标签：assert 前置 不用 重写 rem was code 原则 参考
Java在java.util.concurrent.locks包中提供了一系列的显示锁类，其中最基础的就是Lock接口，该接口提供了几个常见的锁相关的操作。
public interface Lock {
void lock();
void lockInterruptibly() throws InterruptedException;
boolean tryLock();
boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
void unlock();
Condition newCondition();
}下面分别进行介绍：
获取锁。如果锁不可用，出于线程调度目的，将禁用当前线程，并且在获得锁之前，该线程将一直处于休眠状态。
如果当前线程未被中断，则获取锁。如果锁可用，则获取锁，并立即返回。与lock（）接口唯一的区别是可以被中断。
试图获取锁，若锁可用，则获取锁，并立即返回值true。若锁不可用，则此方法将立即返回值false。
与上个方法不同的就是给定了超时时间，若锁在给定的等待时间内空闲，并且当前线程未被中断，则获取锁。
返回绑定到此 Lock 实例的新 Condition 实例。
通常使用显示锁Lock时，会采用下面的操作流程：
lock.lock();
try {
//...需要保证线程安全的代码。
} finally {
lock.unlock();
}Lock的lock()方法保证了只有一个线程能够执有此锁。对于任何一个lock()方法，都需要一个unlock()方法与之对应，通常情况下为了保证unlock()方法总是能够执行，unlock()方法被置于finally中。
Synchronized是Java的关键字，当它用来修饰一个方法或一个代码块时，能够保证在同一时刻最多只有一个线程执行该代码。因为当调用Synchronized修饰的代码时，并不需要显示的加锁和解锁的过程，代码简洁，一般称之为隐式锁。
Lock是一个接口，提供了无条件的、可轮询的、定时的、可中断的锁获取操作，所有的加锁和解锁操作方法都是显示的，因而称为显示锁。
可重入锁ReentrantLock是对Lock接口的一种实现,支持当一个线程获取锁以后，可以再次得到该对象锁。
ReentrantLock在初始化时，需要设定该锁的公平性：
ReentrantLock的特性如下：
1. 可重入
synchronized和ReentrantLock均有可重入性，即一个线程请求得到一个对象锁后再次请求此对象锁，可以再次得到该对象锁。
在使用synchronized时，当一个线程已经进入到synchronized方法/块中时，可以进入到本类的其他synchronized方法/块中。
2. 可中断
在lockInterruptibly()锁定的同时，还可以响应中断通知。一旦接收到中断通知，就会抛出InterruptedException异常。
这点与synchronized不同，在synchronized加锁的代码中，无法获取中断通知。
3. 可设置超时
ReentrantLock.tryLock()方法用于尝试锁定。参数为等待时间。该方法返回boolean值。若锁定成功，则返回true。锁定失败，则返回false。tryLock方法在超时不能获得锁时，就返回false，不会永久等待构成死锁。
4. 公平锁
ReentrantLock内部利用AQS的线程队列，可以实现公平锁，但是性能相比非公平锁会差一点。
在构造方法中，ReentrantLock(boolean fair)，fair默认为false，当设置为true时，及表示当前构造的锁是公平锁。
当需要可定时的、可轮询的与可中断的锁获取操作，公平队列，或者非块结构的锁，建议使用ReentrantLock。否则，请使用synchronized。在Java 1.6之后，ReentrantLock和synchronized性能相差不大，所以一般情况下，使用synchronized就足够了，只有当有特定需求时，可以使用可重入锁。
利用Lock和Condition可以实现消息的等待和通知，这里我们利用ReentrantLock来进行举例。
注意在使用condition时，需要首先lock.newCondition来获取Condition对象，如果有多个条件，需要针对不同的条件来获取condition。
发送信号，调用condition.signal()方法；等待，调用condition.await()方法。
注意与notify与wait的区别，后者Object的方法，一般用在一个对象上进行等待，等待的线程和某个特定的对象绑定。当需要notify所有线程时，为了保证我们的消息被所有线程接收到，通常使用notifyAll发送消息。但是使用condition对象，await和signal操作都是在condition对象是进行的，所以使用signal通知时，不会存在等待其他消息的线程阻止消息传递，所以通常使用signal而不是signalAll。
public class ExpressCond {
public final static String CITY = "ShangHai";
private int km;/*快递运输里程数*/
private String site;/*快递到达地点*/
private Lock lock = new ReentrantLock();
private Condition keCond = lock.newCondition();
private Condition siteCond = lock.newCondition();
public ExpressCond() {
}
public ExpressCond(int km, String site) {
this.km = km;
this.site = site;
}
/* 变化公里数，然后通知处于wait状态并需要处理公里数的线程进行业务处理*/
public void changeKm(){
lock.lock();
try {
this.km = 101;
keCond.signal();
}finally {
