JUC_AQS 落日映苍穹つ 2023-02-14 06:58 66阅读 0赞 转载自:[https://mp.weixin.qq.com/s/trsjgUFRrz40Simq2VKxTA][https_mp.weixin.qq.com_s_trsjgUFRrz40Simq2VKxTA] # 概述 # AQS(AbstractQueuedSynchronizer),所谓的AQS即是抽象的队列式的同步器,内部定义了很多锁相关的方法,我们熟知的ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch、Semaphore等都是基于AQS来实现的。 ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70] # 实现原理 # * `volatile int state`资源状态。当`state=1`则代表当前对象锁已经被占有,其他线程来加锁时则会失败,加锁失败的线程会被放入一个等待队列中,比列会被`UNSAFE.park()`操作挂起,等待其他获取锁的线程释放锁才能够被唤醒。`state`的操作都是通过`CAS`来保证其并发修改的安全性。 * 线程等待队列,多线程争用资源被阻塞时会进入此队列 ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 1] # 场景分析 # 三个线程(线程一、线程二、线程三)同时来加锁/释放锁 ## 线程一加锁成功 ## 如果同时有三个线程并发抢占锁,此时线程一抢占锁成功,线程二和线程三抢占锁失败,具体执行流程如下: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 2] 此时AQS内部数据为: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 3] ## 线程二、线程三加锁失败: ## ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 4] 等待队列中的节点Node是一个双向链表,这里`SIGNAL`是`Node`中`waitStatus`属性,`Node`中还有一个`nextWaiter`属性,这个并未在图中画出来,这个到后面`Condition`会具体讲解的。 抢占锁代码实现:`java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .NonfairSync:` //这里使用的ReentrantLock非公平锁 static final class NonfairSync extends Sync { final void lock() { //线程进来直接利用CAS尝试抢占锁,如果抢占成功state值回被改为1, if (compareAndSetState(0, 1)) //且设置对象独占锁线程为当前线程 setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else acquire(1); } protected final boolean tryAcquire(int acquires) { return nonfairTryAcquire(acquires); } } protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) { return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update); } protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) { exclusiveOwnerThread = thread; } ## 线程二抢占锁失败 ## 线程一抢占锁成功后,state变为1,线程二通过CAS修改state变量必然会失败。此时AQS中FIFO(First In First Out 先进先出)队列中数据如图所示: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 5] 线程二执行的逻辑一步步拆解来看: `java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire()`: public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); } `tryAcquire()`的具体实现:`java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .nonfairTryAcquire()`: final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); //nonfairTryAcquire()方法中首先会获取state的值 int c = getState(); //如果state为0,则执行CAS操作,尝试更新state值为1,如果更新成功则代表当前线程加锁成功。 if (c == 0) { if (compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } //如果不为0则说明当前对象的锁已经被其他线程所占有, //接着判断占有锁的线程是否为当前线程, //如果是则累加state值,这就是可重入锁的具体实现,累加state值, //释放锁的时候也要依次递减state值。 else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } return false; } 以线程二为例,因为线程一已经将`state`修改为1,所以线程二通过`CAS`修改`state`的值不会成功。加锁失败。 线程二执行`tryAcquire()`后会返回false,接着执行`addWaiter(Node.EXCLUSIVE)`逻辑,将自己加入到一个`FIFO`等待队列中,代码实现如下: `java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter()`: private Node addWaiter(Node mode) { Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); Node pred = tail; if (pred != null) { node.prev = pred; if (compareAndSetTail(pred, node)) { pred.next = node; return node; } } enq(node); return node; } 这段代码首先会创建一个和当前线程绑定的Node节点,Node为双向链表。此时等待对内中的tail指针为空,直接调用enq(node)方法将当前线程加入等待队列尾部: private Node enq(final Node node) { for (;;) { Node t = tail; if (t == null) { if (compareAndSetHead(new Node())) tail = head; } else { node.prev = t; if (compareAndSetTail(t, node)) { t.next = node; return t; } } } } 第一遍循环时`tail`指针为空,进入`if`逻辑,使用`CAS`操作设置`head`指针,将`head`指向一个新创建的`Node`节点。