上课课件笔记-aqs底层原理分析

1、发包的作者是大名鼎鼎的Doug Lea。在接下来的课程中，回去剖析一些经典Lock在J.U.C中是最的组件，前面讲synchronized的时候，锁最重过 J.U.C 包中的所有组件，一定会发现绝大部分的组件都有用到了 Lock。所以通过Lock 作为切入点使得在后续的学习过程中会更加轻松。Lock在 Lock 接口出现之前，Java 中的应用程序对于多线程的并发安全处理只能基于 synchronizedsynchronized也就是它并不适合于所有的并发场景。但是在 Java5 以后，Lock 的出现可以解决 synchronized 在某些场景中的短板，它比synchronized 更加灵

2、活。ReentrantReadWriock：重入读写锁，它实现了 ReadWri ock 接口，在这个类中了两个锁，一个是ReadLock，一个是Wriock，他们都分别实现了Lock是： 读和读不互斥、读和写互斥、写和写互斥。也就是说涉及到影响数据变化的： stampedLock 是一种乐观的读策略，使得乐观锁完全不会阻塞写线程Lock 的类关系锁锁voidunlock()timeout, TimeUnit void lock() / void lockInterruptibly() / 和 lock()方法相似, 但阻塞的线on 异常boolean tryLock() / 非阻塞返回Ree

3、ntrantLock 重入锁，表示支持重新进入的锁，也就是说，如果当前线程t1 通过调用lock重入锁，表示支持重新进入的锁，也就是说，如果当前线程t1 通过调用lock 重入锁的设计比如调用demo 方法获得了当前的对象锁，然后在这个方法中再去调用 publicclasspublic synchronized void demo() public void demo2() synchronized (this)publicstatic void main(String args) ReentrantDemord=newReentrantDemo(); new Thread(rd:demo).

4、start();ReentrantLock 的使用案publicclassAtomicDemoprivatestaticintstaticLockpublicclassAtomicDemoprivatestaticintstaticLocklock=newpublicstaticvoidtrycatch(InterruptedExceptione)publicstaticvoidmain(Stringargs)for(intnewThread()-线程和其他写线程都会被阻塞。读写锁了一对锁，一个读锁、一个写锁;一般publicclassLockDemostaticMapcacheMap=pub

5、licclassLockDemostaticMapcacheMap=newstaticockstaticLockstaticLockpublicstaticfinalObjectget(Stringkey)数据System.out.println(开始read.lock(); /读tryreturnfinallypublicstaticfinalObjectput(StringpublicstaticfinalObjectput(Stringkey,ObjectSystem.out.println(开始写数据returnfinallyReentrantLock 的实现行执行，从而达到线程安全性

6、的目的。在 synchronized 中，分析了偏向锁、轻量级锁、乐观锁。基于乐观锁以及自旋锁来优化了 synchronized 的加锁开销，AQS在 Lock 中，用到了一个同步队列 AQS，全称么 J.U.C 中绝大部分的工具都能轻松掌握。AQS 的两种共享锁，允许多个线程同时获取锁，并发 共享资源，比AQS 的实AQS队的是一个FIFO的双向链表，这种结构的特点是每个数据结一个节点开始很方便的前驱和后继。每个 Node 其实是由线程封装，当线程 争抢锁失败后会封装成Node加入到ASQ队列中去；当获取锁的线程锁以后，Node 的组锁以及添加线程对于队列的新的线程封装成Nodeprev点的

7、前置节点的 next 节点指向自己通过CAS 讲tail新的获得锁的节点，将prev 的指针指向设置 head 节点不需要用 CAS，原因是设置 head 节点是由获得锁的线程来完成CAShead设置为原首节点的后继节点，并且断开原head节点的next即的源码ReentrantLock 调用ReentrantLocklock这个是reentrantLockpublicpublicvoidlock() 业务功能，所以在不同的同步场景中，会继承AQS 来实现对应场景的功能 Sync 有两个具体的实现类，分别是：表示所有线程严格按照FIFO以非公平锁为例，来看看lock没有线程排队，我先上来 ca

