false; while (!isOnSyncQueue(node)) { // // 阻塞当前线程 LockSupport.park(this); if (Thread.interrupted()) // 当前线程被中断 // 设置interrupted状态 interrupted = true; } if (acquireQueued(node, savedState) || interrupted) // selfInterrupt(); } /* * For interruptible waits, we need to track whether to throw * InterruptedException, if interrupted while blocked on * condition, versus reinterrupt current thread, if * interrupted while blocked waiting to re-acquire. */ /** Mode meaning to reinterrupt on exit from wait */ private static final int REINTERRUPT = 1; /** Mode meaning to throw InterruptedException on exit from wait */ private static final int THROW_IE = -1; /** * Checks for interrupt, returning THROW_IE if interrupted * before signalled, REINTERRUPT if after signalled, or * 0 if not interrupted. */ private int checkInterruptWhileWaiting(Node node) { return Thread.interrupted() ? (transferAfterCancelledWait(node) ? THROW_IE : REINTERRUPT) : 0; } /** * Throws InterruptedException, reinterrupts current thread, or * does nothing, depending on mode. */ private void reportInterruptAfterWait(int interruptMode) throws InterruptedException { if (interruptMode == THROW_IE) throw new InterruptedException(); else if (interruptMode == REINTERRUPT) selfInterrupt(); } /** * Implements interruptible condition wait. **
@link #getState}. *- If current thread is interrupted, throw InterruptedException. *
- Save lock state returned by {
Invoke { @link #release} with saved state as argument, * throwing IllegalMonitorStateException if it fails. *Block until signalled or interrupted. * Reacquire by invoking specialized version of * { @link #acquire} with saved state as argument. *If interrupted while blocked in step 4, throw InterruptedException. * */ // // 等待，当前线程在接到信号或被中断之前一直处于等待状态 public final void await() throws InterruptedException { if (Thread.interrupted()) // 当前线程被中断，抛出异常 throw new InterruptedException(); // 在wait队列上添加一个结点 Node node = addConditionWaiter(); // int savedState = fullyRelease(node); int interruptMode = 0; while (!isOnSyncQueue(node)) { // 阻塞当前线程 LockSupport.park(this); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) // 检查结点等待时的中断类型 break; } if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != 0) reportInterruptAfterWait(interruptMode); } /** * Implements timed condition wait. **
@link #getState}. *- If current thread is interrupted, throw InterruptedException. *
- Save lock state returned by {
Invoke { @link #release} with saved state as argument, * throwing IllegalMonitorStateException if it fails. *Block until signalled, interrupted, or timed out. * Reacquire by invoking specialized version of * { @link #acquire} with saved state as argument. *If interrupted while blocked in step 4, throw InterruptedException. * */ // 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定等待时间之前一直处于等待状态 public final long awaitNanos(long nanosTimeout) throws InterruptedException { if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); Node node = addConditionWaiter(); int savedState = fullyRelease(node); final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout; int interruptMode = 0; while (!isOnSyncQueue(node)) { if (nanosTimeout <= 0L) { transferAfterCancelledWait(node); break; } if (nanosTimeout >= spinForTimeoutThreshold) LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) break; nanosTimeout = deadline - System.nanoTime(); } if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null) unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != 0) reportInterruptAfterWait(interruptMode); return deadline - System.nanoTime(); } /** * Implements absolute timed condition wait. **