此时AQS中数据: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 6] 执行完成之后,`head`、`tail`、`t`都指向第一个`Node`元素。 接着执行第二遍循环,进入`else`逻辑,此时已经有了`head`节点,这里要操作的就是将线程二对应的Node节点挂到head节点后面。此时队列中就有了两个`Node`节点: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 7] `addWaiter()`方法执行完后,会返回当前线程创建的节点信息。继续往后执行`acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)`逻辑,此时传入的参数为线程二对应的Node节点信息: `java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued()`: final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { boolean failed = true; try { boolean interrupted = false; for (;;) { final Node p = node.predecessor(); if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); p.next = null; // help GC failed = false; return interrupted; } if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndChecknIterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } } private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { int ws = pred.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) return true; if (ws > 0) { do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); pred.next = node; } else { compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } return false; } private final boolean parkAndCheckInterrupt() { LockSupport.park(this); return Thread.interrupted(); } `acquireQueued()`这个方法会先判断当前传入的`Node`对应的前置节点是否为`head`,如果是则尝试加锁。加锁成功过则将当前节点设置为`head`节点,然后空置之前的`head`节点,方便后续被垃圾回收掉。 如果加锁失败或者`Node`的前置节点不是head节点,就会通过`shouldParkAfterFailedAcquire`方法 将`head`节点的`waitStatus`变为了`SIGNAL=-1`,最后执行`parkAndChecknIterrupt`方法,调用`LockSupport.park()`挂起当前线程。 此时AQS中的数据如下图: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 8] 此时线程二就静静的待在AQS的等待队列里面了,等着其他线程释放锁来唤醒它。 ## 线程三抢占锁失败 ## 看完了线程二抢占锁失败的分析,那么再来分析线程三抢占锁失败就很简单了,先看看`addWaiter(Node mode)`方法: private Node addWaiter(Node mode) { Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); Node pred = tail; if (pred != null) { node.prev = pred; if (compareAndSetTail(pred, node)) { pred.next = node; return node; } } enq(node); return node; } 此时等待队列的`tail`节点指向线程二,进入`if`逻辑后,通过`CAS`指令将`tail`节点重新指向线程三。接着线程三调用`enq()`方法执行入队操作,和上面线程二执行方式是一致的,入队后会修改线程二对应的`Node`中的`waitStatus=SIGNAL`。最后线程三也会被挂起。此时等待队列的数据如图: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 9] ## 线程一释放锁 ## 现在来分析下释放锁的过程,首先是线程一释放锁,释放锁后会唤醒`head`节点的后置节点,也就是现在的线程二,具体操作流程如下: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 10] 执行完后等待队列数据如下: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 11] 此时线程二已经被唤醒,继续尝试获取锁,如果获取锁失败,则会继续被挂起。如果获取锁成功,则AQS中数据如图: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 12] 先看看线程一释放锁的代码: `java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.release()`: public final boolean release(int arg) { if (tryRelease(arg)) { Node h = head; if (h != null && h.waitStatus != 0) unparkSuccessor(h); return true; } return false; } 这里首先会执行`tryRelease()`方法,这个方法具体实现在`ReentrantLock`中,如果`tryRelease`执行成功,则继续判断`head`节点的`waitStatus`是否为0,前面我们已经看到过,`head`的`waitStatus`为`SIGNAL(-1)`,这里就会执行`unparkSuccessor()`方法来唤醒`head`的后置节点,也就是我们上面图中线程二对应的`Node`节点。 此时看`ReentrantLock.tryRelease()`中的具体实现: protected final boolean tryRelease(int releases) { int c = getState() - releases; if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread()) throw new IllegalMonitorStateException(); boolean free = false; if (c == 0) { free = true; setExclusiveOwnerThread(null); } setState(c); return free; } 执行完`ReentrantLock.tryRelease()`后,`state`被设置成0,Lock对象的独占锁被设置为null。