AbstractQueuedSynchronizer 2 ：共享模式与基于 Condition 的等待 / 通知机制实现
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来源：五月的仓颉 ，
www.cnblogs.com/xrq730/p/7067904.html
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：
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
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：
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 >= 0) {
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：
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
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
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 > 0 || h == null || h.waitStatus < 0) {
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：
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, 0))
continue; // loop to recheck cases
unparkSuccessor(h);
}
else if (ws == 0 &&
!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
continue; // loop on failed CAS
}
if (h == head) // loop if head changed
break;
}
}
主要是两层逻辑：
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
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 = 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);
}
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：
如果lastWaiter是null，说明FIFO队列中没有任何Node，firstWaiter=Node
如果lastWaiter不是null，说明FIFO队列中有Node，原lastWaiter的next指向Node
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：
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
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 = 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);
}
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：
重新设置firstWaiter，指向第一个waiter的nextWaiter
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
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 > 0 || !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：
尝试将Node的waitStatus从CONDITION置为0，这一步失败直接返回false
当前节点进入调用enq方法进入AbstractQueuedSynchronizer队列
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：
/**
* @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：
线程1先启动，获取锁，调用await()方法等待
线程0后启动，获取锁，休眠5秒准备signal()
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0休息5秒
3 线程2想要获取锁
4 线程0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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