AbstractQueuedSynchronizer（以下简称AQS）的内容确实有点多，博主考虑再三，还是决定把它拆成三期。原因有三，一是放入同一篇博客势必影响阅读体验，而是为了表达对这个伟大基础并发组件的崇敬之情。第三点其实是为了偷懒。

又扯这么多没用的，还是直接步入正题吧~

AQS介绍

AQS是一个抽象类，它是实现多种并发同步工具的核心组件。比如大名鼎鼎的可重入锁（ReentrantLock），它的底层实现就是借助内部类Sync，而Sync类就是继承了AQS并实现了AQS定义的若干钩子方法。这些并发同步工具包括：

• ReentrantLock
• ReentrantReadWriteLock（全网最详细的ReentrantReadWriteLock源码剖析（万字长文））
• Semaphore
• CountDownLatch

从设计模式上来看，AQS主要使用的是模板方法模式（Template Method Pattern）。它提供了若干钩子方法供子类实现（如tryAcquire、tryRelease等），AQS的模板方法（如acquire、release等）会调用这些钩子方法。子类使用AQS的方式就是直接调用AQS的模板方法，并重写这些模板方法涉及到的特定钩子方法即可。不需要调用的钩子方法可以不用重写，AQS为它们均提供了默认实现：抛出UnsupportedOperationException异常

此外，AQS也提供了其他一些方法供子类调用，如getState、hasQueuedPredecessors等方法，方便子类获取、判断同步器的状态

什么是钩子方法？

钩子方法的概念源于模板方法模式，这种模式是在一个方法中定义了算法的骨架，某些关键步骤会交给子类去实现。模板方法在不改变算法本身结构的情况下，允许子类自定义其中一些关键步骤

这些关键步骤可以由父类定义成方法，这些方法可以是抽象方法，或钩子方法

• 抽象方法：父类定义但不实现，由abstract关键字标识
• 钩子方法：父类定义且实现，但这种实现一般都是空实现，并没有任何意义，这么做只是为了方便子类根据需要重写特定的钩子方法，而不用实现所有的钩子方法

AQS的核心思想：

• 使用一个volatile int变量state（也被称为资源），进行同步控制，但是state在不同的同步工具实现中具有不同的语义。另外配合Unsafe类提供的CAS操作，原子性地修改state值，保证其线程安全性
• AQS内部维护了一个同步队列，用来管理排队的线程。另外需要借助LockSupport类提供的线程阻塞、唤醒方法

AQS的基本结构

状态state

AQS使用volatile int变量state来作为核心状态，所有的同步控制都是围绕这个state来进行的，volatile保证其内存可见性，并使用CAS确保state的修改是原子性的。volatile和CAS同时存在，就保证了state的线程安全性

对于不同的同步工具实现来说，语义是不同的，如下：

• ReentratntLock：表示当前线程获取锁的重入次数，0表示锁空闲
• ReentrantReadWriteLock：state的高16位表示读锁数量，低16位表示写锁数量
• CountDownLatch：表示当前的计数值
• Semaphore：表示当前可用信号量的个数

针对state这个核心状态，AQS提供了getState、setState等多个获取、修改方法，源码如下：

private volatile int state;

protected final int getState() {

    return state;

}

protected final void setState(int newState) {

    state = newState;

}

protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {

    // See below for intrinsics setup to support this

    return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);

}

同步队列

Node类

AQS内部维护了一个同步队列（网上有些文章会叫它为CLH队列，至于为啥叫这个我也不知道-_-||，但不重要~）。队列中的每个节点都是Node类型。其源码如下：

static final class Node {

    static final Node SHARED = new Node();

    static final Node EXCLUSIVE = null;

    static final int CANCELLED =  1;

    static final int SIGNAL    = -1;

    static final int CONDITION = -2;

    static final int PROPAGATE = -3;

    volatile int waitStatus;

    volatile Node prev;

    volatile Node next;

    volatile Thread thread;

    Node nextWaiter;

    final boolean isShared() {

        return nextWaiter == SHARED;

    }

    final Node predecessor() throws NullPointerException {

        Node p = prev;

        if (p == null)

            throw new NullPointerException();

        else

            return p;

    }

    Node() {    // Used to establish initial head or SHARED marker

    }

    Node(Thread thread, Node mode) {     // Used by addWaiter

        this.nextWaiter = mode;

        this.thread = thread;

    }

    Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition

        this.waitStatus = waitStatus;

        this.thread = thread;

    }

}

prev、next用于保存该节点的前驱、后继节点，表明这个同步队列是一个双向队列

Node的thread域保存了对应的线程，只有在创建时赋值，使用完要null掉，以方便GC

Node使用SHARED、EXCLUSIVE两个常量来标记该线程是由于获取共享资源、互斥资源失败，而被阻塞并放入到同步队列中进行等待

Node使用waitStatus来记录当前线程的等待状态，通过CAS进行修改。它的取值可以是：

• CANCELLED：表示该节点由于超时或中断而被取消。该状态不会再转变为其他状态，而且该节点的线程再也不会被阻塞
• SIGNAL：表示其后继节点（后面相邻的那个节点）需要被唤醒，即该线程被释放或被取消时，必须唤醒其后继节点
• CONDITION：表示该节点的线程在条件队列中等待，而非在同步队列中。如果该条件变量signal该节点后，该节点会被转移到同步队列中参与资源竞争
• PROPAGATE：只有在共享模式下才会被用到，表示无条件传播状态。引入这个状态是为了解决共享模式下并发释放而引起的线程挂起的bug，这里不多解释，网上有文章给出了更加详细的解释，见下方

