目录
- 1 疑点todo和解疑
- 2 AbstractQueuedSynchronizer学习总结
- 3 AQS 简介
- 4 AbstractQueuedSynchronizer源码分析
- 4.1 类的继承关系
- 4.2 类的常量/成员变量
- 4.3 静态内部类Node
- 4.4 构造函数
- 4.5 核心方法分析
- 4.5.1 核心方法概览
- 4.5.2 acquire()方法
- 4.5.3 addWaiter()方法
- 4.5.4 enq()方法
- 4.5.5 acquireQueue()方法
- 4.5.6 shouldParkAfterFailedAcquire()方法
- 4.5.7 parkAndCheckInterrupt()方法
- 4.5.8 cancelAcquire()方法
- 4.5.9 unparkSuccessor()方法
- 4.5.10 release()方法
- 4.5.11 acquireSharedInterruptibly()方法
- 4.5.12 doAcquireSharedInterruptibly()方法
- 4.5.13 setHeadAndPropagate()方法
- 4.5.14 doReleaseShared()方法
- 4.5.15 releaseShared()方法
- 5 取消节点移出链表分析
- 6 在shared模式中为什么需要PROPAGATE状态
1 疑点todo和解疑
同步状态变量：state就是那个共享资源(private volatile int state;) Lock类继承AQS类并定义lock()、unLock()的方法，表示获取锁和释放锁。多线程并发访问同一个lock实例，lock()方法会cas修改state变量，修改成功的线程获得锁，其他线程进入AQS队列等待。
没有必要！sync队列是双向链表结构，出队时，head交替方式，只需要修改head和head后继2个节点引用关系；固定head，就要修改head，head后继，以及head后继的后继 共3个节点。显然前者效率更高
不存在的，因为经过判断得出此时node就是head的后继。并且必须由这个取消节点node来唤醒后继，要不node线程结束后，就没有线程能够唤醒队列里的其他节点了。
先说结果：由抢到锁的那个线程来唤醒！
上述的场景是存在的，例如在非公平锁模式中，B线程被A线程唤醒，A结束，B成为head，B去执行tryAcquire()，但此时C线程抢占到锁，B执行tryAcquire()没有拿到锁，再次park阻塞。C线程执行结束后将A唤醒
只有将前置节点状态改为SIGNAL，才能确保当前节点可以被前置unPark唤醒。也就是说阻塞自己前先保证一定能够被唤醒。因为代码中：
独占模式下，唤醒后继前先限制：h.waitStatus != 0
共享模式下，唤醒后继前先限制：h.waitStatus=SIGNAL
表示本线程在获取资源期间，如果被其他线程中断，本线程不会因为中断而取消获取资源，只是将中断标记传递下去。
When acquired in exclusive mode, * attempted acquires by other threads cannot succeed. Shared mode * acquires by multiple threads may (but need not) succeed. This class * does not "understand" these differences except in the * mechanical sense that when a shared mode acquire succeeds, the next * waiting thread (if one exists) must also determine whether it can * acquire as well. Threads waiting in the different modes share the * same FIFO queue.