lock.unlock();
}
}
/* 变化地点，然后通知处于wait状态并需要处理地点的线程进行业务处理*/
public void changeSite(){
lock.lock();
try {
this.site = "BeiJing";
siteCond.signal();
}finally {
lock.unlock();
}
}
/*当快递的里程数大于100时更新数据库*/
public void waitKm(){
lock.lock();
try {
while(this.km<=100) {
try {
keCond.await();
System.out.println("check km thread["+Thread.currentThread().getId()
+"] is be notifed.");
} catch (InterruptedException e) {
// TODO Auto-generated catch block
e.printStackTrace();
}
}
}finally {
lock.unlock();
}
System.out.println("the Km is "+this.km+",I will change db");
}
/*当快递到达目的地时通知用户*/
public void waitSite(){
lock.lock();
try {
while(CITY.equals(this.site)) {
try {
siteCond.await();
System.out.println("check site thread["+Thread.currentThread().getId()
+"] is be notifed.");
} catch (InterruptedException e) {
// TODO Auto-generated catch block
e.printStackTrace();
}
}
}finally {
lock.unlock();
}
System.out.println("the site is "+this.site+",I will call user");
}
}下面是测试函数，将会唤醒一个等待km变化的线程。
public class TestCond {
private static ExpressCond express = new ExpressCond(0,ExpressCond.CITY);
/*检查里程数变化的线程,不满足条件，线程一直等待*/
private static class CheckKm extends Thread{
@Override
public void run() {
express.waitKm();
}
}
/*检查地点变化的线程,不满足条件，线程一直等待*/
private static class CheckSite extends Thread{
@Override
public void run() {
express.waitSite();
}
}
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
for(int i=0;i<3;i++){
new CheckSite().start();
}
for(int i=0;i<3;i++){
new CheckKm().start();
}
Thread.sleep(1000);
express.changeKm();//快递里程变化
}
}ReadWriteLock接口提供了单独的读锁和写锁，
public interface ReadWriteLock {
Lock readLock();
Lock writeLock();
}ReentrantReadWriteLock类是ReadWriteLock接口的一个实现，它与ReentrantLock类一样提供了公平竞争与不公平竞争两种机制，默认也是使用非公平竞争机制。
ReentrantReadWriteLock的可以被多个读者访问和一个写者访问，提供了读写分离功能：
ReentrantReadWriteLock在读多写少的场景下，具有很强的性能优势。
WriteLock VS ReadLock
1．重入方面其内部的WriteLock可以获取ReadLock，但是反过来ReadLock无法获得WriteLock。
2．WriteLock可以降级为ReadLock，顺序是：先获得WriteLock再获得ReadLock，然后释放WriteLock,这时候线程将保持Readlock的持有。反过来ReadLock想要升级为WriteLock则不可能。
4．不管是ReadLock还是WriteLock都支持Interrupt，语义与ReentrantLock一致。
5．WriteLock支持Condition并且与ReentrantLock语义一致，而ReadLock则不能使用Condition，否则抛出UnsupportedOperationException异常。
ReentrantLock VS ReentrantReadWriteLock
ReentrantLock是排他锁，使用非公平竞争机制时，抢占的机会相对还是比较少的，只有当新请求恰逢锁释放时才有机会抢占，所以发生线程饥饿的现象几乎很少。
ReentrantReadWriteLock是共享锁，或者说读读共享，并且经常使用于读多写少的场景，即请求读操作的线程多而频繁而请求写操作的线程极少且间隔长，在这种场景下，使用非公平竞争机制极有可能造成写线程饥饿。比如，R1线程此时持有读锁且在进行读取操作，W1线程请求写锁所以需要排队等候，在R1释放锁之前，如果R2,R3,...,Rn 不断的到来请求读锁，因为读读共享，所以他们不用等待马上可以获得锁，如此下去W1永远无法获得写锁，一直处于饥饿状态。
参考链接：
LockSupport是一个方便的线程阻塞工具，它可以在线程的任何位置让线程阻塞。与Thread.suspend()方法相比，它弥补了由于resume()方法导致线程无法继续执行的情况。和Object.wait（）方法相比，它不需要先获得某个对象的锁，也不会抛出InterruptedException异常。
