Java 并发编程-再谈 AbstractQueuedSynchronizer 2:共享模式与基于 Condition 的等待 / 通知机制实现

共享模式acquire实现流程

上文我们讲解了AbstractQueuedSynchronizer独占模式的acquire实现流程，本文趁热打铁继续看一下AbstractQueuedSynchronizer共享模式acquire的实现流程。连续两篇文章的学习，也可以对比独占模式acquire和共享模式acquire的区别，加深对于AbstractQueuedSynchronizer的理解。

先看一下共享模式acquire的实现，方法为acquireShared和acquireSharedInterruptibly，两者差别不大，区别就在于后者有中断处理，以acquireShared为例：

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public final void acquireShared( int arg) { if (tryAcquireShared(arg) < ) doAcquireShared(arg); }

这里就能看出第一个差别来了：独占模式acquire的时候子类重写的方法tryAcquire返回的是boolean，即是否tryAcquire成功；共享模式acquire的时候，返回的是一个int型变量，判断是否<0。doAcquireShared方法的实现为：

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

我们来分析一下这段代码做了什么：

1. addWaiter，把所有tryAcquireShared<0的线程实例化出一个Node，构建为一个FIFO队列，这和独占锁是一样的
2. 拿当前节点的前驱节点，只有前驱节点是head的节点才能tryAcquireShared，这和独占锁也是一样的
3. 前驱节点不是head的，执行”shouldParkAfterFailedAcquire() && parkAndCheckInterrupt()”，for(;;)循环，”shouldParkAfterFailedAcquire()”方法执行2次，当前线程阻塞，这和独占锁也是一样的

确实，共享模式下的acquire和独占模式下的acquire大部分逻辑差不多，最大的差别在于tryAcquireShared成功之后，独占模式的acquire是直接将当前节点设置为head节点即可，共享模式会执行setHeadAndPropagate方法，顾名思义，即在设置head之后多执行了一步propagate操作。setHeadAndPropagate方法源码为：

private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) { Node h = head; // Record old head for check below setHead(node); /* * Try to signal next queued node if: *   Propagation was indicated by caller, *     or was recorded (as h.waitStatus) by a previous operation *     (note: this uses sign-check of waitStatus because *      PROPAGATE status may transition to SIGNAL.) * and *   The next node is waiting in shared mode, *     or we don't know, because it appears null * * The conservatism in both of these checks may cause * unnecessary wake-ups, but only when there are multiple * racing acquires/releases, so most need signals now or soon * anyway. */ if (propagate > || h == null || h.waitStatus < ) { Node s = node.next; if (s == null || s.isShared()) doReleaseShared(); } }

第3行的代码设置重设head，第2行的代码由于第3行的代码要重设head，因此先定义一个Node型变量h获得原head的地址，这两行代码很简单。

第19行~第23行的代码是独占锁和共享锁最不一样的一个地方，我们再看独占锁acquireQueued的代码：

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); } }

这意味着独占锁某个节点被唤醒之后，它只需要将这个节点设置成head就完事了，而共享锁不一样，某个节点被设置为head之后，如果它的后继节点是SHARED状态的，那么将继续通过doReleaseShared方法尝试往后唤醒节点，实现了共享状态的向后传播。

共享模式release实现流程

上面讲了共享模式下acquire是如何实现的，下面再看一下release的实现流程，方法为releaseShared：

public final boolean releaseShared( int arg) { if (tryReleaseShared(arg)) { doReleaseShared(); return true ; } return false ; }

tryReleaseShared方法是子类实现的，如果tryReleaseShared成功，那么执行doReleaseShared()方法：

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private void doReleaseShared() { /* * Ensure that a release propagates, even if there are other * in-progress acquires/releases.  This proceeds in the usual * way of trying to unparkSuccessor of head if it needs * signal. But if it does not, status is set to PROPAGATE to * ensure that upon release, propagation continues. * Additionally, we must loop in case a new node is added * while we are doing this. Also, unlike other uses of * unparkSuccessor, we need to know if CAS to reset status * fails, if so rechecking. */ for (;;) { Node h = head; if (h != null && h != tail) { int ws = h.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) { if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, )) continue ;            // loop to recheck cases unparkSuccessor(h); } else if (ws == && !compareAndSetWaitStatus(h, , Node.PROPAGATE)) continue ;                // loop on failed CAS } if (h == head)                   // loop if head changed break ; } }

