JDK原始碼分析-AbstractQueuedSynchronizer(2)
概述
前文「JDK原始碼分析-AbstractQueuedSynchronizer(1)」初步分析了 AQS,其中提到了 Node 節點的「獨佔模式」和「共享模式」,其實 AQS 也主要是圍繞對這兩種模式的操作進行的。
Node 節點是對執行緒 Thread 類的封裝,因此兩種模式可以理解如下:
獨佔模式(exclusive):執行緒對資源的訪問是排他的,即某個時間只能一個執行緒單獨訪問資源;
共享模式(shared):與獨佔模式不同,多個執行緒可以同時訪問資源。
本文先分析獨佔模式下的各種操作,後面再分析共享模式。
獨佔模式
方法概述
獨佔模式下的操作主要有以下幾個方法(可與前面分析的 Lock 介面的方法類比):
1. acquire(int arg)
以獨佔模式獲取資源,忽略中斷;可以類比 Lock 介面的 lock 方法;
2. acquireInterruptibly(int arg)
以獨佔模式獲取資源,響應中斷;可以類比 Lock 介面的 lockInterruptibly 方法;
3. tryAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout)
以獨佔模式獲取資源,響應中斷,且有超時等待;可以類比 Lock 介面的 tryLock(long,TimeUnit) 方法;
4. release(int arg)
釋放資源,可以類比 Lock 介面的 unlock 方法。
方法分析
1. 獨佔模式獲取資源(忽略中斷)
這幾種獲取資源的方法很多地方是類似的。我們先從 acquire 方法開始分析,如下:
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE),arg))
selfInterrupt();
}
該方法看似很短,其實是內部做了封裝。這幾行程式碼包含了如下四個操作步驟:
1. tryAcquire
2. addWaiter(Node.EXECUSIVE)
3. acquireQueued(final Node node,arg))
4. selfInterrupt
上面的四個步驟不一定全部執行,下面依次進行分析。
step 1: tryAcquire
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
該方法的作用是嘗試以獨佔模式獲取資源,若成功則返回 true。
可以看到該方法是一個 protected 方法,而且 AQS 中該方法直接丟擲了異常,其實是它把實現委託給了子類。這也是 ReentrantLock、CountdownLatch 等類(嚴格來說是其內部類 Sync)的實現功能不同的地方,這些類正是通過對該方法的不同實現來制定了自己的“遊戲規則”。
若 step 1 中的 tryAcquire 方法返回 true,則表示當前執行緒獲取資源成功,方法直接返回,該執行緒接下來就可以“為所欲為”了;否則表示獲取失敗,接下來會依次執行 step 2 和 step 3。
step 2: addWaiter(Node.EXECUSIVE)
private Node addWaiter(Node mode) {
// 將當前執行緒封裝為一個 Node 節點,指定 mode
// PS: 獨佔模式 Node.EXECUSIVE, 共享模式 Node.SHARED
Node node = new Node(Thread.currentThread(),mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq> Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
// 通過 CAS 操作設定主佇列的尾節點
if (compareAndSetTail(pred,node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
// 尾節點 tail 為 null,表示主佇列未初始化
enq(node);
return node;
}
enq 方法:
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
// 尾節點為空,表明當前佇列未初始化
if (t == null) { // Must initialize
// 將佇列的頭尾節點都設定為一個新的節點
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
// 將 node 節點插入主佇列末尾
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t,monospace;'> t.next = node;
return t;
}
final boolean acquireQueued(final Node node,int arg) {
boolean failed = true;
try {
// 中斷標誌位
boolean interrupted = false;
for (;;) {
// 獲取該節點的前驅節點
final Node p = node.predecessor();
// 若前驅節點為頭節點,則嘗試獲取資源
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// 若獲取成功,則將該節點設定為頭節點並返回
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
// 若上面條件不滿足,即前驅節點不是頭節點,或嘗試獲取失敗
// 判斷當前執行緒是否可以休眠
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p,node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
若當前節點的前驅節點為頭節點,則會再次嘗試獲取資源(tryAcuqire),若獲取成功,則將當前節點設定為頭節點並返回;否則,若前驅節點不是頭節點,或者獲取資源失敗,則執行如下兩個方法:
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred,Node node) {
// 前驅節點的等待狀態
int ws = pred.waitStatus;
// 若前驅節點的等待狀態為 SIGNAL,返回 true,表示當前執行緒可以休眠
if (ws == Node.SIGNAL)
/*
* This node has already set status asking a release
* to signal it,so it can safely park.