LockSupport主要有两个方法，
park()方法会阻塞当前线程(线程进入Waiting状态)，除非它获取了"许可证"。
unpark(Thread t)方法会给线程t颁发一个"许可证"。
LockSupport使用了类似信号量的机制，它为每一个线程准备了一个许可，如果许可可用，park()方法会立刻返回，并且消费这个许可（也就是将许可变为不可用）；如果许可不可用，就会阻塞，而unpack（）方法则使得一个许可变为可用（但是和信号量不同的是，许可不可累加，永远只能拥有不超过一个许可）。
AQS：AbstractQueuedSynchronizer，即队列同步器。它是构建锁或者其他同步组件的基础框架（如ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、Semaphore等），是JUC并发包中的核心基础组件。JUC并发包的作者（Doug Lea）期望它能够成为实现大部分同步需求的基础。
AQS解决了实现同步器时涉及到的大量细节问题，例如获取同步状态、FIFO同步队列。基于AQS来构建同步器可以带来很多好处。它不仅能够极大地减少实现工作，而且也不必处理在多个位置上发生的竞争问题。
AQS通过内置的FIFO同步队列来完成资源获取线程的排队工作，如果当前线程获取同步状态失败（锁）时，AQS则会将当前线程以及等待状态等信息构造成一个节点（Node）并将其加入同步队列，同时会阻塞当前线程，当同步状态释放时，则会把节点中的线程唤醒，使其再次尝试获取同步状态。
AQS使用了模板方法设计模式，子类通过继承同步器并实现它的抽象方法来管理同步状态。
AQS使用一个int类型的成员变量state来表示同步状态，当state>0时表示已经获取了锁，当state = 0时表示释放了锁。它提供了如下三个方法来对同步状态state进行操作，当然AQS可以确保对state的操作是安全的。
getState()：返回同步状态的当前值；
setState(int newState)：设置当前同步状态；
compareAndSetState(int expect, int update)：使用CAS设置当前状态，该方法能够保证状态设置的原子性；
独占式获取：
tryAcquire(int arg)：独占式获取同步状态，获取同步状态成功后，其他线程需要等待该线程释放同步状态才能获取同步状态
tryAcquireNanos(int arg,long nanos)：超时获取同步状态，如果当前线程在nanos时间内没有获取到同步状态，那么将会返回false，已经获取则返回true；
tryRelease(int arg)：独占式释放同步状态；
acquire(int arg)：独占式获取同步状态，如果当前线程获取同步状态成功，则由该方法返回，否则，将会进入同步队列等待，该方法将会调用可重写的tryAcquire(int arg)方法；
acquireInterruptibly(int arg)：与acquire(int arg)相同，但是该方法响应中断，当前线程为获取到同步状态而进入到同步队列中，如果当前线程被中断，则该方法会抛出InterruptedException异常并返回；
isHeldExclusively()：当前同步器是否在独占式模式下被线程占用，一般该方法表示是否被当前线程所独占；
共享式获取：
tryAcquireShared(int arg)：共享式获取同步状态，返回值大于等于0则表示获取成功，否则获取失败；
tryReleaseShared(int arg)：共享式释放同步状态；
acquireShared(int arg)：共享式获取同步状态，如果当前线程未获取到同步状态，将会进入同步队列等待，与独占式的主要区别是在同一时刻可以有多个线程获取到同步状态；
acquireSharedInterruptibly(int arg)：共享式获取同步状态，响应中断；
tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)：共享式获取同步状态，增加超时限制；
独占式释放锁：
release(int arg)：独占式释放同步状态，该方法会在释放同步状态之后，将同步队列中第一个节点包含的线程唤醒；
共享式释放锁：
releaseShared(int arg)：共享式释放同步状态；
当在实现自己的lock类时，需要子类覆盖如下方法，
独占式获取 tryAcquire
独占式释放 tryRelease
共享式获取 tryAcquireShared
共享式释放 tryReleaseShared
这个同步器是否处于独占模式 isHeldExclusively
CLH同步队列是一个FIFO双向队列，AQS依赖它来完成同步状态的管理，当前线程如果获取同步状态失败时，AQS则会将当前线程以及等待状态等信息打包成一个节点（Node），并将其加入到CLH同步队列，同时会阻塞当前线程。当同步状态释放时，会把首节点唤醒（公平锁），使其再次尝试获取同步状态。
在CLH同步队列中，一个节点表示一个线程，它保存着线程的引用（thread）、状态（waitStatus）、前驱节点（prev）、后继节点（next），
其定义如下：
static final class Node {
/** 共享 */
static final Node SHARED = new Node();
/** 独占 */
static final Node EXCLUSIVE = null;
/**
* 因为超时或者中断，节点会被设置为取消状态，被取消的节点时不会参与到竞争中的，他会一直保持取消状态不会转变为其他状态；
*/
static final int CANCELLED = 1;
/**
* 后继节点的线程处于等待状态，而当前节点的线程如果释放了同步状态或者被取消，将会通知后继节点，使后继节点的线程得以运行
*/
static final int SIGNAL = -1;
/**
* 节点在等待队列中，节点线程等待在Condition上，当其他线程对Condition调用了signal()后，该节点将会从等待队列中转移到同步队列中，加入到同步状态的获取中
*/
static final int CONDITION = -2;
