AQS的原理淺析

本文是《Java特種兵》的樣章，本書即將由工業出版社出版

AQS的全稱為（AbstractQueuedSynchronizer），這個類也是在java.util.concurrent.locks下面。這個類似乎很不容易看懂，因為它僅僅是提供了一系列公共的方法，讓子類來調用。那么要理解意思，就得從子類下手，反過來看才容易看懂。如下圖所示：

圖 5-15 AQS的子類實現

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這么多類，我們看那一個？剛剛提到過鎖（Lock），我們就從鎖開始吧。這里就先以ReentrantLock排它鎖為例開始展開講解如何利用AQS的，然后再簡單介紹讀寫鎖的要點（讀寫鎖本身的實現十分復雜，要完全說清楚需要大量的篇幅來說明）。
首先來看看ReentrantLock的構造方法，它的構造方法有兩個，如下圖所示：

圖 5-16 排它鎖的構造方法
很顯然，對象中有一個屬性叫sync，有兩種不同的實現類，默認是“NonfairSync”來實現，而另一個“FairSync”它們都是排它鎖的內部類，不論用那一個都能實現排它鎖，只是內部可能有點原理上的區別。先以“NonfairSync”類為例，它的lock()方法是如何實現的呢？

圖 5-17 排它鎖的lock方法
lock()方法先通過CAS嘗試將狀態從0修改為1。若直接修改成功，前提條件自然是鎖的狀態為0，則直接將線程的OWNER修改為當前線程，這是一種理想情況，如果并發粒度設置適當也是一種樂觀情況。
若上一個動作未成功，則會間接調用了acquire(1)來繼續操作，這個acquire(int)方法就是在AbstractQueuedSynchronizer當中了。這個方法表面上看起來簡單，但真實情況比較難以看懂，因為第一次看這段代碼可能不知道它要做什么！不急，一步一步來分解。
首先看tryAcquire(arg)這里的調用（當然傳入的參數是1），在默認的“NonfairSync”實現類中，會這樣來實現：

媽呀，這代碼好費勁，胖哥第一回看也是覺得這樣，細心看看也不是想象當中那么難：

○ 首先獲取這個鎖的狀態，如果狀態為0，則嘗試設置狀態為傳入的參數（這里就是1），若設置成功就代表自己獲取到了鎖，返回true了。狀態為0設置1的動作在外部就有做過一次，內部再一次做只是提升概率，而且這樣的操作相對鎖來講不占開銷。
○ 如果狀態不是0，則判定當前線程是否為排它鎖的Owner，如果是Owner則嘗試將狀態增加acquires（也就是增加1），如果這個狀態值越界，則會拋出異常提示，若沒有越界，將狀態設置進去后返回true（實現了類似于偏向的功能，可重入，但是無需進一步征用）。
○ 如果狀態不是0，且自身不是owner，則返回false。

回到圖 5-17中對tryAcquire()的調用判定中是通過if(!tryAcquire())作為第1個條件的，如果返回true，則判定就不會成立了，自然后面的acquireQueued動作就不會再執行了，如果發生這樣的情況是最理想的。
無論多么樂觀，征用是必然存在的，如果征用存在則owner自然不會是自己，tryAcquire()方法會返回false，接著就會再調用方法：acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)做相關的操作。
這個方法的調用的代碼更不好懂，需要從里往外看，這里的Node.EXCLUSIVE是節點的類型，看名稱應該清楚是排它類型的意思。接著調用addWaiter()來增加一個排它鎖類型的節點，這個addWaiter()的代碼是這樣寫的：

圖 5-19 addWaiter的代碼
這里創建了一個Node的對象，將當前線程和傳入的Node.EXCLUSIVE傳入，也就是說Node節點理論上包含了這兩項信息。代碼中的tail是AQS的一個屬性，剛開始的時候肯定是為null，也就是不會進入第一層if判定的區域，而直接會進入enq(node)的代碼，那么直接來看看enq(node)的代碼。

看到了tail就應該猜到了AQS是鏈表吧，沒錯，而且它還應該有一個head引用來指向鏈表的頭節點，AQS在初始化的時候head、tail都是null，在運行時來回移動。此時，我們最少至少知道AQS是一個基于狀態（state）的鏈表管理方式。