主要是两层逻辑：

1. 头结点本身的waitStatus是SIGNAL且能通过CAS算法将头结点的waitStatus从SIGNAL设置为0，唤醒头结点的后继节点
2. 头结点本身的waitStatus是0的话，尝试将其设置为PROPAGATE状态的，意味着共享状态可以向后传播

Condition的await()方法实现原理—-构建等待队列

我们知道，Condition是用于实现通知/等待机制的，和Object的wait()/notify()一样，由于本文之前描述AbstractQueuedSynchronizer的共享模式的篇幅不是很长，加之Condition也是AbstractQueuedSynchronizer的一部分，因此将Condition也放在这里写了。

Condition分为await()和signal()两部分，前者用于等待、后者用于唤醒，首先看一下await()是如何实现的。Condition本身是一个接口，其在AbstractQueuedSynchronizer中的实现为ConditionObject：

public class ConditionObject implements Condition, java.io.Serializable { private static final long serialVersionUID = 1173984872572414699L; /** First node of condition queue. */ private transient Node firstWaiter; /** Last node of condition queue. */ private transient Node lastWaiter; ... }

这里贴了一些字段定义，后面都是方法就不贴了，会对重点方法进行分析的。从字段定义我们可以看到，ConditionObject全局性地记录了第一个等待的节点与最后一个等待的节点。

像ReentrantLock每次要使用ConditionObject，直接new一个ConditionObject出来即可。我们关注一下await()方法的实现：

public final void await() throws InterruptedException { if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); Node node = addConditionWaiter(); int savedState = fullyRelease(node); int interruptMode = ; while (!isOnSyncQueue(node)) { LockSupport.park( this ); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != ) break ; } if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null ) // clean up if cancelled unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != ) reportInterruptAfterWait(interruptMode); }

第2行~第3行的代码用于处理中断，第4行代码比较关键，添加Condition的等待者，看一下实现：

private Node addConditionWaiter() { Node t = lastWaiter; // If lastWaiter is cancelled, clean out. 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; }

首先拿到队列（注意数据结构，Condition构建出来的也是一个队列）中最后一个等待者，紧接着第4行的的判断，判断最后一个等待者的waitStatus不是CONDITION的话，执行第5行的代码，解绑取消的等待者，因为通过第8行的代码，我们看到，new出来的Node的状态都是CONDITION的。

那么unlinkCancelledWaiters做了什么？里面的流程就不看了，就是一些指针遍历并判断状态的操作，总结一下就是：从头到尾遍历每一个Node，遇到Node的waitStatus不是CONDITION的就从队列中踢掉，该节点的前后节点相连。

接着第8行的代码前面说过了，new出来了一个Node，存储了当前线程，waitStatus是CONDITION，接着第9行~第13行的操作很好理解：

1. 如果lastWaiter是null，说明FIFO队列中没有任何Node，firstWaiter=Node
2. 如果lastWaiter不是null，说明FIFO队列中有Node，原lastWaiter的next指向Node
3. 无论如何，新加入的Node编程lastWaiter，即新加入的Node一定是在最后面

用一张图表示一下构建的数据结构就是：

对比学习，我们总结一下Condition构建出来的队列和AbstractQueuedSynchronizer构建出来的队列的差别，主要体现在2点上：

1. AbstractQueuedSynchronizer构建出来的队列，头节点是一个没有Thread的空节点，其标识作用，而Condition构建出来的队列，头节点就是真正等待的节点
2. AbstractQueuedSynchronizer构建出来的队列，节点之间有next与pred相互标识该节点的前一个节点与后一个节点的地址，而Condition构建出来的队列，只使用了nextWaiter标识下一个等待节点的地址

整个过程中，我们看到没有使用任何CAS操作，firstWaiter和lastWaiter也没有用volatile修饰，其实原因很简单：要await()必然要先lock()，既然lock()了就表示没有竞争，没有竞争自然也没必要使用volatile+CAS的机制去保证什么。