此时看下AQS中的数据: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 13] 此时线程二被唤醒,线程二接着之前被`park`的地方继续执行,继续执行`acquireQueued()`方法。 ## 线程二唤醒继续加锁 ## final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { boolean failed = true; try { boolean interrupted = false; for (;;) { final Node p = node.predecessor(); if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); p.next = null; // help GC failed = false; return interrupted; } if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } } 此时线程二被唤醒,继续执行for循环,判断线程二的前置节点是否为head,如果是则继续使用`tryAcquire()`方法来尝试获取锁,其实就是使用`CAS`操作来修改`state`值,如果修改成功则代表获取锁成功。接着将线程二设置为`head`节点,然后空置之前的`head`节点数据,被空置的节点数据等着被垃圾回收。 此时线程三获取锁成功,AQS中队列数据如下: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 14] ## 线程二释放锁/线程三加锁 ## 当线程二释放锁时,会唤醒被挂起的线程三,流程和上面大致相同,被唤醒的线程三会再次尝试加锁,具体代码可以参考上面内容。具体流程图如下: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 15] 此时AQS中队列数据如图: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 16] # 公平锁实现原理 # 上面所有的加锁场景都是基于非公平锁来实现的,非公平锁是`ReentrantLock`的默认实现,那我们接着来看一下公平锁的实现原理,这里先用一张图来解释公平锁和非公平锁的区别: 非公平锁执行流程: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 17] 当线程二释放锁的时候,唤醒被挂起的线程三,线程三执行`tryAcquire()`方法使用CAS操作来尝试修改`state`值,如果此时又来了一个线程四也来执行加锁操作,同样会执行`tryAcquire()`方法。 这种情况就会出现竞争,线程四如果获取锁成功,线程三仍然需要待在等待队列中被挂起。这就是所谓的非公平锁,线程三辛辛苦苦排队等到自己获取锁,却眼巴巴的看到线程四插队获取到了锁。 公平锁执行流程: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 18] 公平锁在加锁的时候,会先判断`AQS`等待队列中是存在节点,如果存在节点则会直接入队等待,具体代码如下. 公平锁在获取锁是也是首先会执行`acquire()`方法,只不过公平锁单独实现了`tryAcquire()`方法: `java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire()`: public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); } 这里会执行`ReentrantLock`中公平锁的`tryAcquire()`方法 `java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync.tryAcquire()`: static final class FairSync extends Sync { protected final boolean tryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState(); if (c == 0) { if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } return false; } } 这里会先判断`state`值,如果不为0且获取锁的线程不是当前线程,直接返回false代表获取锁失败,被加入等待队列。如果是当前线程则可重入获取锁。 如果`state=0`则代表此时没有线程持有锁,执行`hasQueuedPredecessors()`判断AQS等待队列中是否有元素存在,如果存在其他等待线程,那么自己也会加入到等待队列尾部,做到真正的先来后到,有序加锁。具体代码如下: `java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.hasQueuedPredecessors()`: public final boolean hasQueuedPredecessors() { Node t = tail; Node h = head; Node s; return h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread()); } 这段代码很有意思,返回false代表队列中没有节点或者仅有一个节点是当前线程创建的节点。返回true则代表队列中存在等待节点,当前线程需要入队等待。 ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 19] 先判断`head`是否等于`tail`,如果队列中只有一个`Node`节点,那么`head`会等于`tail`,接着判断`head`的后置节点,这里肯定会是`null`,如果此`Node`节点对应的线程和当前的线程是同一个线程,那么则会返回`false`,代表没有等待节点或者等待节点就是当前线程创建的Node节点。此时当前线程会尝试获取锁。 如果`head`和`tail`不相等,说明队列中有等待线程创建的节点,此时直接返回`true`,如果只有一个节点,而此节点的线程和当前线程不一致,也会返回`true` 非公平锁和公平锁的区别:非公平锁性能高于公平锁性能。非公平锁可以减少CPU唤醒线程的开销,整体的吞吐效率会高点,CPU也不必取唤醒所有线程,会减少唤起线程的数量 非公平锁性能虽然优于公平锁,但是会存在导致线程饥饿的情况。在最坏的情况下,可能存在某个线程一直获取不到锁。不过相比性能而言,饥饿问题可以暂时忽略,这可能就是ReentrantLock默认创建非公平锁的原因之一了。 # Condition实现原理 # `Condition`是在java 1.5中才出现的,它用来替代传统的`Object`的`wait()`、`notify()`实现线程间的协作,相比使用`Object`的`wait()`、`notify()`,使用`Condition`中的`await()`、`signal()`这种方式实现线程间协作更加安全和高效。