- 共享模式：允许多个线程同时获取资源；当一个节点的线程获取共享资源后，需要要通知后继共享节点的线程，也可以获取了。共享节点具有传播性，传播性的目的也是尽快通知其他等待的线程尽快获取锁。
- 独占模式： 只能够一个线程占有资源，其它尝试获取资源的线程将会进入到队列等待。
- 响应中断并终止：线程只要被中断就不会获取资源：两种情况的中断：1、刚尝试获取、2、进入队列中等待，前者立即停止获取，后者执行取消逻辑，等待节点变为取消状态
A、B先后进入队列，状态都是0。A获得资源，进入setHeadAndPropagate晋升为head，A进入doReleaseShared尝试唤醒B时，但B还没将A改为signal，因为A还是0，A将状态改为PROPAGATE
2 AbstractQueuedSynchronizer学习总结
2.1 AQS要点总结
对于AbstractQueuedSynchronizer的分析，最核心的就是sync queue的分析。
- 每一个节点都是由前一个节点唤醒
- 当节点发现前驱节点是head并且尝试获取成功，则会轮到该线程运行。
- condition queue中的节点向sync queue中转移是通过signal操作完成的。
- SIGNAL，表示后面的节点需要运行。
- PROPAGATE：就是为了避免线程无法会唤醒的窘境。因为共享锁会有很多线程获取到锁或者释放锁，所以有些方法是并发执行的，就会产生很多中间状态，而PROPAGATE就是为了让这些中间状态不影响程序的正常运行。
2.2 细节分析
2.2.1 插入节点时先更新prev再更新前驱next
//addWaiter(): node.prev = pred; // 1 更新node节点的prev域 if (compareAndSetTail(pred, node)) { pred.next = node; //2 更新node前驱的next域 return node; } //enq(): node.prev = t; // 1 更新node节点的prev域 if (compareAndSetTail(t, node)) { t.next = node;//2 更新node前驱的next域 return t; } //unparkSuccessor(): Node s = node.next; //通过.next来直接获取到节点的后继节点，这个节点的后继的prev一定指向节点本身 //.... if (s != null) LockSupport.unpark(s.thread);
- addWaiter() 或者enq()插入节点时，都是先更新节点的prev域，再更新它前驱的next域。那么通过node.next()取到的后继，后继的prev域一定是指向node本身。如果先更新next域，在更新prev域时出现异常，那么通过.next取到不是完整的节点
- unparkSuccessor()唤醒后继时，Node s = node.next; 通过.next来获取node的后继，后继的prev一定指向node本身
2.2.2 为什么unparkSuccessor()要从尾部往前遍历
因为取消节点的next域指向了自身，所以不能从通过next来遍历，但prev是完整的，所以通过prev来遍历。
2.2.3 AQS的设计，尽快唤醒其他等待线程体现在3个地方
- 共享锁的传播性。
- doReleaseShared()中head改变，会循环唤醒head的后继节点。
- 线程获取锁失败后入队列并不会立刻阻塞，而是判断是否应该阻塞shouldParkAfterFailedAcquire，如果前继是head，会再给一次机会获取锁。
3 AQS 简介
AQS是一个用来构建锁和同步器的框架。理论参考：JUC同步器框架
三个基本组件相互协作：
- 同步状态的原子性管理；
- 线程的阻塞与唤醒；
- 队列的管理；
同步器一般包含两种方法，一种是acquire，另一种是release。acquire操作阻塞调用的线程，直到或除非同步状态允许其继续执行。而release操作则是通过某种方式改变同步状态，使得一或多个被acquire阻塞的线程继续执行。
3.1 AQS核心思想
- 如果请求的共享资源空闲，则将当前请求线程设置为有效工作线程，并且将共享资源设置为锁状态
- 设计一套机制：【线程如何阻塞等待以及被唤醒时锁如何分配】？这个机制AQS是用CLH队列锁实现的
- CLH队列锁：一个虚拟的双向队列，AQS是将每条请求共享资源的线程封装成一个CLH锁队列的一个节点(Node)来实现锁的分配。【严格的FIFO队列，框架不支持基于优先级的同步】
- 使用一个int成员变量来表示同步状态，使用volatile修饰保证线程可见性，并使用CAS思想进行值维护。
3.2 对资源的共享方式
两种方式：
- Exclusive(独占)：只有一个线程能执行。又可分为公平锁和非公平锁：
- 公平锁：按照线程在队列中的排队顺序，先到者先拿到锁
- 非公平锁：当线程要获取锁时，无视队列顺序直接去抢锁，谁抢到就是谁的
- Share(共享)：多个线程可同时执行
3.3 AQS数据结构
分析类，首先就要分析底层采用了何种数据结构，抓住核心点进行分析：
- Sync queue，即同步队列，是双向链表，包括head节点和tail节点，head节点主要用作后续的调度
- Condition queue不是必须的，其是一个单向链表，只有当使用Condition时，才会存在此单向链表。并且可能会有多个Condition queue
4 AbstractQueuedSynchronizer源码分析
4.1 类的继承关系
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable 继承自抽象类：AbstractOwnableSynchronizer，父类提供独占线程的设置与获取的方法
public abstract class AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable { private static final long serialVersionUID = 3737899427754241961L; protected AbstractOwnableSynchronizer() { }// 构造函数 private transient Thread exclusiveOwnerThread; //独占模式下的线程 // 设置独占线程 protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) { exclusiveOwnerThread = thread; } // 获取独占线程 protected final Thread getExclusiveOwnerThread() { return exclusiveOwnerThread; } } 4.1.1 AQS需要子类重写的方法