Condition的await()方法实现原理—-线程等待

前面我们看了Condition构建等待队列的过程，接下来我们看一下等待的过程，await()方法的代码比较短，再贴一下：

public final void await() throws InterruptedException { if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); Node node = addConditionWaiter(); int savedState = fullyRelease(node); int interruptMode = ; while (!isOnSyncQueue(node)) { LockSupport.park( this ); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != ) break ; } if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null ) // clean up if cancelled unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != ) reportInterruptAfterWait(interruptMode); }

构建完毕队列之后，执行第5行的fullyRelease方法，顾名思义：fullyRelease方法的作用是完全释放Node的状态。方法实现为：

final int fullyRelease(Node node) { boolean failed = true ; try { int savedState = getState(); if (release(savedState)) { failed = false ; return savedState; } else { throw new IllegalMonitorStateException(); } } finally { if (failed) node.waitStatus = Node.CANCELLED; } }

这里第4行获取state，第5行release的时候将整个state传过去，理由是某线程可能多次调用了lock()方法，比如调用了10次lock，那么此线程就将state加到了10，所以这里要将10传过去，将状态全部释放，这样后面的线程才能重新从state=0开始竞争锁，这也是方法被命名为fullyRelease的原因，因为要完全释放锁，释放锁之后，如果有竞争锁的线程，那么就唤醒第一个，这都是release方法的逻辑了，前面的文章详细讲解过。

接着看await()方法的第7行判断”while(!isOnSyncQueue(node))”：

final boolean isOnSyncQueue(Node node) { if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null ) return false ; if (node.next != null ) // If has successor, it must be on queue return true ; /* * node.prev can be non-null, but not yet on queue because * the CAS to place it on queue can fail. So we have to * traverse from tail to make sure it actually made it.  It * will always be near the tail in calls to this method, and * unless the CAS failed (which is unlikely), it will be * there, so we hardly ever traverse much. */ return findNodeFromTail(node); }

注意这里的判断是Node是否在AbstractQueuedSynchronizer构建的队列中而不是Node是否在Condition构建的队列中，如果Node不在AbstractQueuedSynchronizer构建的队列中，那么调用LockSupport的park方法阻塞。

至此调用await()方法的线程构建Condition等待队列–释放锁–等待的过程已经全部分析完毕。 

Condition的signal()实现原理

上面的代码分析了构建Condition等待队列–释放锁–等待的过程，接着看一下signal()方法通知是如何实现的：

public final void signal() { if (!isHeldExclusively()) throw new IllegalMonitorStateException(); Node first = firstWaiter; if (first != null ) doSignal(first); }

首先从第2行的代码我们看到，要能signal()，当前线程必须持有独占锁，否则抛出异常IllegalMonitorStateException。

那么真正操作的时候，获取第一个waiter，如果有waiter，调用doSignal方法：

private void doSignal(Node first) { do { if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null ) lastWaiter = null ; first.nextWaiter = null ; } while (!transferForSignal(first) && (first = firstWaiter) != null ); }

第3行~第5行的代码很好理解：

1. 重新设置firstWaiter，指向第一个waiter的nextWaiter
2. 如果第一个waiter的nextWaiter为null，说明当前队列中只有一个waiter，lastWaiter置空
3. 因为firstWaiter是要被signal的，因此它没什么用了，nextWaiter置空

接着执行第6行和第7行的代码，这里重点就是第6行的transferForSignal方法：

final boolean transferForSignal(Node node) { /* * If cannot change waitStatus, the node has been cancelled. */ if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0)) return false; /* * Splice onto queue and try to set waitStatus of predecessor to * indicate that thread is (probably) waiting. If cancelled or * attempt to set waitStatus fails, wake up to resync (in which * case the waitStatus can be transiently and harmlessly wrong). */ Node p = enq(node); int ws = p.waitStatus; if (ws > || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL)) LockSupport.unpark(node.thread); return true ; }