@link #getState}. *- If current thread is interrupted, throw InterruptedException. *
- Save lock state returned by {
Invoke { @link #release} with saved state as argument, * throwing IllegalMonitorStateException if it fails. *Block until signalled, interrupted, or timed out. * Reacquire by invoking specialized version of * { @link #acquire} with saved state as argument. *If interrupted while blocked in step 4, throw InterruptedException. * If timed out while blocked in step 4, return false, else true. * */ // 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定最后期限之前一直处于等待状态 public final boolean awaitUntil(Date deadline) throws InterruptedException { long abstime = deadline.getTime(); if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); Node node = addConditionWaiter(); int savedState = fullyRelease(node); boolean timedout = false; int interruptMode = 0; while (!isOnSyncQueue(node)) { if (System.currentTimeMillis() > abstime) { timedout = transferAfterCancelledWait(node); break; } LockSupport.parkUntil(this, abstime); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) break; } if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null) unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != 0) reportInterruptAfterWait(interruptMode); return !timedout; } /** * Implements timed condition wait. **
@link #getState}. *- If current thread is interrupted, throw InterruptedException. *
- Save lock state returned by {
Invoke { @link #release} with saved state as argument, * throwing IllegalMonitorStateException if it fails. *Block until signalled, interrupted, or timed out. * Reacquire by invoking specialized version of * { @link #acquire} with saved state as argument. *If interrupted while blocked in step 4, throw InterruptedException. * If timed out while blocked in step 4, return false, else true. * */ // 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定等待时间之前一直处于等待状态。此方法在行为上等效于：awaitNanos(unit.toNanos(time)) > 0 public final boolean await(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException { long nanosTimeout = unit.toNanos(time); if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); Node node = addConditionWaiter(); int savedState = fullyRelease(node); final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout; boolean timedout = false; int interruptMode = 0; while (!isOnSyncQueue(node)) { if (nanosTimeout <= 0L) { timedout = transferAfterCancelledWait(node); break; } if (nanosTimeout >= spinForTimeoutThreshold) LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) break; nanosTimeout = deadline - System.nanoTime(); } if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null) unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != 0) reportInterruptAfterWait(interruptMode); return !timedout; } // support for instrumentation /** * Returns true if this condition was created by the given * synchronization object. * * @return {@code true} if owned */ final boolean isOwnedBy(AbstractQueuedSynchronizer sync) { return sync == AbstractQueuedSynchronizer.this; } /** * Queries whether any threads are waiting on this condition. * Implements {@link AbstractQueuedSynchronizer#hasWaiters(ConditionObject)}. * * @return {@code true} if there are any waiting threads * @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively} * returns {@code false} */ // 查询是否有正在等待此条件的任何线程 protected final boolean hasWaiters() { if (!isHeldExclusively()) throw new IllegalMonitorStateException(); for (Node w = firstWaiter; w != null; w = w.nextWaiter) { if (w.waitStatus == Node.CONDITION) return true; } return false; } /** * Returns an estimate of the number of threads waiting on * this condition. * Implements {@link AbstractQueuedSynchronizer#getWaitQueueLength(ConditionObject)}. * * @return the estimated number of waiting threads * @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively} * returns {@code false} */ // 返回正在等待此条件的线程数估计值 protected final int getWaitQueueLength() { if (!isHeldExclusively()) throw new IllegalMonitorStateException(); int n = 0; for (Node w = firstWaiter; w != null; w = w.nextWaiter) { if (w.waitStatus == Node.CONDITION) ++n; } return n; } /** * Returns a collection containing those threads that may be * waiting on this Condition. * Implements {@link AbstractQueuedSynchronizer#getWaitingThreads(ConditionObject)}. * * @return the collection of threads * @throws IllegalMonitorStateException if {@link #isHeldExclusively} * returns {@code false} */ // 返回包含那些可能正在等待此条件的线程集合 protected final CollectiongetWaitingThreads() { if (!isHeldExclusively()) throw new IllegalMonitorStateException(); ArrayList list = new ArrayList (); for (Node w = firstWaiter; w != null; w = w.nextWaiter) { if (w.waitStatus == Node.CONDITION) { Thread t = w.thread; if (t != null) list.add(t); } } return list; } }
说明：此类实现了Condition接口，Condition接口定义了条件操作规范，具体如下
public interface Condition { // 等待，当前线程在接到信号或被中断之前一直处于等待状态 void await() throws InterruptedException; // 等待，当前线程在接到信号之前一直处于等待状态，不响应中断 void awaitUninterruptibly(); //等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定等待时间之前一直处于等待状态 long awaitNanos(long nanosTimeout) throws InterruptedException; // 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定等待时间之前一直处于等待状态。此方法在行为上等效于：awaitNanos(unit.toNanos(time)) > 0 boolean await(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException; // 等待，当前线程在接到信号、被中断或到达指定最后期限之前一直处于等待状态 boolean awaitUntil(Date deadline) throws InterruptedException; // 唤醒一个等待线程。如果所有的线程都在等待此条件，则选择其中的一个唤醒。在从 await 返回之前，该线程必须重新获取锁。 void signal(); // 唤醒所有等待线程。如果所有的线程都在等待此条件，则唤醒所有线程。在从 await 返回之前，每个线程都必须重新获取锁。 void signalAll(); }
说明：Condition接口中定义了await、signal函数，用来等待条件、释放条件。之后会详细分析CondtionObject的源码。
3.3 类的属性
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable { // 版本号 private static final long serialVersionUID = 7373984972572414691L; // 头结点 private transient volatile Node head; // 尾结点 private transient volatile Node tail; // 状态 private volatile int state; // 自旋时间 static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L; // Unsafe类实例 private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe(); // state内存偏移地址 private static final long stateOffset; // head内存偏移地址 private static final long headOffset; // state内存偏移地址 private static final long tailOffset; // tail内存偏移地址 private static final long waitStatusOffset; // next内存偏移地址 private static final long nextOffset; // 静态初始化块 static { try { stateOffset = unsafe.objectFieldOffset (AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state")); headOffset = unsafe.objectFieldOffset (AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head")); tailOffset = unsafe.objectFieldOffset (AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail")); waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset (Node.class.getDeclaredField("waitStatus")); nextOffset = unsafe.objectFieldOffset (Node.class.getDeclaredField("next")); } catch (Exception ex) { throw new Error(ex); } } }