圖 5-20 enq(Node)的源碼
這段代碼就是鏈表的操作，某些同學可能很牛，一下就看懂了，某些同學一掃而過覺得知道大概就可以了，某些同學可能會莫不著頭腦。胖哥為了給第三類同學來“開開葷”，簡單講解下這個代碼。
首先這個是一個死循環，而且本身沒有鎖，因此可以有多個線程進來，假如某個線程進入方法，此時head、tail都是null，自然會進入if(t == null)所在的代碼區域，這部分代碼會創建一個Node出來名字叫h，這個Node沒有像開始那樣給予類型和線程，很明顯是一個空的Node對象，而傳入的Node對象首先被它的next引用所指向，此時傳入的node和某一個線程創建的h對象如下圖所示。

圖 5-21 臨時的h對象創建后的與傳入的Node指向關系
剛才我們很理想的認為只有一個線程會出現這種情況，如果有多個線程并發進入這個if判定區域，可能就會同時存在多個這樣的數據結構，在各自形成數據結構后，多個線程都會去做compareAndSetHead(h)的動作，也就是嘗試將這個臨時h節點設置為head，顯然并發時只有一個線程會成功，因此成功的那個線程會執行tail = node的操作，整個AQS的鏈表就成為：

圖 5-22 AQS被第一個請求成功的線程初始化后
有一個線程會成功修改head和tail的值，其它的線程會繼續循環，再次循環就不會進入if (t == null)的邏輯了，而會進入else語句的邏輯中。
在else語句所在的邏輯中，第一步是node.prev = t，這個t就是tail的臨時值，也就是首先讓嘗試寫入的node節點的prev指針指向原來的結束節點，然后嘗試通過CAS替換掉AQS中的tail的內容為當前線程的Node，無論有多少個線程并發到這里，依然只會有一個能成功，成功者執行t.next = node，也就是讓原先的tail節點的next引用指向現在的node，現在的node已經成為了最新的結束節點，不成功者則會繼續循環。
簡單使用圖解的方式來說明，3個步驟如下所示，如下圖所示：

圖 5-23 插入一個節點步驟前后動作
插入多個節點的時候，就以此類推了哦，總之節點都是在鏈表尾部寫入的，而且是線程安全的。
知道了AQS大致的寫入是一種雙向鏈表的插入操作，但插入鏈表節點對鎖有何用途呢，我們還得退回到前面圖 5-19的代碼中addWaiter方法最終返回了要寫入的node節點， 再回退到圖5-17中所在的代碼中需要將這個返回的node節點作為acquireQueued方法入口參數，并傳入另一個參數（依然是1），看看它里面到底做了些什么？請看下圖：

圖 5-24 acquireQueued的方法內容
這里也是一個死循環，除非進入if(p == head && tryAcquire(arg))這個判定條件，而p為node.predcessor()得到，這個方法返回node節點的前一個節點，也就是說只有當前一個節點是head的時候，進一步嘗試通過tryAcquire(arg)來征用才有機會成功。tryAcquire(arg)這個方法我們前面介紹過，成立的條件為：鎖的狀態為0，且通過CAS嘗試設置狀態成功或線程的持有者本身是當前線程才會返回true，我們現在來詳細拆分這部分代碼。
○ 如果這個條件成功后，發生的幾個動作包含：
（1） 首先調用setHead(Node)的操作，這個操作內部會將傳入的node節點作為AQS的head所指向的節點。線程屬性設置為空（因為現在已經獲取到鎖，不再需要記錄下這個節點所對應的線程了），再將這個節點的perv引用賦值為null。
（2） 進一步將的前一個節點的next引用賦值為null。
在進行了這樣的修改后，隊列的結構就變成了以下這種情況了，通過這樣的方式，就可以讓執行完的節點釋放掉內存區域，而不是無限制增長隊列，也就真正形成FIFO了：