protected boolean tryAcquire(int arg) {//独占方式获取锁 throw new UnsupportedOperationException(); } protected boolean tryRelease(int arg) { //释放独占的锁 throw new UnsupportedOperationException(); } protected int tryAcquireShared(int arg) { //以共享方式获取锁 throw new UnsupportedOperationException(); } protected boolean tryReleaseShared(int arg) {//释放共享锁 throw new UnsupportedOperationException(); } protected boolean isHeldExclusively() {//是否独占资源 throw new UnsupportedOperationException(); } 关于重写说明：
目的是将共享资源state的读写交给子类管理，AQS专注在队列的维护以及线程的阻塞与唤醒
4.2 类的常量/成员变量
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable { private static final long serialVersionUID = 7373984972572414691L; // 头节点 private transient volatile Node head; // 尾节点 private transient volatile Node tail; //0：表示没有线程获取到锁；1表示有线程获取到锁；大于1：表示有线程获得了锁，且允许重入 private volatile int state; // 自旋时间 static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L; // 以下跟cas有关 private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe(); // Unsafe类实例 private static final long stateOffset; // state内存偏移地址 private static final long headOffset; // head内存偏移地址 private static final long tailOffset; // state内存偏移地址 private static final long waitStatusOffset;// tail内存偏移地址 private static final long nextOffset; // next内存偏移地址 // 静态初始化块 static { try { stateOffset = unsafe.objectFieldOffset (AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state")); headOffset = unsafe.objectFieldOffset (AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head")); tailOffset = unsafe.objectFieldOffset (AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail")); waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset (Node.class.getDeclaredField("waitStatus")); nextOffset = unsafe.objectFieldOffset (Node.class.getDeclaredField("next")); } catch (Exception ex) { throw new Error(ex); } } } 说明：
- 属性中包含了头节点head，尾节点tail，状态state、自旋时间spinForTimeoutThreshold
- AbstractQueuedSynchronizer抽象的属性在内存中的偏移地址，通过该偏移地址，可以获取和设置该属性的值
- 同时还包括一个静态初始化块，用于加载内存偏移地址。
4.3 静态内部类Node
线程封装成Node并具备状态
static final class Node { // 模式，分为共享与独占 static final Node SHARED = new Node();// 共享模式 static final Node EXCLUSIVE = null; // 独占模式 // 节点状态 static final int CANCELLED = 1;//表示当前的线程被取消 static final int SIGNAL = -1;//表示当前节点的后继节点包含的线程需要被运行【被unpark】， static final int CONDITION = -2;//表示当前节点在等待condition，也就是在condition队列中 static final int PROPAGATE = -3;//表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行 volatile int waitStatus;//节点状态;表示当前节点在sync队列中，等待着获取锁 volatile Node prev; // 指向当前节点的前驱 volatile Node next;// 指向当前节点的后继 volatile Thread thread;//节点所对应的线程 Node nextWaiter;// 下一个等待者 只跟condition有关 private transient volatile Node head; // 头节点 懒加载 private transient volatile Node tail; //尾节点 懒加载 private volatile int state; // 同步状态 // 节点是否在共享模式下等待 final boolean isShared() { return nextWaiter == SHARED; } // 获取前驱节点，若前驱节点为空，抛出异常 final Node predecessor() throws NullPointerException { Node p = prev;// 保存前驱节点 if (p == null) throw new NullPointerException(); else return p; } // 无参构造函数 Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker } // 构造函数 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; } } 关于Node说明：