8、s 去抢占一下CASacquire(1finalvoidlock()if(compareAndSetState(0,CAS 的实stateOffsetstateOffset,expect,protectedfinalbooleancompareAndSetState(int expect, int update) /Seebelowforintrinsicssetupto通过 cas 乐观锁的方式来做比较并替换，这段代码的意思是，如果当前内存中的 stateexpectupdatetrue，否则返回false.以及涉及到 state 这个属性的意义。state 是 AQS 中的一个属性，它在不

9、同的实现中所表达的含义不一样，对于重入当 state0 时，表示已经有线程获得了锁，也就是 state=1 ， 但是因为 Unsafe 类是在sun.misc 包下，不属于Java 标准。但是很多Java 的基础类库，包括一些被广泛使用的高性能开发库都是基于 Unsafe 类开发的，比如 Netty、 Hadoop、Kafka 等；Unsafe可认为是Java中留下的后门，提供了一些低层次操作，如直接内存、而 CAS 就是 Unsafe 类中提供的一个原子操作，第一个参数为需要改变的对象，第二个为偏移量(即之前求出来的 headOffset 的值)，第三个参数为期待的值，第四个为更新后的值整个

10、方法的作用是如果当前时刻的值等于预期值var4 相等，则更新为新的期望值 var5，如果更新成功，则返回true，否则返回 false；一个JavastateOffsetstateAQSpareAndSwapInt(JNIEnv*env, unsafe, jobject obj, jlong offset, jint e, jint x) unsafe, jobject obj, jlong offset, jint e, jint x) oop p = JNIHandles:resolve(obj);/将JavaJVMoop（普通returnjint)(Atomic:cmpxchg(xadd

11、reecasx示需要更新的值，addr 表示 state 在内存中的地址，e 表示预期值 acquireAQSCASstate0，此时继续acquire(1)操作通过tryAcquiretrue如果tryAcquire 失败，则会通过addWaiter 方法将当前线程封装成Node到 AQS 队列尾部publicpublicfinalvoidacquire(intarg)if (!tryAcquire(arg) & acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE),arg)这个方法的作用是尝试获取锁，如果成功返回true它是重写 AQS 类中的tryAcquire

12、方法，并且大家仔细看一下AQS中tryAcquireprotectedprotectedfinalbooleantryAcquire(intacquires)returnfinalfinalbooleannonfairTryAcquire(intacquires)finalThreadcurrentThread.currentThread();/获取当前执intcgetState();/stateif(c0if(compareAndSetState(0acquires)cas替换state的值，cas 成功表示获取锁成功sEliOehacrt,returnelseif(currentgetEx

13、clusiveOwnerThread如果同一intnextc=c+if(nextc0)/thrownewError( return true;returnumlockcount当 tryAcquire 方法获取锁失败以后，则会先调用 addWaitermodeNode.EXCLUSIVE，表示独占状态。意味着重入锁用到了 AQS 的独占锁功能将当前线程封装成tailcascasenqAQSprivateNodeaddWaiter(Nodemode)NodenodenewNode(Thread.currentThreadmode);/把当前线程封装为 NodeNodepredtailtail是A

14、QS中表示同比队列队尾的属性，默认是nullif(prednulltail不为空的情况下，说明队列中存在节node.prev =pred;/把当前线程的Nodeprevif(compareAndSetTail(prednodecas加入AQS队列，也就是设置为 指向当前returnenq(node);/tail=null,把node添加到同步队returnprivateprivateNodeenq(finalNodenode)for(;)Nodet=if(t=null)/Mustif(compareAndSetHead(newtail=elsenode.prev=if(compareAndSe

15、tTail(t,node) t.next = node;return通过 addWaiter 方法把线程添加到链表后，会接着把 Node 作为参数传递给获取当前节点的prev 节点如果prev 节点为headtryAcquireheadThreadA了锁ThreadA了锁，然后设置head为 ThreadB获得执行finalbooleanacquireQueued(finalNodenode,arg)booleanfailed=true; try booleaninterrupted=false; for (;) finalNodepnode.predecessor();/取当前节点的prev

16、 节if(phead&tryAcquire(arg/如果是head节点，说明有资格去争抢锁etHead(node); /获取锁成功，也限p.nextnull/把原head节点从链表移failed = false; returninterrupted;/ThreadA可能还没锁，使得ThreadB在执行 tryAcquire 时会返回falseifnode)interruptedinterruptedtrue并且返回当前线程finallyif通过 cas 进行竞争锁操作。成功表示获得锁，失败表示获得锁失败失败，那么失败以后会调用shouldParkAfterFailedAcquire 方法CAN