说明：属性中包含了头结点head，尾结点tail，状态state、自旋时间spinForTimeoutThreshold，还有AbstractQueuedSynchronizer抽象的属性在内存中的偏移地址，通过该偏移地址，可以获取和设置该属性的值，同时还包括一个静态初始化块，用于加载内存偏移地址。
3.4 类的构造函数
protected AbstractQueuedSynchronizer() { }
说明：此类构造函数为从抽象构造函数，供子类调用。
3.5 类的核心函数
1. acquire函数
该函数以独占模式获取(资源)，忽略中断，即线程在aquire过程中，中断此线程是无效的。源码如下
public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); }
由上述源码可以知道，当一个线程调用acquire时，调用方法流程如下。
说明：
① 首先调用tryAcquire函数，调用此方法的线程会试图在独占模式下获取对象状态。此方法应该查询是否允许它在独占模式下获取对象状态，如果允许，则获取它。在AbstractQueuedSynchronizer源码中默认会抛出一个异常，即需要子类去重写此函数完成自己的逻辑。之后会进行分析。
② 若tryAcquire失败，则调用addWaiter函数，addWaiter函数完成的功能是将调用此方法的线程封装成为一个结点并放入Sync queue。
③ 调用acquireQueued函数，此函数完成的功能是Sync queue中的结点不断尝试获取资源，若成功，则返回true，否则，返回false。
由于tryAcquire默认实现是抛出异常，所以此时，不进行分析，之后会结合一个例子进行分析。
首先分析addWaiter函数
// 添加等待者 private Node addWaiter(Node mode) { // 新生成一个结点，默认为独占模式 Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure // 保存尾结点 Node pred = tail; if (pred != null) { // 尾结点不为空，即已经被初始化 // 将node结点的prev域连接到尾结点 node.prev = pred; if (compareAndSetTail(pred, node)) { // 比较pred是否为尾结点，是则将尾结点设置为node // 设置尾结点的next域为node pred.next = node; return node; // 返回新生成的结点 } } enq(node); // 尾结点为空(即还没有被初始化过)，或者是compareAndSetTail操作失败，则入队列 return node; }
说明：addWaiter函数使用快速添加的方式往sync queue尾部添加结点，如果sync queue队列还没有初始化，则会使用enq插入队列中，enq方法源码如下
// 入队列 private Node enq(final Node node) { for (;;) { // 无限循环，确保结点能够成功入队列 // 保存尾结点 Node t = tail; if (t == null) { // 尾结点为空，即还没被初始化 if (compareAndSetHead(new Node())) // 头结点为空，并设置头结点为新生成的结点 tail = head; // 头结点与尾结点都指向同一个新生结点 } else { // 尾结点不为空，即已经被初始化过 // 将node结点的prev域连接到尾结点 node.prev = t; if (compareAndSetTail(t, node)) { // 比较结点t是否为尾结点，若是则将尾结点设置为node // 设置尾结点的next域为node t.next = node; return t; // 返回尾结点 } } } }
说明：enq函数会使用无限循环来确保节点的成功插入。
现在，分析acquireQueue函数。其源码如下
// sync队列中的结点在独占且忽略中断的模式下获取(资源) final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { // 标志 boolean failed = true; try { // 中断标志 boolean interrupted = false; for (;;) { // 无限循环 // 获取node节点的前驱结点 final Node p = node.predecessor(); if (p == head && tryAcquire(arg)) { // 前驱为头结点并且成功获得锁 setHead(node); // 设置头结点 p.next = null; // help GC failed = false; // 设置标志 return interrupted; } if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } }
说明：首先获取当前节点的前驱节点，如果前驱节点是头结点并且能够获取(资源)，代表该当前节点能够占有锁，设置头结点为当前节点，返回。否则，调用shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt函数，首先，我们看shouldParkAfterFailedAcquire函数，代码如下
// 当获取(资源)失败后，检查并且更新结点状态 private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { // 获取前驱结点的状态 int ws = pred.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) // 状态为SIGNAL，为-1 /* * This node has already set status asking a release * to signal it, so it can safely park. */ // 可以进行park操作 return true; if (ws > 0) { // 表示状态为CANCELLED，为1 /* * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and * indicate retry. */ do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); // 找到pred结点前面最近的一个状态不为CANCELLED的结点 // 赋值pred结点的next域 pred.next = node; } else { // 为PROPAGATE -3 或者是0 表示无状态,(为CONDITION -2时，表示此节点在condition queue中) /* * waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we * need a signal, but don't park yet. Caller will need to * retry to make sure it cannot acquire before parking. */ // 比较并设置前驱结点的状态为SIGNAL compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } // 不能进行park操作 return false; }