/**
* 表示下一次共享式同步状态获取将会无条件地传播下去
*/
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;
/** 获取同步状态的线程 */
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() {
}
Node(Thread thread, Node mode) {
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) {
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}对于CLH同步队列，一般有如下几种操作：
1. 节点加入到同步队列
队列的主要变化是tail指向新节点、新节点的prev指向当前最后的节点，当前最后一个节点的next指向当前节点。
整个流程图如下：
具体实现可以查看addWaiter(Node node)方法：
private Node addWaiter(Node mode) {
//新建Node
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//快速尝试添加尾节点
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
//CAS设置尾节点
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
//多次尝试
enq(node);
return node;
}addWaiter(Node node)先通过快速尝试设置尾节点，如果失败，则调用enq(Node node)方法设置尾节点
private Node enq(final Node node) {
//多次尝试，直到成功为止
for (;;) {
Node t = tail;
//tail不存在，设置为首节点
if (t == null) {
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
//设置为尾节点
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}两个方法都是通过一个CAS方法compareAndSetTail(Node expect, Node update)来设置尾节点，该方法可以确保节点是线程安全添加的。在enq(Node node)方法中，AQS通过“死循环”的方式来保证节点可以正确添加，只有成功添加后，当前线程才会从该方法返回，否则会一直执行下去。
2. 首节点移出同步队列
首节点的线程释放同步状态后，将会唤醒它的后继节点（next），而后继节点将会在获取同步状态成功时将自己设置为首节点，这个过程非常简单，head执行该节点并断开原首节点的next和当前节点的prev即可，注意在这个过程是不需要使用CAS来保证的，因为只有一个线程能够成功获取到同步状态。
流程图如下：
AQS提供了acquire(int arg)方法来进行独占式同步状态获取，实现如下：
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}其中相关函数的定义为：
acquireQueued方法为一个自旋的过程，当前线程（Node）进入同步队列后，就会进入一个自旋的过程，当条件满足，获取到同步状态后，就可以从这个自旋过程中退出，否则会一直执行下去。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
//中断标志
boolean interrupted = false;
/*
* 自旋过程，其实就是一个死循环而已
*/
for (;;) {
//当前线程的前驱节点
final Node p = node.predecessor();
//当前线程的前驱节点是头结点，且同步状态成功
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
//获取失败，线程等待
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}当前线程会一直尝试获取同步状态，当然前提是只有其前驱节点为头结点才能够尝试获取同步状态，主要是为了保持FIFO同步队列原则。头节点释放同步状态后，将会唤醒其后继节点，后继节点被唤醒后需要检查自己是否为头节点。
在上面的流程中，当获取失败时，需要判断是否阻塞当前线程，
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;在获取同步状态失败后，线程并不是立马进行阻塞，需要检查该线程的状态，检查状态的方法为 shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) 方法，该方法主要靠前驱节点判断当前线程是否应该被阻塞，代码如下：
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
//前驱节点
int ws = pred.waitStatus;
//状态为signal，表示当前线程处于等待状态，直接放回true
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
//前驱节点状态 > 0 ，则为Cancelled,表明该节点已经超时或者被中断了，需要从同步队列中取消
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
}
//前驱节点状态为Condition、propagate
else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}这段代码主要检查当前线程是否需要被阻塞，具体规则如下：
如果当前线程的前驱节点状态为SIGNAL，则表明当前线程需要被阻塞，直接返回true，当前线程阻塞
如果当前线程的前驱节点状态为CANCELLED（ws > 0），则表明该线程的前驱节点已经等待超时或者被中断了，则需要从CLH队列中将该前驱节点删除掉，直到回溯到前驱节点状态 <= 0 ，返回false