每个被阻塞的线程都会被封装成一个Node节点，放入队列。Node包含了一个Thread类型的引用，并且有自己的状态：
- CANCELLED：1，表示当前的线程被取消。
- SIGNAL：-1，表示负责unPark后继【由前一个节点unPark下一个节点】。
- CONDITION：-2，表示当前节点在等待condition，也就是在condition queue中。
- PROPAGATE：-3，表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行。
- 默认值：0，发生在：1、节点加入到队列成为tail节点，2、节点成为head，并准备唤醒后继
4.4 构造函数
protected AbstractQueuedSynchronizer() { } //默认的无参构造 4.5 核心方法分析
4.5.1 核心方法概览
public final void acquireShared(int arg) {...} // 获取共享资源的入口（忽略中断） protected int tryAcquireShared(int arg); // 尝试获取共享资源 private void doAcquireShared(int arg) {...} // AQS中获取共享资源流程整合 private Node addWaiter(Node mode){...} // 将node加入到同步队列的尾部 protected int tryAcquireShared(int arg); // 尝试获取共享资源 private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {...} // 设置 同步队列的head节点，以及触发"传播"操作 private void doReleaseShared() {...} // 遍历同步队列，调整节点状态，唤醒待申请节点 private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {...} // 如果获取资源失败，则整理队中节点状态，并判断是否要将线程挂起 private final boolean parkAndCheckInterrupt() {...} // 将线程挂起，并在挂起被唤醒后检查是否要中断线程（返回是否中断） private void cancelAcquire(Node node) {...} // 取消当前节点获取资源，将其从同步队列中移除 4.5.2 acquire()方法
该函数以独占模式获取(资源)，忽略中断。
流程如下：
源码如下：
public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); //来到这里，表示线程拿到锁，并且读取到线程的中断标识为true，调用selfInterrupt()来恢复线程的interrupted中断标志（被parkAndCheckInterrupt()擦除了，所以再设置一次）。 } static void selfInterrupt() { Thread.currentThread().interrupt();//线程设置interrupted中断标志 } protected boolean tryAcquire(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); } acquire()总结
- 先调用tryAcquire()，由子类实现来尝试加锁，如果获取到锁，则线程继续执行；反则，节点加入队列
- 调用addWaiter()，将调用线程封装成为一个节点并放入AQS队列。
- 调用acquireQueued()，先park阻塞等待，直到被unPark唤醒。
- 如果线程被设置中断，那么acquire结束前，需要重新设置中断。
4.5.3 addWaiter()方法
addWaiter：快速添加的方式往sync queue尾部添加节点
// 添加等待者 private Node addWaiter(Node mode) { // 新生成一个节点 Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); // 创建临时引用pred，跟tail指向相同地址 Node pred = tail; if (pred != null) { // 尾节点不为空，即队列已经初始化过 // 将node的prev域连接到尾节点 node.prev = pred; if (compareAndSetTail(pred, node)) { // cas更新tail，指向新创建的node // 设置尾节点的next域为node pred.next = node; // 结合 node.prev = pred; 形成双向链表 return node; // 返回新生成的节点 } } enq(node); // 队列还未初始化，或者是compareAndSetTail操作失败，则进入enq return node; } //关于并发情景说明： // 从 Node pred = tail; 到 compareAndSetTail(pred, node); 期间，队列可能插入了新的节点，pred指向的不是最新的tail，那么compareAndSetTail(pred, node) 就会执行失败，同时 node.prev = pred; node的前驱也不是最新的tail。 // 通过enq()来解决并发问题，enq()通过自旋+cas来保证线程安全 addWaiter()说明：
- 使用快速添加的方式（失败不重试）创建新节点并添加到往队列尾部，更新tail
- 如果队列还没有初始化或者cas失败，则调用enq()插入队列
4.5.4 enq()方法
