本文精选自Doocs 开源社区旗下“源码猎人”项目，作者 AmyliaY。
项目将会持续更新，欢迎 Star 关注。
AbstractQueuedSynchronizer是 Doug Lea 大师创作的用来构建锁或者其他同步组件的基础框架类。J.U.C 中许多锁和并发工具类的核心实现都依赖于 AQS，如：ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、Semaphore、CountDownLatch 等。
AQS 的源码中方法很多，但主要做了三件事情：
1.管理同步状态；
2.维护同步队列；
3.阻塞和唤醒线程。
另外，从行为上来区分就是获取锁和释放锁，从模式上来区分就是独占锁和共享锁。
实现原理
AQS 内部维护了一个 FIFO 队列来管理锁。线程首先会尝试获取锁，如果失败，则将当前线程以及等待状态等信息包成一个 Node 节点放入同步队列阻塞起来，当持有锁的线程释放锁时，就会唤醒队列中的后继线程。
获取锁的伪代码
while (不满足获取锁的条件) { 把当前线程包装成节点插入同步队列 if (需要阻塞当前线程) 阻塞当前线程直至被唤醒}将当前线程从同步队列中移除
释放锁的伪代码
修改同步状态if (修改后的状态允许其他线程获取到锁) 唤醒后继线程
源码解析
AQS 的核心数据结构 Node(内部类)
/** * 当共享资源被某个线程占有，其他请求该资源的线程将会阻塞，从而进入同步队列。 * AQS 中的同步队列通过链表实现，下面的内部类 Node 便是其实现的载体 */static final class Node { /* 用于标记一个节点在共享模式下等待 */ static final Node SHARED = new Node(); /* 用于标记一个节点在独占模式下等待 */ static final Node EXCLUSIVE = null; /* 当前线程因为超时或者中断被取消。这是一个终结态，也就是状态到此为止 */ static final int CANCELLED = 1; /** * 当前线程的后继线程被阻塞或者即将被阻塞，当前线程释放锁或者取消后需要唤醒后继线程。 * 这个状态一般都是后继线程来设置前驱节点的 */ static final int SIGNAL = -1; /* 当前线程在condition队列中 */ static final int CONDITION = -2; /** * 用于将唤醒后继线程传递下去，这个状态的引入是为了完善和增强共享锁的唤醒机制。 * 在一个节点成为头节点之前，是不会跃迁为此状态的 */ static final int PROPAGATE = -3; /* 等待状态 */ volatile int waitStatus; /* 前驱节点 */ volatile Node prev; /* 后继节点 */ volatile Node next; /* 节点对应的线程 */ volatile Thread thread; /* 等待队列中的后继节点 */ Node nextWaiter; /* 当前节点是否处于共享模式等待 */ final boolean isShared() { return nextWaiter == SHARED; } /* 获取前驱节点，如果为空的话抛出空指针异常 */ final Node predecessor() throws NullPointerException { Node p = prev; if (p == null) { throw new NullPointerException(); } else { return p; } } Node() { } /* addWaiter会调用此构造函数 */ Node(Thread thread, Node mode) { this.nextWaiter = mode; this.thread = thread; } /* Condition会用到此构造函数 */ Node(Thread thread, int waitStatus) { this.waitStatus = waitStatus; this.thread = thread; }}
获取独占锁的实现
/** * 首先尝试获取一次锁，如果成功，则返回； * 否则会把当前线程包装成Node插入到队列中，在队列中会检测是否为head的直接后继，并尝试获取锁, * 如果获取失败，则阻塞当前线程，直至被 "释放锁的线程" 唤醒或者被中断，随后再次尝试获取锁，如此反复 */public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt();}/** * 在队列中新增一个节点 */private Node addWaiter(Node mode) { Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); Node pred = tail; // 快速尝试 if (pred != null) { node.prev = pred; // 通过CAS在队尾插入当前节点 if (compareAndSetTail(pred, node)) { pred.next = node; return node; } } // 初始情况或者在快速尝试失败后插入节点 enq(node); return node;}/** * 通过循环+CAS在队列中成功插入一个节点后返回 */private Node enq(final Node node) { for (;;) { Node t = tail; // 初始化head和tail if (t == null) { if (compareAndSetHead(new Node())) tail = head; } else { /* * AQS的精妙在于很多细节代码，比如需要用CAS往队尾里增加一个元素 * 此处的else分支是先在CAS的if前设置node.prev = t，而不是在CAS成功之后再设置。 * 一方面是基于CAS的双向链表插入目前没有完美的解决方案，另一方面这样子做的好处是： * 保证每时每刻tail.prev都不会是一个null值，否则如果node.prev = t * 放在下面if的里面，会导致一个瞬间tail.prev = null，这样会使得队列不完整 */ node.prev = t; // CAS设置tail为node，成功后把老的tail也就是t连接到node if (compareAndSetTail(t, node)) { t.next = node; return t; } } }}/** * 在队列中的节点通过此方法获取锁 */final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { boolean failed = true; try { boolean interrupted = false; for (;;) { final Node p = node.predecessor(); /* * 检测当前节点的前驱节点是否为head，这是试获取锁的资格。 * 如果是的话，则调用tryAcquire尝试获取锁，成功，则将head置为当前节点 */ if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); p.next = null; // help GC failed = false; return interrupted; } /* * 如果未成功获取锁，则根据前驱节点判断是否要阻塞。 * 如果阻塞过程中被中断，则置interrupted标志位为true。 * shouldParkAfterFailedAcquire方法在前驱状态不为SIGNAL的情况下都会循环重试获取锁 */ if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); }}/** * 根据前驱节点中的waitStatus来判断是否需要阻塞当前线程 */private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { int ws = pred.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) /* * 前驱节点设置为SIGNAL状态，在释放锁的时候会唤醒后继节点， * 所以后继节点（也就是当前节点）现在可以阻塞自己 */ return true; if (ws > 0) { /* * 前驱节点状态为取消，向前遍历，更新当前节点的前驱为往前第一个非取消节点。 * 当前线程会之后会再次回到循环并尝试获取锁 */ do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); pred.next = node; } else { /** * 等待状态为0或者PROPAGATE(-3)，设置前驱的等待状态为SIGNAL, * 并且之后会回到循环再次重试获取锁 */ compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } return false;}/** * 该方法实现某个node取消获取锁 */private void cancelAcquire(Node node) { if (node == null) return; node.thread = null; // 遍历并更新节点前驱，把node的prev指向前部第一个非取消节点 Node pred = node.prev; while (pred.waitStatus > 0) node.prev = pred = pred.prev; // 记录pred节点的后继为predNext，后续CAS会用到 Node predNext = pred.next; // 直接把当前节点的等待状态置为取消,后继节点即便也在cancel可以跨越node节点 node.waitStatus = Node.CANCELLED; /* * 如果CAS将tail从node置为pred节点了 * 则剩下要做的事情就是尝试用CAS将pred节点的next更新为null以彻底切断pred和node的联系。 * 这样一来就断开了pred与pred的所有后继节点，这些节点由于变得不可达，最终会被回收掉。 * 由于node没有后继节点，所以这种情况到这里整个cancel就算是处理完毕了。 * * 这里的CAS更新pred的next即使失败了也没关系，说明有其它新入队线程或者其它取消线程更新掉了。 */ if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { compareAndSetNext(pred, predNext, null); } else { // 如果node还有后继节点，这种情况要做的事情是把pred和后继非取消节点拼起来 int ws; if (pred != head && ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && pred.thread != null) { Node next = node.next; /* * 如果node的后继节点next非取消状态的话，则用CAS尝试把pred的后继置为node的后继节点 * 这里if条件为false或者CAS失败都没关系，这说明可能有多个线程在取消，总归会有一个能成功的 */ if (next != null && next.waitStatus <= 0) compareAndSetNext(pred, predNext, next); } else { /* * 这时说明pred == head或者pred状态取消或者pred.thread == null * 在这些情况下为了保证队列的活跃性，需要去唤醒一次后继线程。 * 举例来说pred == head完全有可能实际上目前已经没有线程持有锁了， * 自然就不会有释放锁唤醒后继的动作。如果不唤醒后继，队列就挂掉了。 * * 这种情况下看似由于没有更新pred的next的操作，队列中可能会留有一大把的取消节点。 * 实际上不要紧，因为后继线程唤醒之后会走一次试获取锁的过程， * 失败的话会走到shouldParkAfterFailedAcquire的逻辑。 * 那里面的if中有处理前驱节点如果为取消则维护pred/next,踢掉这些取消节点的逻辑。 */ unparkSuccessor(node); } /* * 取消节点的next之所以设置为自己本身而不是null, * 是为了方便AQS中Condition部分的isOnSyncQueue方法, * 判断一个原先属于条件队列的节点是否转移到了同步队列。 * * 因为同步队列中会用到节点的next域，取消节点的next也有值的话， * 可以断言next域有值的节点一定在同步队列上。 * * 在GC层面，和设置为null具有相同的效果 */ node.next = node; }}/** * 唤醒后继线程 */private void unparkSuccessor(Node node) { int ws = node.waitStatus; // 尝试将node的等待状态置为0,这样的话,后继争用线程可以有机会再尝试获取一次锁 if (ws < 0) compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); Node s = node.next; /* * 这里的逻辑就是如果node.next存在并且状态不为取消，则直接唤醒s即可 * 否则需要从tail开始向前找到node之后最近的非取消节点。 * * 这里为什么要从tail开始向前查找也是值得琢磨的: * 如果读到s == null，不代表node就为tail，参考addWaiter以及enq函数中的我的注释。 * 不妨考虑到如下场景： * 1. node某时刻为tail * 2. 有新线程通过addWaiter中的if分支或者enq方法添加自己 * 3. compareAndSetTail成功 * 4. 此时这里的Node s = node.next读出来s == null，但事实上node已经不是tail，它有后继了! */ if (s == null || s.waitStatus > 0) { s = null; for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev) if (t.waitStatus <= 0) s = t; } if (s != null) LockSupport.unpark(s.thread);}