圖 5-25 CAS成功獲取鎖后，隊列的變化
○ 如果這個判定條件失敗
會首先判定：“shouldParkAfterFailedAcquire(p , node)”，這個方法內部會判定前一個節點的狀態是否為：“Node.SIGNAL”，若是則返回true，若不是都會返回false，不過會再做一些操作：判定節點的狀態是否大于0，若大于0則認為被“CANCELLED”掉了（我們沒有說明幾個狀態的值，不過大于0的只可能被CANCELLED的狀態），因此會從前一個節點開始逐步循環找到一個沒有被“CANCELLED”節點，然后與這個節點的next、prev的引用相互指向；如果前一個節點的狀態不是大于0的，則通過CAS嘗試將狀態修改為“Node.SIGNAL”，自然的如果下一輪循環的時候會返回值應該會返回true。
如果這個方法返回了true，則會執行：“parkAndCheckInterrupt()”方法，它是通過LockSupport.park(this)將當前線程掛起到WATING狀態，它需要等待一個中斷、unpark方法來喚醒它，通過這樣一種FIFO的機制的等待，來實現了Lock的操作。
相應的，可以自己看看FairSync實現類的lock方法，其實區別不大，有些細節上的區別可能會決定某些特定場景的需求，你也可以自己按照這樣的思路去實現一個自定義的鎖。
接下來簡單看看unlock()解除鎖的方式，如果獲取到了鎖不釋放，那自然就成了死鎖，所以必須要釋放，來看看它內部是如何釋放的。同樣從排它鎖（ReentrantLock）中的unlock()方法開始，請先看下面的代碼截圖：

圖 5-26 unlock方法間接調用AQS的release(1)來完成
通過tryRelease(int)方法進行了某種判定，若它成立則會將head傳入到unparkSuccessor(Node)方法中并返回true，否則返回false。首先來看看tryRelease(int)方法，如下圖所示：

圖 5-27 tryRelease(1)方法
這個動作可以認為就是一個設置鎖狀態的操作，而且是將狀態減掉傳入的參數值（參數是1），如果結果狀態為0，就將排它鎖的Owner設置為null，以使得其它的線程有機會進行執行。
在排它鎖中，加鎖的時候狀態會增加1（當然可以自己修改這個值），在解鎖的時候減掉1，同一個鎖，在可以重入后，可能會被疊加為2、3、4這些值，只有unlock()的次數與lock()的次數對應才會將Owner線程設置為空，而且也只有這種情況下才會返回true。
這一點大家寫代碼要注意了哦，如果是在循環體中lock()或故意使用兩次以上的lock(),而最終只有一次unlock()，最終可能無法釋放鎖。在本書的src/chapter05/locks/目錄下有相應的代碼，大家可以自行測試的哦。
在方法unparkSuccessor(Node)中，就意味著真正要釋放鎖了，它傳入的是head節點（head節點是已經執行完的節點，在后面闡述這個方法的body的時候都叫head節點），內部首先會發生的動作是獲取head節點的next節點，如果獲取到的節點不為空，則直接通過：“LockSupport.unpark()”方法來釋放對應的被掛起的線程，這樣一來將會有一個節點喚醒后繼續進入圖 5-24中的循環進一步嘗試tryAcquire()方法來獲取鎖，但是也未必能完全獲取到哦，因為此時也可能有一些外部的請求正好與之征用，而且還奇跡般的成功了，那這個線程的運氣就有點悲劇了，不過通常樂觀認為不會每一次都那么悲劇。
再看看共享鎖，從前面的排它鎖可以看得出來是用一個狀態來標志鎖的，而共享鎖也不例外，但是Java不希望去定義兩個狀態，所以它與排它鎖的第一個區別就是在鎖的狀態上，它用int來標志鎖的狀態，int有4個字節，它用高16位標志讀鎖（共享鎖），低16位標志寫鎖（排它鎖），高16位每次增加1相當于增加65536（通過1 << 16得到），自然的在這種讀寫鎖中，讀鎖和寫鎖的個數都不能超過65535個（條件是每次增加1的，如果遞增是跳躍的將會更少）。在計算讀鎖數量的時候將狀態左移16位，而計算排它鎖會與65535“按位求與”操作，如下圖所示。