// 线程安全地创建队列、或者将节点插入队列、 private Node enq(final Node node) { for (;;) { // 自旋+cas，确保节点能够成功入队列 Node t = tail;//尾节点 if (t == null) { // 尾节点为空，即还没被初始化 if (compareAndSetHead(new Node())) // 设置head。 ！！！！注意，这里是new node，没有使用参数的node，因此head节点不引用任何线程 tail = head; // 头节点与尾节点都指向同一个新生节点。循环继续，进入else后，参数node将插入到队列 } else { // 尾节点不为空，即已经被初始化过 node.prev = t; // 将node节点的prev域连接到尾节点 if (compareAndSetTail(t, node)) { // 比较更新tail，node成为新的tail // 设置尾节点的next域为node t.next = node; // 结合 node.prev = t; 形成双向链表 return t; // 返回Node的前驱节点 } } } } //CAS head field. Used only by enq. private final boolean compareAndSetHead(Node update) { return unsafe.compareAndSwapObject(this, headOffset, null, update); } //CAS head field. Used only by enq. private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) { return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update); } enq()方法总结：
- 功能：cas+自旋方式将节点插入队列
- 如果队列未初始化，先创建头节点head（head不指向任务线程），再将节点插入到队列（当第一个节点被创建后，队列实际有两个节点：head+业务节点）。
- 如果队列已经初始化，则直接插入队列
4.5.5 acquireQueue()方法
作用：sync队列中的节点在独占且忽略中断的模式下获取(资源)
源码如下：
// sync队列中的节点在独占且忽略中断的模式下获取(资源)： final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { // 标志 boolean failed = true; try { // 中断标识。如果线程唤醒后，中断标识是true，外层的acquire()将进入selfInterrupt()。 boolean interrupted = false; // 无限循环 ：如果前驱不是head，那线程将park阻塞，等待前面的节点依次执行，直到被unPark唤醒 for (;;) { // 获取node的前驱，如果前驱是head，则表明前面已经没有线程等待了，该线程可能成为工作线程 final Node p = node.predecessor(); // 前驱为头节点并且成功获得锁 if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); // node晋升为head p.next = null; // 旧head的next域指向null，将会被GC，移出队列 failed = false; // 设置标志 return interrupted; //拿到锁，break循环，并返回中断标识 } //执行到这里，前驱非head 或者 前驱是head但获取锁失败，那么：1、将前驱状态改为signal 2、当前线程unPark阻塞 //shouldParkAfterFailedAcquire()：寻找非取消状态的前驱，如果状态为signal返回true 反则，将前驱状态改为signal、再返回false //前驱是signal ，执行parkAndCheckInterrupt()后，当前线程park阻塞。一直到线程被unPark唤醒，再返回线程的中断状态 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())//parkAndCheckInterrupt返回true表明线程中断状态为true //上面if同时成立，才会执行。 interrupted = true; //那么把中断标识置为true } } finally { //（有异常，在抛出之前执行finally；没有异常，在return之前执行finally） if (failed)//只有try的代码块出现异常，failed才会是true。什么情景会产生异常？cancelAcquire分析时有说明 cancelAcquire(node); //执行取消逻辑 } } final Node predecessor() throws NullPointerException { Node p = prev; if (p == null) throw new NullPointerException(); else return p; } private void setHead(Node node) { head = node; node.thread = null;//再次表明head的thread属性是空的 node.prev = null; } acquireQueue()总结：
- 功能：节点进入AQS队列后，先park阻塞等待，直到被unPark唤醒，或者中断唤醒
- 找到非取消状态的前驱（取消状态的将会被移出队列并GC），如果前驱是SIGNAL，那么当前节点进入park阻塞，否则，先将前驱改为SIGNAL，再进入park阻塞。
- 被unPark唤醒后，判断前驱是头节点且获取到资源（tryAcquire成功），当前节点晋升为头节点。自此，线程获取到锁
- 调用shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt函数，表明只有当该节点的前驱节点的状态为SIGNAL时，才可以对该节点所封装的线程进行park操作。
4.5.6 shouldParkAfterFailedAcquire()方法
// 当获取(资源)失败后：1、判断能否将当前线程park；2、修改前驱节点状态为signal private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { // 获取前驱节点的状态 int ws = pred.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) // 状态为SIGNAL // 只有当前驱节点为 signal时，才返回true ，表示当前线程可以安全地park阻塞；其它情况返回false return true; //跳过那些CANCELLED状态的前驱 if (ws > 0) { // 表示状态为CANCELLED，为1 do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); // 找到pred节点前面最近的一个状态不为CANCELLED的节点；然后跳出循环并返回false pred.next = node; } else { // 为PROPAGATE -3 或者是0 ,(为CONDITION -2时，表示此节点在condition queue中) // cas更新前驱的状态为SIGNAL.如果前驱是头节点，那么头节点ws=SIGNAL compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } // 不能进行park操作 return false; } //CAS waitStatus field of a node. private static final boolean compareAndSetWaitStatus(Node node,int expect, int update) { return unsafe.compareAndSwapInt(node, waitStatusOffset, expect, update); } shouldParkAfterFailedAcquire()总结：