*/
return true;
// 若前驅節點的狀態大於 0,表示前驅節點處於取消(CANCELLED)狀態
// 則將前驅節點跳過(相當於踢出佇列)
if (ws > 0) {
* Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
* indicate retry.
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
* waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we
* need a signal,but don't park yet. Caller will need to
* retry to make sure it cannot acquire before parking.
*/
// 此時 waitStatus 只能為 0 或 PROPAGATE 狀態,將前驅節點的等著狀態設定為 SIGNAL
compareAndSetWaitStatus(pred,ws,Node.SIGNAL);
return false;
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
// 將當前執行緒休眠
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException
// 若執行緒被中斷過,則丟擲異常
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
// 嘗試獲取資源
if (!tryAcquire(arg))
// 嘗試獲取資源失敗
doAcquireInterruptibly(arg);
private void doAcquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException
// 將當前執行緒封裝成 Node 節點插入主佇列末尾
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
return;
// 丟擲中斷異常
throw new InterruptedException();
public final boolean tryAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout)
// 若被中斷,則響應
return tryAcquire(arg) ||
doAcquireNanos(arg,nanosTimeout);
static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L;
private boolean doAcquireNanos(int arg,monospace;'> throws InterruptedException {
// 若超時時間小於等於 0,直接獲取失敗
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
// 計算截止時間
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
return true;
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
// 已經超時了,獲取失敗
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
// 若大於自旋時間,則執行緒休眠;否則自旋
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
LockSupport.parkNanos(this,monospace;'> // 若被中斷,則響應
if (Thread.interrupted())
public final boolean release(int arg) {
// 嘗試釋放資源,若成功則返回 true
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
// 若頭節點不為空,且等待狀態不為 0(此時為 SIGNAL)
// 則喚醒其後繼節點
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
}
與 tryAcquire 方法類似,tryRelease 方法在 AQS 中也是丟擲異常,同樣交由子類實現:
protected boolean tryRelease(int arg) {private void unparkSuccessor(Node node) {
/*
* If status is negative (i.e.,possibly needing signal) try
* to clear in anticipation of signalling. It is OK if this
* fails or if status is changed by waiting thread.
*/
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node,0);
* Thread to unpark is held in successor,which is normally
* just the next node. But if cancelled or apparently null,
* traverse backwards from tail to find the actual
* non-cancelled successor.
// 後繼節點
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
// 若後繼節點是取消狀態,則從尾節點向前遍歷,找到 node 節點後面一個未取消狀態的節點
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
// 喚醒node節點的後繼節點
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
private void cancelAcquire(Node node) {
// Ignore if node doesn't exist
if (node == null)
return;
node.thread = null;
// Skip cancelled predecessors
// 跳過取消狀態的前驅節點
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will
// fail if not,in which case,we lost race vs another cancel
// or signal,so no further action is necessary.
// 前驅節點的後繼節點引用
Node predNext = pred.next;
// Can use unconditional write instead of CAS here.
// After this atomic step,other Nodes can skip past us.
// Before,we are free of interference from other threads.
// 將當前節點設定為取消狀態
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// If we are the tail,remove ourselves.
// 若該節點為尾節點(後面沒其他節點了),將 predNext 指向 null
if (node == tail && compareAndSetTail(node,pred)) {
compareAndSetNext(pred,predNext,null);
int ws; if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred,Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred,next);
// 前驅節點為頭節點,表明當前節點為第一個,取消時喚醒它的下一個節點
unparkSuccessor(node);
node.next = node; // help GC
}
該方法的主要操作:
1. 將 node 節點設定為取消(CANCELLED)狀態;
2. 找到它在佇列中非取消狀態的前驅節點 pred:
2.1 若 node 節點是尾節點,則前驅節點的後繼設為空,
2.2 若 pred 不是頭節點,且狀態為 SIGNAL,則後繼節點設為 node 的後繼節點;
2.3 若 pred 是頭節點,則喚醒 node 的後繼節點。
PS: 該過程可以跟雙連結串列刪除一個節點的過程進行對比分析。
小結
本文分析了以獨佔模式獲取資源的三種方式,以及釋放資源的操作。分別為:
1. acquire: 獨佔模式獲取資源,忽略中斷;
2. acquireInterruptibly: 獨佔模式獲取資源,響應中斷;
3. tryAcquireNanos: 獨佔模式獲取資源,響應中斷,有超時;
4. release: 釋放資源,喚醒主佇列中的下一個執行緒。
這幾個方法都可以類比 Lock 介面的相關方法定義。
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