圖 5-28 讀寫鎖中的數量計算及限制
寫鎖的功能與“ReentrantLock”基本一致，區域在于它會在tryAcquire操作的時候，判定狀態的時候會更加復雜一些（因此有些時候它的性能未必好）。
讀鎖也會寫入隊列，Node的類型被改為：“Node.SHARED”這種類型，lock()時候調用的是AQS的acquireShared(int)方法，進一步調用tryAcquireShared()操作里面只需要檢測是否有排它鎖，如果沒有則可以嘗試通過CAS修改鎖的狀態，如果沒有修改成功，則會自旋這個動作（可能會有很多線程在這自旋開銷CPU）。如果這個自旋的過程中檢測到排它鎖競爭成功，那么tryAcquireShared()會返回-1，從而會走如排它鎖的Node類似的流程，可能也會被park住，等待排它鎖相應的線程最終調用unpark()動作來喚醒。
這就是Java提供的這種讀寫鎖，不過這并不是共享鎖的詮釋，在共享鎖里面也有多種機制 ，或許這種讀寫鎖只是其中一種而已。在這種鎖下面，讀和寫的操作本身是互斥的，但是讀可以多個一起發生。這樣的鎖理論上是非常適合應用在“讀多寫少”的環境下（當然我們所講的讀多寫少是讀的比例遠遠大于寫，而不是多一點點），理論上講這樣鎖征用的粒度會大大降低，同時系統的瓶頸會減少，效率得到總體提升。
在本節中我們除了學習到AQS的內在，還應看到Java通過一個AQS隊列解決了許多問題，這個是Java層面的隊列模型，其實我們也可以利用許多隊列模型來解決自己的問題，甚至于可以改寫模型模型來滿足自己的需求，在本章的5.6.1節中將會詳細介紹。
關于Lock及AQS的一些補充：
1、 Lock的操作不僅僅局限于lock()/unlock()，因為這樣線程可能進入WAITING狀態，這個時候如果沒有unpark()就沒法喚醒它，可能會一直“睡”下去，可以嘗試用tryLock()、tryLock(long , TimeUnit)來做一些嘗試加鎖或超時來滿足某些特定場景的需要。例如有些時候發現嘗試加鎖無法加上，先釋放已經成功對其它對象添加的鎖，過一小會再來嘗試，這樣在某些場合下可以避免“死鎖”哦。
2、 lockInterruptibly() 它允許拋出InterruptException異常，也就是當外部發起了中斷操作，程序內部有可能會拋出這種異常，但是并不是絕對會拋出異常的，大家仔細看看代碼便清楚了。
3、 newCondition()操作，是返回一個Condition的對象，Condition只是一個接口，它要求實現await()、awaitUninterruptibly()、awaitNanos(long)、await(long , TimeUnit)、awaitUntil(Date)、signal()、signalAll()方法，AbstractQueuedSynchronizer中有一個內部類叫做ConditionObject實現了這個接口，它也是一個類似于隊列的實現，具體可以參考源碼。大多數情況下可以直接使用，當然覺得自己比較牛逼的話也可以參考源碼自己來實現。
4、 在AQS的Node中有每個Node自己的狀態（waitStatus），我們這里歸納一下，分別包含:
SIGNAL 從前面的代碼狀態轉換可以看得出是前面有線程在運行，需要前面線程結束后，調用unpark()方法才能激活自己，值為：-1
CANCELLED 當AQS發起取消或fullyRelease()時，會是這個狀態。值為1，也是幾個狀態中唯一一個大于0的狀態，所以前面判定狀態大于0就基本等價于是CANCELLED的意思。
CONDITION 線程基于Condition對象發生了等待，進入了相應的隊列，自然也需要Condition對象來激活，值為-2。
PROPAGATE 讀寫鎖中，當讀鎖最開始沒有獲取到操作權限，得到后會發起一個doReleaseShared()動作，內部也是一個循環，當判定后續的節點狀態為0時，嘗試通過CAS自旋方式將狀態修改為這個狀態，表示節點可以運行。
狀態0 初始化狀態，也代表正在嘗試去獲取臨界資源的線程所對應的Node的狀態。