- 如果前驱状态是：SIGNAL，返回true。表示当前节点可以安全地unPark()阻塞
- 遇到取消的前驱节点，则跳过。这些被取消的节点会从队列中移除并GC
- 如果前驱状态不是：SIGNAL，将前驱状态改为：SIGNAL，返回false，回到1 继续
4.5.7 parkAndCheckInterrupt()方法
// 进行park操作并且返回该线程的中断标识 private final boolean parkAndCheckInterrupt() { LockSupport.park(this); //外面的for循环可能会导致多次park，不过没关系，park允许多次执行 //被唤醒之后，返回中断标记，即如果是正常唤醒则返回false，如果是由于中断醒来，就返回true return Thread.interrupted(); // acquireQueued() 中声明的interrupted 将会被更新为这里的返回结果 } public static boolean interrupted() { return currentThread().isInterrupted(true);//返回当前线程interrupted中断标记，同时会清除此interrupted标记 } 方法总结：
- 执行park操作（前提：前驱状态是SIGNAL），在队列中阻塞等待。
- 被unPark()唤醒后，返回线程的interrupted中断标识，并且清除interrupted标记
4.5.8 cancelAcquire()方法
什么时候才会执行cancelAcquire？
在lockInterruptibly()会通过抛出中断异常来执行cancelAcquire方法，lock方法过程中则不会执行该代码，作者这么些的意图在于for循环内部如果出现不可控的因素导致产生未知的异常，则会执行cancelAcquire，很明显这属于一种相对偏保守的保险代码。 // 取消获取锁 private void cancelAcquire(Node node) { // Ignore if node doesn't exist if (node == null) // node为空，返回 return; node.thread = null;// thread置空 备注1 // Skip cancelled predecessors Node pred = node.prev;// pred表示：最靠近node并且状态不等于取消的前驱节点 while (pred.waitStatus > 0) node.prev = pred = pred.prev; //更新pred，往列头推进 Node predNext = pred.next; //predNext表示：pred的后继 // 设置node节点的状态为CANCELLED node.waitStatus = Node.CANCELLED; //备注2 if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { // 若node节点为尾节点，则pred成为尾节点 备注3 // pred的next域置为null compareAndSetNext(pred, predNext, null); } else { // 2、node节点不为尾节点，或者比较设置不成功 int ws; //下面一串判断，最终目标：在node移除队列前，将有效的前驱节点状态改为signal if (pred != head && ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && pred.thread != null) { // pred节点不为头节点，并且 //pred节点的状态为SIGNAL）或者 // pred节点状态小于等于0，并且比较并设置等待状态为SIGNAL成功，并且pred节点所封装的线程不为空 Node next = node.next; if (next != null && next.waitStatus <= 0) // 后继不为空并且后继的状态小于等于0 compareAndSetNext(pred, predNext, next); // 比较并设置pred.next = next; 到这里：node的前驱节点指向node的后继节点。 备注4 } else { // 这里，pred==head （3、即node是head的后继）或者pred.status=0，-2时 【前面while (pred.waitStatus > 0) 已经限制了pred一定是<=0】，执行： unparkSuccessor(node); // 唤醒node的后继 } node.next = node; // help GC 后继节点指向自身 备注5 } } //修改参数node的next域 private static final boolean compareAndSetNext(Node node, Node expect, Node update) { return unsafe.compareAndSwapObject(node, nextOffset, expect, update); } 对cancelAcquire()总结之前，先明确以下两点：
- 基于对acquire()方法的分析，调用链：addWait()->enq()->acquireQueue()->cancelAcquire(node)，进入到cancelAcquire()时，节点node一定已经在队列中，而且它不会是head，并且没有持有锁。
- AQS通过管理这些属性：waitStatus、thread、prev、next、head、tail、nextWaiter ，成为一个虚拟的列队。
cancelAcquire(node)总结：
cancelAcquire()负责将node移出队列，并保持队列中其他节点的顺序关系不变，它做了以下工作：
- waitStatus更新为cancel （备注2）
- thread更新为null（备注1）
- tail：如果node是尾节点，更新tail引用 （备注3）
- head：不需要更新（node不会是head)
- prev：没有更新
- next： node前置的next域更新指向node后继，并且node的next指向了自身 （备注4、备注5）
- nextWaiter：不需要更新(跟condition有关，这里不涉及)