如果前驱节点非SIGNAL，非CANCELLED，则通过CAS的方式将其前驱节点设置为SIGNAL，返回false
如果 shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) 方法返回true，则调用parkAndCheckInterrupt()方法阻塞当前线程：
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}parkAndCheckInterrupt() 方法主要是把当前线程挂起，从而阻塞住线程的调用栈，同时返回当前线程的中断状态。其内部则是调用LockSupport工具类的park()方法来阻塞该方法。
当线程释放同步状态后，则需要唤醒该线程的后继节点：
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//唤醒后继节点
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}调用unparkSuccessor(Node node)唤醒后继节点：
private void unparkSuccessor(Node node) {
//当前节点状态
int ws = node.waitStatus;
//当前状态 < 0 则设置为 0
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
//当前节点的后继节点
Node s = node.next;
//后继节点为null或者其状态 > 0 (超时或者被中断了)
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
//从tail节点来找可用节点
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
//唤醒后继节点
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}可能会存在当前线程的后继节点为null，超时、被中断的情况，如果遇到这种情况了，则需要跳过该节点，但是为何是从tail尾节点开始，而不是从node.next开始呢？原因在于node.next仍然可能会存在null或者取消了，所以采用tail回溯办法找第一个可用的线程。最后调用LockSupport的unpark(Thread thread)方法唤醒该线程。
以上就是整个独占式获取和释放的过程，流程图如下：
独占式获取响应中断
AQS提供了acquire(int arg)方法以供独占式获取同步状态，但是该方法对中断不响应，对线程进行中断操作后，该线程会依然位于CLH同步队列中等待着获取同步状态。为了响应中断，AQS提供了acquireInterruptibly(int arg)方法，该方法在等待获取同步状态时，如果当前线程被中断了，会立刻响应中断抛出异常InterruptedException。
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
}首先校验该线程是否已经中断了，如果是则抛出InterruptedException，否则执行tryAcquire(int arg)方法获取同步状态，如果获取成功，则直接返回，否则执行doAcquireInterruptibly(int arg)。doAcquireInterruptibly(int arg)定义如下：
private void doAcquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}doAcquireInterruptibly(int arg)方法与acquire(int arg)方法仅有两个差别。
1.方法声明抛出InterruptedException异常。
2.在中断方法处不再是使用interrupted标志，而是直接抛出InterruptedException异常。
独占式超时获取
AQS除了提供上面两个方法外，还提供了一个增强版的方法：tryAcquireNanos(int arg,long nanos)。该方法为acquireInterruptibly方法的进一步增强，它除了响应中断外，还有超时控制。即如果当前线程没有在指定时间内获取同步状态，则会返回false，否则返回true。
AQS提供acquireShared(int arg)方法共享式获取同步状态：
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
//获取失败，自旋获取同步状态
doAcquireShared(arg);
}从上面程序可以看出，方法首先是调用tryAcquireShared(int arg)方法尝试获取同步状态，如果获取失败则调用doAcquireShared(int arg)自旋方式获取同步状态，共享式获取同步状态的标志是返回 >= 0 的值表示获取成功。
private void doAcquireShared(int arg) {
/共享式节点
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
//前驱节点
final Node p = node.predecessor();
//如果其前驱节点，获取同步状态
if (p == head) {
//尝试获取同步
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);
}
}tryAcquireShared(int arg)方法尝试获取同步状态，返回值为int，当其 >= 0 时，表示能够获取到同步状态，这个时候就可以从自旋过程中退出。
默认AQS没有提供tryAcquireShared的实现，需要子类自己实现该方法，