说明：只有当该节点的前驱结点的状态为SIGNAL时，才可以对该结点所封装的线程进行park操作。否则，将不能进行park操作。再看parkAndCheckInterrupt函数，源码如下
// 进行park操作并且返回该线程是否被中断 private final boolean parkAndCheckInterrupt() { // 在许可可用之前禁用当前线程，并且设置了blocker LockSupport.park(this); return Thread.interrupted(); // 当前线程是否已被中断，并清除中断标记位 }
说明：parkAndCheckInterrupt函数里的逻辑是首先执行park操作，即禁用当前线程，然后返回该线程是否已经被中断。再看final块中的cancelAcquire函数，其源码如下
// 取消继续获取(资源) private void cancelAcquire(Node node) { // Ignore if node doesn't exist // node为空，返回 if (node == null) return; // 设置node结点的thread为空 node.thread = null; // Skip cancelled predecessors // 保存node的前驱结点 Node pred = node.prev; while (pred.waitStatus > 0) // 找到node前驱结点中第一个状态小于0的结点，即不为CANCELLED状态的结点 node.prev = pred = pred.prev; // predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will // fail if not, in which case, we lost race vs another cancel // or signal, so no further action is necessary. // 获取pred结点的下一个结点 Node predNext = pred.next; // Can use unconditional write instead of CAS here. // After this atomic step, other Nodes can skip past us. // Before, we are free of interference from other threads. // 设置node结点的状态为CANCELLED node.waitStatus = Node.CANCELLED; // If we are the tail, remove ourselves. if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { // node结点为尾结点，则设置尾结点为pred结点 // 比较并设置pred结点的next节点为null compareAndSetNext(pred, predNext, null); } else { // node结点不为尾结点，或者比较设置不成功 // If successor needs signal, try to set pred's next-link // so it will get one. Otherwise wake it up to propagate. int ws; if (pred != head && ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && pred.thread != null) { // （pred结点不为头结点，并且pred结点的状态为SIGNAL）或者 // pred结点状态小于等于0，并且比较并设置等待状态为SIGNAL成功，并且pred结点所封装的线程不为空 // 保存结点的后继 Node next = node.next; if (next != null && next.waitStatus <= 0) // 后继不为空并且后继的状态小于等于0 compareAndSetNext(pred, predNext, next); // 比较并设置pred.next = next; } else { unparkSuccessor(node); // 释放node的前一个结点 } node.next = node; // help GC } }
说明：该函数完成的功能就是取消当前线程对资源的获取，即设置该结点的状态为CANCELLED，接着我们再看unparkSuccessor函数，源码如下
// 释放后继结点 private void unparkSuccessor(Node node) { /* * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try * to clear in anticipation of signalling. It is OK if this * fails or if status is changed by waiting thread. */ // 获取node结点的等待状态 int ws = node.waitStatus; if (ws < 0) // 状态值小于0，为SIGNAL -1 或 CONDITION -2 或 PROPAGATE -3 // 比较并且设置结点等待状态，设置为0 compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); /* * Thread to unpark is held in successor, which is normally * just the next node. But if cancelled or apparently null, * traverse backwards from tail to find the actual * non-cancelled successor. */ // 获取node节点的下一个结点 Node s = node.next; if (s == null || s.waitStatus > 0) { // 下一个结点为空或者下一个节点的等待状态大于0，即为CANCELLED // s赋值为空 s = null; // 从尾结点开始从后往前开始遍历 for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev) if (t.waitStatus <= 0) // 找到等待状态小于等于0的结点，找到最前的状态小于等于0的结点 // 保存结点 s = t; } if (s != null) // 该结点不为为空，释放许可 LockSupport.unpark(s.thread); }
说明：该函数的作用就是为了释放node节点的后继结点。
对于cancelAcquire与unparkSuccessor函数，如下示意图可以清晰的表示。
说明：其中node为参数，在执行完cancelAcquire函数后的效果就是unpark了s结点所包含的t4线程。
现在，再来看acquireQueued函数的整个的逻辑。逻辑如下
① 判断结点的前驱是否为head并且是否成功获取(资源)。
② 若步骤①均满足，则设置结点为head，之后会判断是否finally模块，然后返回。
③ 若步骤①不满足，则判断是否需要park当前线程，是否需要park当前线程的逻辑是判断结点的前驱结点的状态是否为SIGNAL，若是，则park当前结点，否则，不进行park操作。
④ 若park了当前线程，之后某个线程对本线程unpark后，并且本线程也获得机会运行。那么，将会继续进行步骤①的判断。
2. release
以独占模式释放对象，其源码如下
public final boolean release(int arg) { if (tryRelease(arg)) { // 释放成功 // 保存头结点 Node h = head; if (h != null && h.waitStatus != 0) // 头结点不为空并且头结点状态不为0 unparkSuccessor(h); //释放头结点的后继结点 return true; } return false; }