执行cancelAcquire后，队列变成这样的：
发现：
- node没有移出队列，因为被后继的prev所引用。
- node.next变了，指向了自身，这就能解释为什么unparkSuccessor()是从后往前遍历：因为取消节点的next域指向了自身，所以不能从通过next来遍历，但prev是完整的，所以通过prev来遍历。
- 取消节点，暂存在队列中，当后继节点被唤醒，执行shouldParkAfterFailedAcquire后，取消节点的引用链清空，移出队列，最后GC回收。
4.5.9 unparkSuccessor()方法
// 唤醒node节点的后继 private void unparkSuccessor(Node node) { // 获取node节点的等待状态 int ws = node.waitStatus; if (ws < 0) // 状态值小于0，为SIGNAL -1 或 CONDITION -2 或 PROPAGATE -3 // cas节点状态为0 compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);//如果head没有后继的情况下，状态会一直=0 Node s = node.next; //若后继为空，或后继已取消，则从尾部往前遍历 找到最靠近的一个处于正常阻塞状态的节点进行唤醒 // 什么时候s==null ？ node的后继节点是取消状态时，node.next为null if (s == null || s.waitStatus > 0) { s = null; // 由尾节点向前倒着遍历队列，但不会超过node节点 for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev) if (t.waitStatus <= 0) s = t; } if (s != null) LockSupport.unpark(s.thread);//唤醒s节点线程 } unparkSuccessor()总结：
- 作用：找到有效的后继节点unPark唤醒
- 寻找有效后继时从尾往前倒着遍历：因为取消节点的next域指向了自身，所以不能从通过next来遍历
- 将发起unPark唤醒的节点（只能是head）状态改为0（意味着在head唤醒后继，到被后继推出队列的期间，状态变为0）
4.5.10 release()方法
以独占模式释放对象，其源码如下：
public final boolean release(int arg) { if (tryRelease(arg)) { //如果释放锁成功 Node h = head; // 线程A调用acquire()获取到锁之后，A线程节点变为head，然后A调用release 释放锁，存在两种情况： // 1、 如果有新的线程B入队，B成为后继节点，B会将A状态改为SIGNAL，那么（h != null && h.waitStatus != 0 )成立，unparkSuccessor()唤醒后继节点 // 2、如果A后面没有节点，A状态是默认值：0 ，那么h.waitStatus != 0 不成立，直接返回true，不需要唤醒后继节点。 if (h != null && h.waitStatus != 0) // 头节点不为空并且头节点状态不为0 unparkSuccessor(h); //由head唤醒后继节点 return true; } return false; } release()总结：
- 功能：释放独占锁
- 先调用tryRelease()由子类实现释放锁
- 如果释放锁成功，然后unPark唤醒后继节点（没有后继就不需要唤醒）
4.5.11 acquireSharedInterruptibly()方法
//获取共享资源，响应中断 public final void acquireSharedInterruptibly(int arg) throws InterruptedException { if (Thread.interrupted()) //读取线程中断标记，然后擦除标记 throw new InterruptedException(); //中断标记为true，抛出中断异常，停止执行 if (tryAcquireShared(arg) < 0) //调用子类实现方法 获取资源 doAcquireSharedInterruptibly(arg); //没有获取到,那么再尝试获取（进入队列排队等待） } 获取共享资源流程图：
acquireSharedInterruptibly()总结：
- 共享模式获取对象，响应中断并终止获取
- 先调用子类实现获取资源，没有获取到再加队队列等待。
4.5.12 doAcquireSharedInterruptibly()方法
//获取共享资源，响应中断 private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg) throws InterruptedException { final Node node = addWaiter(Node.SHARED); //增加等待节点 boolean failed = true; try { for (;;) {//无限循环，直到r>0 final Node p = node.predecessor(); // p表示 刚插入节点的前驱 //1、如果前驱是head if (p == head) { int r = tryAcquireShared(arg);//调用子类实现方法 尝试获取共享资源 if (r >= 0) { // >0 表示 获取到资源 // 1、如果是ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch ，有可能r=1 // 2、如果是Semaphore，有可能r=0 // 1、2 都调用setHeadAndPropagate进行共享传播判断 setHeadAndPropagate(node, r);// 更新head并进行共享传播 p.next = null; // 将队列头节点的next域置空，之后，这个节点将被GC回收 failed = false; return; } } // 2、前驱不是head //线程park阻塞，直至被unPark唤醒，或者被其它线程中断唤醒 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt()) throw new InterruptedException(); //进入这里表示线程中断标记为true，那么抛出中断异常 } } finally { if (failed) //当try 代码块有异常：中断异常 或 其他未知异常，failed才是true cancelAcquire(node);//取消获取资源 } } doAcquireSharedInterruptibly()总结：