protected int tryAcquireShared(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}注意到独占式获取锁不同的是，如果tryAcquireShared的返回值大于0，会进行setHeadAndPropagate的操作，下面是该方法的实现，可以看到当某个节点被设置为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。doReleaseShared后面会仔细分析。
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 either before
* or after setHead) 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 ||
(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}获取同步状态后，完成相应的任务之后，需要调用release(int arg)方法释放同步状态，方法如下：
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}在doReleaseShared中，如果头节点的状态为SIGNAL，则通过CAS将头节点的状态设置为0，并且唤醒后续阻塞的线程；接着再通过CAS设置节点的状态为Node.PROPAGATE。
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 (!h.compareAndSetWaitStatus(Node.SIGNAL, 0))
continue; // loop to recheck cases
unparkSuccessor(h);
}
else if (ws == 0 &&
!h.compareAndSetWaitStatus(0, Node.PROPAGATE))
continue; // loop on failed CAS
}
if (h == head) // loop if head changed
break;
}
}关于doReleaseShared的几点分析：
- 调用该方法的线程可能有很多：在共享锁中，持有共享锁的线程可以有多个，这些线程都可以调用releaseShared方法释放锁；而这些线程想要获得共享锁，则它们必然曾经成为过头节点，或者就是现在的头节点。因此，如果是在releaseShared方法中调用的doReleaseShared，可能此时调用方法的线程已经不是头节点所代表的线程了，头节点可能已经被易主好几次了。
- 调用该方法的目的：无论是在acquireShared中调用，还是在releaseShared方法中调用，该方法的目的都是在当前共享锁是可获取的状态时，唤醒head节点的下一个节点。这一点看上去和独占锁似乎一样，但是它们的一个重要的差别是——在共享锁中，当头节点发生变化时，是会回到循环中再立即唤醒head节点的下一个节点的。也就是说，在当前节点完成唤醒后继节点的任务之后将要退出时，如果发现被唤醒后继节点已经成为了新的头节点，则会立即触发唤醒head节点的下一个节点的操作，如此周而复始。
- 只有在当前head没有易主时，才会退出，否则继续循环。因为当前可能有多个线程在队列中，比如A -> B -> C -> D， 如果A唤醒B，则B成为新的头节点，接着B会调用doReleaseShared去唤醒C，此时A线程中的head变成了C，因此也加入到了唤醒D的队伍中，此时可能出现A、B、C同时唤醒D的情况，提高了系统效率。当队列中的所有线程都唤醒之后，此时程序退出。
参考：
在之前的例子中，使用Condition和Lock实现了消息的等待和通知，这节介绍Condiition在AQS中的实现。
JDK的Object对象提供了wait/notify的机制，也能实现消息的等待与通知，Condition与之的差别主要体现在以下几点：
- 调用wait方法的线程首先必须是已经进入了同步代码块，即已经获取了监视器锁；与之类似，调用await方法的线程首先必须获得lock锁。
- 调用wait方法的线程会释放已经获得的监视器锁，进入当前监视器锁的等待队列（wait set）中；与之类似，调用await方法的线程会释放已经获得的lock锁，进入到当前Condtion对应的条件队列中。
- 调用监视器锁的notify方法会唤醒等待在该监视器锁上的线程，这些线程将开始参与锁竞争，并在获得锁后，从wait方法处恢复执行；与之类似，调用Condtion的signal方法会唤醒对应的条件队列中的线程，这些线程将开始参与锁竞争，并在获得锁后，从await方法处开始恢复执行。
在AQS的Condition实现中，和独占锁的争夺类似的是，每创建一个Condtion对象就会对应一个Condtion队列，每一个调用了Condtion对象的await方法的线程都会被包装成Node扔进一个条件队列中，就像这样：
同样的，在Condition中也会用到之前介绍的同步队列，当等待队列中的节点获得信号通知时，会将等待队列的节点移到同步队列。
以下是await时节点的变化，
以下是signal信号发出时节点的变化，
Condition的整个await/signal流程如下：
1、Condition提供了await()方法将当前线程阻塞，并提供signal()方法支持另外一个线程将已经阻塞的线程唤醒。
2、Condition需要结合Lock使用
3、线程调用await()方法前必须获取锁，调用await()方法时，将线程构造成节点加入等待队列，同时释放锁，并挂起当前线程
4、其他线程调用signal()方法前也必须获取锁，当执行signal()方法时将等待队列的节点移入到同步队列，当线程退出临界区释放锁的时候，唤醒同步队列的首个节点
下面结合源代码进行分析：
await实现
调用await阻塞当前线程
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
//将当前线程封装成Node加入到等待队列尾部
Node node = addConditionWaiter();
//释放锁
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
//判断当前节点是否已经在同步队列中，如果是则退出循环，如果不是就阻塞当前线程