因此通常来说比较推荐使用`Condition` 其中`AbstractQueueSynchronizer`中实现了`Condition`中的方法,主要对外提供`await(Object.wait())`和`signal(Object.notify())`调用。 ## demo ## /** * ReentrantLock 实现源码学习 * @author 一枝花算不算浪漫 * @date 2020/4/28 7:20 */ public class ReentrantLockDemo { static ReentrantLock lock = new ReentrantLock(); public static void main(String[] args) { Condition condition = lock.newCondition(); new Thread(() -> { lock.lock(); try { System.out.println("线程一加锁成功"); System.out.println("线程一执行await被挂起"); condition.await(); System.out.println("线程一被唤醒成功"); } catch (Exception e) { e.printStackTrace(); } finally { lock.unlock(); System.out.println("线程一释放锁成功"); } }).start(); new Thread(() -> { lock.lock(); try { System.out.println("线程二加锁成功"); condition.signal(); System.out.println("线程二唤醒线程一"); } finally { lock.unlock(); System.out.println("线程二释放锁成功"); } }).start(); } } 执行的流程如下: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 20] 线程一执行`await()`方法: 先看下具体的代码实现,`java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.await()`: public final void await() throws InterruptedException { if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); Node node = addConditionWaiter(); int savedState = fullyRelease(node); int interruptMode = 0; while (!isOnSyncQueue(node)) { LockSupport.park(this); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) break; } if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != 0) reportInterruptAfterWait(interruptMode); } `await()`方法中首先调用`addConditionWaiter()`将当前线程加入到`Condition`队列中。 执行完后我们可以看下Condition队列中的数据: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 21] private Node addConditionWaiter() { Node t = lastWaiter; if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) { unlinkCancelledWaiters(); t = lastWaiter; } Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION); if (t == null) firstWaiter = node; else t.nextWaiter = node; lastWaiter = node; return node; } 这里会用当前线程创建一个`Node`节点,`waitStatus`为`CONDITION`。接着会释放该节点的锁,调用之前解析过的`release()`方法,释放锁后此时会唤醒被挂起的线程二,线程二会继续尝试获取锁。 接着调用`isOnSyncQueue()`方法判断当前节点是否为`Condition`队列中的头部节点,如果是则调用`LockSupport.park(this)`挂起`Condition`中当前线程。此时线程一被挂起,线程二获取锁成功。 具体流程如下图: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 22] 线程二执行`signal()`方法: 首先我们考虑下线程二已经获取到锁,此时AQS等待队列中已经没有了数据。 接着就来看看线程二唤醒线程一的具体执行流程: public final void signal() { if (!isHeldExclusively()) throw new IllegalMonitorStateException(); Node first = firstWaiter; if (first != null) doSignal(first); } 先判断当前线程是否为获取锁的线程,如果不是则直接抛出异常。接着调用`doSignal()`方法来唤醒线程。 private void doSignal(Node first) { do { if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null) lastWaiter = null; first.nextWaiter = null; } while (!transferForSignal(first) && (first = firstWaiter) != null); } final boolean transferForSignal(Node node) { if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0)) return false; Node p = enq(node); int ws = p.waitStatus; if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL)) LockSupport.unpark(node.thread); return true; } /** * Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above. * @param node the node to insert * @return node's predecessor */ private Node enq(final Node node) { for (;;) { Node t = tail; if (t == null) { // Must initialize if (compareAndSetHead(new Node())) tail = head; } else { node.prev = t; if (compareAndSetTail(t, node)) { t.next = node; return t; } } } } 这里先从`transferForSignal()`方法来看,通过上面的分析我们知道`Condition`队列中只有线程一创建的一个`Node`节点,且`waitStatus`为`CONDITION`,先通过`CAS`修改当前节点`waitStatus`为0,然后执行`enq()`方法将当前线程加入到等待队列中,并返回当前线程的前置节点。 