17、CELLED（1，SIGNAL（-1CANCELLED: 在同步队列中等待的线程等待超时或被中断，需要从同步队列中取消该Node 的结点, 其结点的waitStatus 为CANCELLED，即结束状态，进入该状SIGNAL:只要前置节点锁，就会通知标识为SIGNAL状态的后续节点的线CONDITION： 和Condition 有关系，后续会讲解 NodeThreadAThreadA 的predSIGNAL通过循环扫描链表把CANCELLED修改pred 节点的状态为SIGNAL,返回returnreturn true;/返回 true起if(ws0/ws0prev节点取消了排donode.p

18、rev=pred=，private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Nodepred,Node node) intwspred.waitStatus;/相当于pred=pred.prev; while(pred.waitStatus0/这里采用循环，从双向列表中移除CANCELLED 的节点pred.next=else/利用 cas设置prev节点的状态为 compareAndSetWaitStatus(pred,ws, return使用LockSupport.park 挂起当前线程编程WATING 状态 Terrupted，返回当前线程

19、是否被其他线程触发过中断请求，也就是 errupt(); 如果有触发过中断请求，那么这个方返回当前的中断标识 着在acquire 方法中会执行 selfInterrupt()。privatefinalbooleanparkAndCheckInterrupt()returnselfInterrupt： 标识如果当前线程在 acquireQueued 中被中断过，则需要产生一acquireQueuedstaticstaticvoidselfInterrupt()图解意味着ThreadB 和 ThreadC 只能挂起了。实际上是调用了Unsafe 类里的函数，归结到Unsafe 里，只有两个函数点像

20、信号量，但是这个“”是不能叠加的，“”是的。park 会消费permit0。 如果再调用一次parkpermit0 了。直到permit1unparkpermit1.每个线程都有一个相关的permit，permit 最多只有一个，重复调用 unpark 不会累积锁的流 在unlock 中，会调用release方法来NodeNodehheadaqsheadif(hnull&h.waitStatus0)/head节点不为空并且状态！=0.调用 unparkSuccessor(h)唤醒后续节点returnreturnif(tryRelease(arg)publicfinalbooleanreleas

21、e(intarg)在排它锁中，加锁的时候状态会增加 1（当然可以自己修改这个值，在的时的次数与 lock(Owner 线程设置为空，而且也只有这种情况下才会返回tectedprotectedfinalbooleantryRelease(intintc=getState()-if(Thread.currentThread()!= thrownewbooleanfree=false; if (c = 0) free = true; returnprivatevoidunparkSuccessor(Nodenode)intwsnode.waitStatus;/获得head节点的if(ws0)/如果下

22、一个节点为 null或者status0表示 cancelled状态/通过从尾部节点开始扫描，找到距离 head最近的一waitStatus=0 的节s= for(Nodet=tail;t!=null&t!=node;t= if(t.waitStatus=0) s = t;if(snullnext节点不为空，直接唤醒这个线程即为什么在锁的时候是从 tail 进行扫这个问题有几个同学问过我，我觉得有必要单独拧出来说一下，再回到 将新的节点的prev 指向 将privateNodeenq(finalNodenode)for(;)Nodet=if(t=null)/Mustif(compareAndSe

23、tHead(newtail=elsenode.prev=if(compareAndSetTail(t,node)t.next=return开始往后遍历，由于 t.next=node 还没执行意味着链表的关系还没有建立完整。就会导致遍历到 t 节点的时候被中断。所以从后往前遍历，一定不会存在这个问图解ThreadB 被唤醒原本挂起的线程继续行大家还有印象吧。 原来被挂起的线程是在 acquireQueued 方法中，所以被唤这个方法前面已经完整分析过了，只关注一下ThreadB被唤醒以后的执行流由于ThreadB的prev节点指向的是head，并且ThreadA已经了锁。所以这个时候调用tryAcquire 方法时，可以顺利获取到锁finalbooleanacquireQueued(finalNodenode,arg)b