说明：其中，tryRelease的默认实现是抛出异常，需要具体的子类实现，如果tryRelease成功，那么如果头结点不为空并且头结点的状态不为0，则释放头结点的后继结点，unparkSuccessor函数已经分析过，不再累赘。
对于其他函数我们也可以分析，与前面分析的函数大同小异，所以，不再累赘。
四、示例分析
1. 示例一
借助下面示例来分析AbstractQueuedSyncrhonizer内部的工作机制。示例源码如下
package com.hust.grid.leesf.abstractqueuedsynchronizer; import java.util.concurrent.locks.Lock; import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock; class MyThread extends Thread { private Lock lock; public MyThread(String name, Lock lock) { super(name); this.lock = lock; } public void run () { lock.lock(); try { System.out.println(Thread.currentThread() + " running"); } finally { lock.unlock(); } } } public class AbstractQueuedSynchonizerDemo { public static void main(String[] args) { Lock lock = new ReentrantLock(); MyThread t1 = new MyThread("t1", lock); MyThread t2 = new MyThread("t2", lock); t1.start(); t2.start(); } }
运行结果（可能的一种）：
Thread[t1,5,main] running
Thread[t2,5,main] running
结果分析：从示例可知，线程t1与t2共用了一把锁，即同一个lock。可能会存在如下一种时序。
说明：首先线程t1先执行lock.lock操作，然后t2执行lock.lock操作，然后t1执行lock.unlock操作，最后t2执行lock.unlock操作。基于这样的时序，分析AbstractQueuedSynchronizer内部的工作机制。
① t1线程调用lock.lock函数，其函数调用顺序如下，只给出了主要的函数调用。
说明：其中，前面的部分表示哪个类，后面是具体的类中的哪个方法，AQS表示AbstractQueuedSynchronizer类，AOS表示AbstractOwnableSynchronizer类。
② t2线程调用lock.lock函数，其函数调用顺序如下，只给出了主要的函数调用。
说明：经过一系列的函数调用，最后达到的状态是禁用t2线程，因为调用了LockSupport.lock。
③ t1线程调用lock.unlock，其函数调用顺序如下，只给出了主要的函数调用。
说明：t1线程中调用lock.unlock后，经过一系列的调用，最终的状态是释放了许可，因为调用了LockSupport.unpark。这时，t2线程就可以继续运行了。此时，会继续恢复t2线程运行环境，继续执行LockSupport.park后面的语句，即进一步调用如下。
说明：在上一步调用了LockSupport.unpark后，t2线程恢复运行，则运行parkAndCheckInterrupt，之后，继续运行acquireQueued函数，最后达到的状态是头结点head与尾结点tail均指向了t2线程所在的结点，并且之前的头结点已经从sync队列中断开了。
④ t2线程调用lock.unlock，其函数调用顺序如下，只给出了主要的函数调用。
说明：t2线程执行lock.unlock后，最终达到的状态还是与之前的状态一样。
2. 示例二
下面我们结合Condition实现生产者与消费者，来进一步分析AbstractQueuedSynchronizer的内部工作机制。
Depot（仓库）类
package com.hust.grid.leesf.reentrantLock; import java.util.concurrent.locks.Condition; import java.util.concurrent.locks.Lock; import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock; public class Depot { private int size; private int capacity; private Lock lock; private Condition fullCondition; private Condition emptyCondition; public Depot(int capacity) { this.capacity = capacity; lock = new ReentrantLock(); fullCondition = lock.newCondition(); emptyCondition = lock.newCondition(); } public void produce(int no) { lock.lock(); int left = no; try { while (left > 0) { while (size >= capacity) { System.out.println(Thread.currentThread() + " before await"); fullCondition.await(); System.out.println(Thread.currentThread() + " after await"); } int inc = (left + size) > capacity ? (capacity - size) : left; left -= inc; size += inc; System.out.println("produce = " + inc + ", size = " + size); emptyCondition.signal(); } } catch (InterruptedException e) { e.printStackTrace(); } finally { lock.unlock(); } } public void consume(int no) { lock.lock(); int left = no; try { while (left > 0) { while (size <= 0) { System.out.println(Thread.currentThread() + " before await"); emptyCondition.await(); System.out.println(Thread.currentThread() + " after await"); } int dec = (size - left) > 0 ? left : size; left -= dec; size -= dec; System.out.println("consume = " + dec + ", size = " + size); fullCondition.signal(); } } catch (InterruptedException e) { e.printStackTrace(); } finally { lock.unlock(); } } }
测试类