释放独占锁的实现
释放一个独占锁，首先会调用 tryRelease 方法，在完全释放掉独占锁后，其后继线程是可以获取到独占锁的，因此释放线程需要做的事情是：唤醒一个队列中的后继线程，让它去尝试获取独占锁。
public final boolean release(int arg) { if (tryRelease(arg)) { /* * 此时的head节点可能有3种情况: * 1. null (AQS的head延迟初始化+无竞争的情况) * 2. 当前线程在获取锁时new出来的节点通过setHead设置的 * 3. 由于通过tryRelease已经完全释放掉了独占锁，有新的节点在acquireQueued中获取到了独占锁，并设置了head * 第三种情况可以再分为两种情况： * 情况一： * 时刻1：线程A通过acquireQueued，持锁成功，set了head * 时刻2：线程B通过tryAcquire试图获取独占锁失败失败，进入acquiredQueued * 时刻3：线程A通过tryRelease释放了独占锁 * 时刻4：线程B通过acquireQueued中的tryAcquire获取到了独占锁并调用setHead * 时刻5：线程A读到了此时的head实际上是线程B对应的node * 情况二： * 时刻1：线程A通过tryAcquire直接持锁成功，head为null * 时刻2：线程B通过tryAcquire试图获取独占锁失败失败，入队过程中初始化了head，进入acquiredQueued * 时刻3：线程A通过tryRelease释放了独占锁，此时线程B还未开始tryAcquire * 时刻4：线程A读到了此时的head实际上是线程B初始化出来的傀儡head */ Node h = head; // head节点状态不会是CANCELLED，所以这里h.waitStatus != 0相当于h.waitStatus < 0 if (h != null && h.waitStatus != 0) // 唤醒后继线程，此函数在acquire中已经分析过，不再列举说明 unparkSuccessor(h); return true; } return false;}
整个 release 做的事情就是：
1.调用 tryRelease；
2.如果 tryRelease 返回 true 也就是独占锁被完全释放，唤醒后继线程。
获取共享锁的实现
共享锁允许多个线程持有，如果要使用 AQS 中的共享锁，在实现 tryAcquireShared 方法 时需要注意，返回负数表示获取失败，返回 0 表示成功，但是后继争用线程不会成功，返回正数表示获取成功，并且后继争用线程也可能成功。
public final void acquireShared(int arg) { if (tryAcquireShared(arg) < 0) doAcquireShared(arg);}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); // 一旦共享获取成功，设置新的头结点，并且唤醒后继线程 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); }}/** * 这个函数做的事情有两件: * 1. 在获取共享锁成功后，设置head节点 * 2. 根据调用tryAcquireShared返回的状态以及节点本身的等待状态来判断是否需要唤醒后继线程 */private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) { // 把当前的head封闭在方法栈上，用以下面的条件检查 Node h = head; setHead(node); /* * propagate是tryAcquireShared的返回值，这是决定是否传播唤醒的依据之一。 * h.waitStatus为SIGNAL或者PROPAGATE时也根据node的下一个节点共享来决定是否传播唤醒， * 这里为什么不能只用propagate > 0来决定是否可以传播在本文下面的思考问题中有相关讲述 */ if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 || (h = head) == null || h.waitStatus < 0) { Node s = node.next; if (s == null || s.isShared()) doReleaseShared(); }}/** * 这是共享锁中的核心唤醒函数，主要做的事情就是唤醒下一个线程或者设置传播状态。 * 后继线程被唤醒后，会尝试获取共享锁，如果成功之后，则又会调用setHeadAndPropagate,将唤醒传播下去。 * 这个函数的作用是保障在acquire和release存在竞争的情况下，保证队列中处于等待状态的节点能够有办法被唤醒。 */private void doReleaseShared() { /* * 以下的循环做的事情就是，在队列存在后继线程的情况下，唤醒后继线程； * 或者由于多线程同时释放共享锁由于处在中间过程，读到head节点等待状态为0的情况下， * 虽然不能unparkSuccessor，但为了保证唤醒能够正确稳固传递下去，设置节点状态为PROPAGATE。 * 这样的话获取锁的线程在执行setHeadAndPropagate时可以读到PROPAGATE，从而由获取锁的线程去释放后继等待线程 */ for (;;) { Node h = head; // 如果队列中存在后继线程。 if (h != null && h != tail) { int ws = h.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) { if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0)) continue; unparkSuccessor(h); } // 如果h节点的状态为0，需要设置为PROPAGATE用以保证唤醒的传播。 else if (ws == 0 && !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE)) continue; } // 检查h是否仍然是head，如果不是的话需要再进行循环。 if (h == head) break; }}
释放共享锁的实现
共享锁的获取和释放都会涉及到 doReleaseShared 方法，也就是后继线程的唤醒。
public final boolean releaseShared(int arg) { if (tryReleaseShared(arg)) { // doReleaseShared的实现上面获取共享锁已经介绍 doReleaseShared(); return true; } return false;}
全文完！
希望本文对大家有所帮助。如果感觉本文有帮助，有劳转发或“点赞”、“在看”！让更多人收获知识！