- 创建节点并插入aqs队列，将前驱状态改为signal，park阻塞，等待unPark唤醒。
- 正常唤醒后，无限循环直到前驱是head并且调用子类方法获取共享资源成功，调用setHeadAndPropagate()成为head并进行共享传播。
- 被中断唤醒、或者循环等待过程发生中断异常，执行cancelAcquire()取消获取资源
4.5.13 setHeadAndPropagate()方法
setHeadAndPropagate在获取共享资源的时候被调用
// 设置 同步队列的head节点，以及触发"传播"操作 private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) { Node h = head; // 记录更新前的head setHead(node); //参数node 成为新的head //判断： if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 || (h = head) == null || h.waitStatus < 0) { Node s = node.next; //获取node后继 //后继为空或者后继是等待共享资源的节点 if (s == null || s.isShared()) doReleaseShared(); //释放共享资源 } } 满足调用doReleaseShared的条件分析：
-
propagate > 0：
ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch 调用tryAcquireShared()返回1进入，满足条件；Semaphore 进入，propagate可能等于0，不满足，继续2 -
h == null：
h == null 表示旧head变为null，程序没有地方设置head=null，并且这里h引用着head意味着head不会被GC。 因此，h == null不满足条件，继续3 【不知道哪种情况下h==null todo】 -
h.waitStatus < 0
- h.waitStatus==1：取消，不能由取消节点唤醒后继，不满足条件
setHeadAndPropagate()总结：
- 方法功能：设置 同步队列的head节点，以及触发"传播"操作：
- 如果head的后继是共享类型节点或者为null，调用doReleaseShared()来唤醒后继
4.5.14 doReleaseShared()方法
//遍历同步队列，调整节点状态，唤醒待申请节点 private void doReleaseShared() { for (;;) { Node h = head; //1、head 不等于 tail 且不等于 null if (h != null && h != tail) { int ws = h.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) { //如果head状态为signal ，cas修改为0 if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0)) continue; // loop to recheck cases unparkSuccessor(h); //唤醒后继 } //如果节点的后继还没有将其前驱改为signal，这里ws==0是成立的 else if (ws == 0 && //如果head状态为0，cas修改为propagate !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE)) continue; // 如果在int ws = h.waitStatus; 之后，后继将head节点改为signal，那么cas失败，continue继续循环后， if (ws == Node.SIGNAL) 满足，那么将会唤醒后继。 } // 只有head没有发生变化，循环才会结束，若head改变，继续循环 if (h == head) // loop if head changed break; } } doReleaseShared()总结：
- 如果头节点状态为signal，那么CAS更新头节点状态为0，成功则调用unparkSuccessor()唤醒后继，失败则重试
- 如果头节点状态为0，那么将CAS更新头节点状态为PROPAGTATE ，失败则重试。
- 最后如果判断head是否发生变化，有变化则重复1、2，没有变化则方法结束。
- PROPAGTATE状态的意义是，增加一个状态判断，当前驱获取资源，后继同时也有机会获取到资源
4.5.15 releaseShared()方法
public final boolean releaseShared(int arg) { if (tryReleaseShared(arg)) { doReleaseShared(); return true; } return false; } releaseShared()方法总结：
- 调用子类的实现方法tryReleaseShared()释放n个共享资源，释放成功则继续调用doReleaseShared()来唤醒队列中的等待节点
5 取消节点移出链表分析
有两种情景，会将取消节点彻底移出链表：
- 头节点unPark唤醒后继时，后继节点唤醒后重新进入shouldParkAfterFailedAcquire()
- 取消节点后面有新节点入列时，新节点执行shouldParkAfterFailedAcquire()
以第一个情景为例子分析：
6 在shared模式中为什么需要PROPAGATE状态
结论：在前驱节点获取资源时，后继也能够有机会申请资源，不需要等待前驱通过releaseShare()来唤醒。
分析如下：
1：A B 先后进入队列 2：A被唤醒，获得资源，调用setHeadAndPropagate()，晋升为head 3、B调用shouldParkAfterFailedAcquire()，尝试将A状态改为signal但未执行 4、A进入doReleaseShared()，A状态等于0（3还没执行），进入ws == 0 分支处理。 5、此时3执行完成，B将A的状态改为signal，然后B park阻塞 6、A执行compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE)失败，continue继续 7、A进入(ws == Node.SIGNAL)分支，执行compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0)成功，然后再执行unparkSuccessor()，将B唤醒。 8、A将B唤醒后，A去执行拿到资源后的操作，B也成功拿到资源并执行。 因为步骤6的continue，B不需要等待A执行releaseShare()被唤醒，在A获取到资源时同时B也能快速获取到资源，A、B可以同时执行获得资源后的任务