AQS：为什么需要PROPAGATE？

AQS源码深入分析之共享模式-你知道为什么AQS中要有PROPAGATE这个状态吗？

同步队列的结构

AQS中维护了一个同步队列，它通过两个指针标记队头、队尾，分别是head和tail，源码如下：

private transient volatile Node head;

private transient volatile Node tail;

该队列的出入规则遵循FIFO（First In, First Out）

注意：如果该同步队列非空，那么head其实并不是指向第一个线程对应的Node，而是指向一个空的Node

接下来让我们剖析一下AQS针对这个同步队列设计的入队、出队算法

入队算法

入队事件主要在线程尝试获取资源失败时触发。当线程尝试获取资源失败之后，会将该线程加入到同步队列的队尾

入队算法的源码见AQS的addWaiter方法，如下：

// mode可以是Node.EXCLUSIVE或Node.SHARED

private Node addWaiter(Node mode) {

    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);

    // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure

    Node pred = tail;

    if (pred != null) {

        node.prev = pred;

        if (compareAndSetTail(pred, node)) {

            pred.next = node;

            return node;

        }

    }

    enq(node);

    return node;

}

首先为该线程创建一个Node节点，mode可以是Node.EXCLUSIVE或Node.SHARED，表示两种不同的模式。

之后直接CAS试图将其入队。这里注意，如果队列本身为空，或CAS竞争失败，才会进入enq方法。这里addWaiter方法出于性能考虑，先尝试快捷的入队方式，不成功才执行eng方法

eng方法是完整的入队逻辑，源码如下：

private Node enq(final Node node) {

    for (;;) {

        Node t = tail;

        if (t == null) { // 如果队列为空，则将head和tail初始化为同一个空Node

            if (compareAndSetHead(new Node()))

                tail = head;

        } else {

            node.prev = t;

            if (compareAndSetTail(t, node)) {	// 不断CAS直到成功为止

                t.next = node;

                return t;

            }

        }

    }

}

enq中的代码都包含在for循环中，如果CAS失败，就会不断循环CAS直到成功为止

注意，这段代码也体现出同步队列的三个特点：

• 入队都是从队尾
• 进入队列的操作都是CAS操作，保证了线程安全性
• 如果队列为空，则head和tail都为null；如果不为空，head指向的节点并不是第一个线程对应的节点，而是一个哑节点

出队算法

出队事件主要发生在：位于同步队列中的线程再次获取资源，并成功获取时

出队算法在AQS中并没有直接对应的方法，而是零散分布在某些方法中。因为获取资源失败而被阻塞的线程被唤醒后，会重新尝试获取资源。如果获取成功，则会执行出队逻辑

例如，在acquireQueued中，就包含了出队事件：

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);

    }

}

private void setHead(Node node) {

    head = node;

    node.thread = null;

    node.prev = null;

}

出队的逻辑体现在第6-9行，此时p指向head指向的空节点，而node是队首元素（不是第一个空节点）

首先调用setHead方法，将head指向node、将node的thread域、prev域置空，然后将head的next域置空，以方便该节点的GC

节点的取消

线程会因为超时或中断而被取消，之后不会再参与锁的竞争，会等待GC

取消的过程见cancelAcquire方法，该方法的调用时机都是在获取资源失败之后，而失败就是由于超时或中断。其源码如下：

private void cancelAcquire(Node node) {

    if (node == null)

        return;

    node.thread = null;		// 将thread域置空以方便GC

    // 向前遍历并跳过被取消的Node

    Node pred = node.prev;

    while (pred.waitStatus > 0)

        node.prev = pred = pred.prev;

    Node predNext = pred.next;

    node.waitStatus = Node.CANCELLED;

    // 如果是tail，那么将tail修改为pred

    if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {

        compareAndSetNext(pred, predNext, null);

    } else {

        int ws;

        if (pred != head &&

            ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&

            pred.thread != null) {

            // 如果node的next需要signal，那么就将pred的next设为node的next

            Node next = node.next;

            if (next != null && next.waitStatus <= 0)

                compareAndSetNext(pred, predNext, next);

        } else {

            unparkSuccessor(node);

        }

        node.next = node; // help GC

    }

}

总之，cancelAcquire方法就是将目标节点node的thread域置空，并将waitStatus置为CANCELLED

这里有一个问题：node的后继节点next的prev指针仍然指向node，没有更新为pred，这不仅语义上是错误的，而且会阻碍node被GC。那么何时进行更新？

答：任何其他线程尝试获取锁失败之后，都会被放入同步队列，然后调用shouldParkAfterFailedAcquire方法判断是否应该被阻塞。如果发现当前节点的前驱节点被置为CANCELLED，就会执行：

do {

    node.prev = pred = pred.prev;

} while (pred.waitStatus > 0);

此外，cancelAcquire方法也会做类似的操作，如下：

Node pred = node.prev;

while (pred.waitStatus > 0)

	node.prev = pred = pred.prev;

这两处都会更新被取消节点的后继节点的prev指针，所以前面说到的的问题根本不存在

注意：cancelAcquire的调用时机一般都是在获取锁逻辑后面的finally块中，如果获取失败就会调用cancelAcquire方法。获取失败的原因主要有两个，中断或超时

总结：

• 节点被取消的原因：获取锁超时或在获取的过程中被中断
• 取消节点的主要逻辑：将其waitStatus修改为CANCELLED。再将节点thread域置空，将指向它的next指针指向其后继节点，以方便GC

好了，到这里为止，我们就完成了对AQS基本结构的分析。这里如果有不懂的地方，可以暂时跳过，等看完后续博客再回头看这篇，应该就能明白了

下一篇我们会逐步剖析AQS如何实现对资源的获取和释放，go go go！