方法本意是将一个节点从Condition队列转换为AbstractQueuedSynchronizer队列，总结一下方法的实现：

1. 尝试将Node的waitStatus从CONDITION置为0，这一步失败直接返回false
2. 当前节点进入调用enq方法进入AbstractQueuedSynchronizer队列
3. 当前节点通过CAS机制将waitStatus置为SIGNAL

最后上面的步骤全部成功，返回true，返回true唤醒等待节点成功。从唤醒的代码我们可以得出一个重要结论：某个await()的节点被唤醒之后并不意味着它后面的代码会立即执行，它会被加入到AbstractQueuedSynchronizer队列的尾部，只有前面等待的节点获取锁全部完毕才能轮到它。

代码分析到这里，我想类似的signalAll方法也没有必要再分析了，显然signalAll方法的作用就是将所有Condition队列中等待的节点逐一队列中从移除，由CONDITION状态变为SIGNAL状态并加入AbstractQueuedSynchronizer队列的尾部。

代码示例

可能大家看了我分析半天代码会有点迷糊，这里最后我贴一段我用于验证上面Condition结论的示例代码，首先建立一个Thread，我将之命名为ConditionThread：

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/** * @author 五月的仓颉http://www.cnblogs.com/xrq730/p/7067904.html */ public class ConditionThread implements Runnable { private Lock lock; private Condition condition; public ConditionThread(Lock lock, Condition condition) { this .lock = lock; this .condition = condition; } @Override public void run() { if ( "线程0" .equals(JdkUtil.getThreadName())) { thread0Process(); } else if ( "线程1" .equals(JdkUtil.getThreadName())) { thread1Process(); } else if ( "线程2" .equals(JdkUtil.getThreadName())) { thread2Process(); } } private void thread0Process() { try { lock.lock(); System.out.println( "线程0休息5秒" ); JdkUtil.sleep( 5000 ); condition.signal(); System.out.println( "线程0唤醒等待线程" ); } finally { lock.unlock(); } } private void thread1Process() { try { lock.lock(); System.out.println( "线程1阻塞" ); condition.await(); System.out.println( "线程1被唤醒" ); } catch (InterruptedException e) { } finally { lock.unlock(); } } private void thread2Process() { try { System.out.println( "线程2想要获取锁" ); lock.lock(); System.out.println( "线程2获取锁成功" ); } finally { lock.unlock(); } } }

这个类里面的方法就不解释了，反正就三个方法片段，根据线程名判断，每个线层执行的是其中的一个代码片段。写一段测试代码：

/** * @author 五月的仓颉http://www.cnblogs.com/xrq730/p/7067904.html */ @Test public void testCondition() throws Exception { Lock lock = new ReentrantLock(); Condition condition = lock.newCondition(); // 线程0的作用是signal Runnable runnable0 = new ConditionThread(lock, condition); Thread thread0 = new Thread(runnable0); thread0.setName( "线程0" ); // 线程1的作用是await Runnable runnable1 = new ConditionThread(lock, condition); Thread thread1 = new Thread(runnable1); thread1.setName( "线程1" ); // 线程2的作用是lock Runnable runnable2 = new ConditionThread(lock, condition); Thread thread2 = new Thread(runnable2); thread2.setName( "线程2" ); thread1.start(); Thread.sleep( 1000 ); thread0.start(); Thread.sleep( 1000 ); thread2.start(); thread1.join(); }

测试代码的意思是：

1. 线程1先启动，获取锁，调用await()方法等待
2. 线程0后启动，获取锁，休眠5秒准备signal()
3. 线程2最后启动，获取锁，由于线程0未使用完毕锁，因此线程2排队，可以此时由于线程0还未signal()，因此线程1在线程0执行signal()后，在AbstractQueuedSynchronizer队列中的顺序是在线程2后面的

代码执行结果为：

1 线程 1 阻塞 2 线程 休息 5 秒 3 线程 2 想要获取锁 4 线程 唤醒等待线程 5 线程 2 获取锁成功 6 线程 1 被唤醒

符合我们的结论：signal()并不意味着被唤醒的线程立即执行。由于线程2先于线程0排队，因此看到第5行打印的内容，线程2先获取锁。

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