加入等待队列的代码在上面也已经分析过,此时等待队列中数据如下图: ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 23] 接着开始通过`CAS`修改当前节点的前置节点`waitStatus`为`SIGNAL`,并且唤醒当前线程。此时`AQS`中等待队列数据为:、 ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 24] 线程一被唤醒后,继续执行await()方法中的 while 循环。 public final void await() throws InterruptedException { if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); Node node = addConditionWaiter(); int savedState = fullyRelease(node); int interruptMode = 0; while (!isOnSyncQueue(node)) { LockSupport.park(this); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) break; } if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != 0) reportInterruptAfterWait(interruptMode); } 因为此时线程一的`waitStatus`已经被修改为0,所以执行`isOnSyncQueue()`方法会返回`false`。跳出`while`循环。 接着执行`acquireQueued()`方法,这里之前也有讲过,尝试重新获取锁,如果获取锁失败继续会被挂起。直到另外线程释放锁才被唤醒。 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { boolean failed = true; try { boolean interrupted = false; for (;;) { final Node p = node.predecessor(); if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); p.next = null; // help GC failed = false; return interrupted; } if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } } 此时线程一的流程都已经分析完了,等线程二释放锁后,线程一会继续重试获取锁,流程到此终结。 我们总结下 Condition 和 wait/notify 的比较: * Condition 可以精准的对多个不同条件进行控制,wait/notify 只能和 synchronized 关键字一起使用,并且只能唤醒一个或者全部的等待队列; * Condition 需要使用 Lock 进行控制,使用的时候要注意 lock() 后及时的 unlock(),Condition 有类似于 await 的机制,因此不会产生加锁方式而产生的死锁出现,同时底层实现的是 park/unpark 的机制,因此也不会产生先唤醒再挂起的死锁,一句话就是不会产生死锁,但是 wait/notify 会产生先唤醒再挂起的死锁。 [https_mp.weixin.qq.com_s_trsjgUFRrz40Simq2VKxTA]: https://mp.weixin.qq.com/s/trsjgUFRrz40Simq2VKxTA [watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70]: https://img-blog.csdnimg.cn/2020060116371531.png?x-oss-process=image/watermark,type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk,shadow_10,text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg==,size_16,color_FFFFFF,t_70 [watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]: https://img-blog.csdnimg.cn/2020060117284398.png?x-oss-process=image/watermark,type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk,shadow_10,text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg==,size_16,color_FFFFFF,t_70 [watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]: https://img-blog.csdnimg.cn/20200601173032928.png?x-oss-process=image/watermark,type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk,shadow_10,text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg==,size_16,color_FFFFFF,t_70 [watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 3]: https://img-blog.csdnimg.cn/20200601173128284.png?x-oss-process=image/watermark,type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk,shadow_10,text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg==,size_16,color_FFFFFF,t_70 [watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0NoaWxsX0x5bg_size_16_color_FFFFFF_t_70 4]: 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