package com.hust.grid.leesf.reentrantLock; class Consumer { private Depot depot; public Consumer(Depot depot) { this.depot = depot; } public void consume(int no) { new Thread(new Runnable() { @Override public void run() { depot.consume(no); } }, no + " consume thread").start(); } } class Producer { private Depot depot; public Producer(Depot depot) { this.depot = depot; } public void produce(int no) { new Thread(new Runnable() { @Override public void run() { depot.produce(no); } }, no + " produce thread").start(); } } public class ReentrantLockDemo { public static void main(String[] args) throws InterruptedException { Depot depot = new Depot(500); new Producer(depot).produce(500); new Producer(depot).produce(200); new Consumer(depot).consume(500); new Consumer(depot).consume(200); } }
运行结果（可能的一种）：
produce = 500, size = 500 Thread[200 produce thread,5,main] before await consume = 500, size = 0 Thread[200 consume thread,5,main] before await Thread[200 produce thread,5,main] after await produce = 200, size = 200 Thread[200 consume thread,5,main] after await consume = 200, size = 0
说明：根据结果，我们猜测一种可能的时序如下
说明：p1代表produce 500的那个线程，p2代表produce 200的那个线程，c1代表consume 500的那个线程，c2代表consume 200的那个线程。
1. p1线程调用lock.lock，获得锁，继续运行，函数调用顺序在前面已经给出。
2. p2线程调用lock.lock，由前面的分析可得到如下的最终状态。
说明：p2线程调用lock.lock后，会禁止p2线程的继续运行，因为执行了LockSupport.park操作。 3. c1线程调用lock.lock，由前面的分析得到如下的最终状态。 说明：最终c1线程会在sync queue队列的尾部，并且其结点的前驱结点（包含p2的结点）的waitStatus变为了SIGNAL。 4. c2线程调用lock.lock，由前面的分析得到如下的最终状态。 说明：最终c1线程会在sync queue队列的尾部，并且其结点的前驱结点（包含c1的结点）的waitStatus变为了SIGNAL。5. p1线程执行emptyCondition.signal，其函数调用顺序如下，只给出了主要的函数调用。
说明：AQS.CO表示AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject类。此时调用signal方法不会产生任何其他效果。
6. p1线程执行lock.unlock，根据前面的分析可知，最终的状态如下。
说明：此时，p2线程所在的结点为头结点，并且其他两个线程（c1、c2）依旧被禁止，所以，此时p2线程继续运行，执行用户逻辑。
7. p2线程执行fullCondition.await，其函数调用顺序如下，只给出了主要的函数调用。
说明：最终到达的状态是新生成了一个结点，包含了p2线程，此结点在condition queue中；并且sync queue中p2线程被禁止了，因为在执行了LockSupport.park操作。从函数一些调用可知，在await操作中线程会释放锁资源，供其他线程获取。同时，head结点后继结点的包含的线程的许可被释放了，故其可以继续运行。由于此时，只有c1线程可以运行，故运行c1。
8. 继续运行c1线程，c1线程由于之前被park了，所以此时恢复，继续之前的步骤，即还是执行前面提到的acquireQueued函数，之后，c1判断自己的前驱结点为head，并且可以获取锁资源，最终到达的状态如下。
说明：其中，head设置为包含c1线程的结点，c1继续运行。
9. c1线程执行fullCondtion.signal，其函数调用顺序如下，只给出了主要的函数调用。
说明：signal函数达到的最终结果是将包含p2线程的结点从condition queue中转移到sync queue中，之后condition queue为null，之前的尾结点的状态变为SIGNAL。
10. c1线程执行lock.unlock操作，根据之前的分析，经历的状态变化如下。
说明：最终c2线程会获取锁资源，继续运行用户逻辑。
11. c2线程执行emptyCondition.await，由前面的第七步分析，可知最终的状态如下。
说明：await操作将会生成一个结点放入condition queue中与之前的一个condition queue是不相同的，并且unpark头结点后面的结点，即包含线程p2的结点。
12. p2线程被unpark，故可以继续运行，经过CPU调度后，p2继续运行，之后p2线程在AQS:await函数中被park，继续AQS.CO:await函数的运行，其函数调用顺序如下，只给出了主要的函数调用。
13. p2继续运行，执行emptyCondition.signal，根据第九步分析可知，最终到达的状态如下。
说明：最终，将condition queue中的结点转移到sync queue中，并添加至尾部，condition queue会为空，并且将head的状态设置为SIGNAL。
14. p2线程执行lock.unlock操作，根据前面的分析可知，最后的到达的状态如下。
说明：unlock操作会释放c2线程的许可，并且将头结点设置为c2线程所在的结点。
15. c2线程继续运行，执行fullCondition. signal，由于此时fullCondition的condition queue已经不存在任何结点了，故其不会产生作用。
16. c2执行lock.unlock，由于c2是sync队列中最后一个结点，故其不会再调用unparkSuccessor了，直接返回true。即整个流程就完成了。
五、总结
对于AbstractQueuedSynchronizer的分析，最核心的就是sync queue的分析。
① 每一个结点都是由前一个结点唤醒
② 当结点发现前驱结点是head并且尝试获取成功，则会轮到该线程运行。
③ condition queue中的结点向sync queue中转移是通过signal操作完成的。
④ 当结点的状态为SIGNAL时，表示后面的结点需要运行。
当然，此次分析没有涉及到中断操作，如果涉及到中断操作，又会复杂得多，以后遇到这种情况，我们再进行详细分析，AbstractQueuedSynchronizer类的设计令人叹为观止，以后有机会还会进行分析。也谢谢各位园友的观看~
最后给出两篇参考链接
http://ifeve.com/introduce-abstractqueuedsynchronizer/
http://blog.csdn.net/chen77716/article/details/6641477