//其他线程如果发出了signal信号之后，会把等待队列的线程移入同步队列，此时就会退出循环，进入下面的重新获取锁的acquireQueued
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
//其他发出signal信号的线程释放锁之后，该线程被唤醒并重新竞争锁
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
//线程加入等待队列尾部
private Node addConditionWaiter() {
Node t = lastWaiter;
// If lastWaiter is cancelled, clean out.
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {//清除cancell态的节点
unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;//t指向最后一个状态正确的节点
}
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
if (t == null)//列表为空，初始化为第一个节点
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}signal/signalAll实现
将等待队列的节点移入同步队列(signalAll只是循环执行signal而已)
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;//得到firstWaiter
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
//将节点从等待队列移入同步队列
final boolean transferForSignal(Node node) {
/*
* If cannot change waitStatus, the node has been cancelled.
*/
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;//cas节点状态错误，说明已经cancell了，直接返回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);//加入同步队列
int ws = p.waitStatus;
//设置前置节点状态为signal，可重入锁那篇文章分析过，为了唤醒线程而设置
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread);//特殊情况下唤醒线程并重新同步，一般情况下这里不会执行
return true;
}参考：
ReentrantReadWriteLock在内部也是利用了AQS进行锁的竞争与释放，同时也实现了ReadWriteLock接口。
为了同时保存读锁和写锁的状态，在内部用一个int保存读和写的状态。读状态从高16位读出，写状态从低16位读出，在保证读写锁互斥的前提下，直接利用了AQS现有的数据结构。
static final int SHARED_SHIFT = 16;
//实际是65536
static final int SHARED_UNIT = (1 << SHARED_SHIFT);
//最大值 65535
static final int MAX_COUNT = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
// 同样是65535
static final int EXCLUSIVE_MASK = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
/** 获取读的状态 */
static int sharedCount(int c) { return c >>> SHARED_SHIFT; }
/** 获取写锁的获取状态 */
static int exclusiveCount(int c) { return c & EXCLUSIVE_MASK; }
写锁为独占式的，因此读锁的获取和释放和AQS原生的实现一致。
读锁是共享式的，获取读锁的状态，并且加1.
final boolean tryReadLock() {
Thread current = Thread.currentThread();
for (;;) {
int c = getState();
if (exclusiveCount(c) != 0 &&
getExclusiveOwnerThread() != current)
return false; //写锁被其他线程获取了，直接返回false
int r = sharedCount(c); //获取读锁的状态
if (r == MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
if (compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) { //尝试获取读锁
if (r == 0) { //说明第一个获取到了读锁
firstReader = current; //标记下当前线程是第一个获取的
firstReaderHoldCount = 1; //重入次数
} else if (firstReader == current) {
firstReaderHoldCount++; //次数+1
} else {
//cachedHoldCounter 为缓存最后一个获取锁的线程
HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
cachedHoldCounter = rh = readHolds.get(); //缓存最后一个获取锁的线程
else if (rh.count == 0)// 当前线程获取到了锁，但是重入次数为0，那么把当前线程存入进去
readHolds.set(rh);
rh.count++;
}
return true;
}
}
}读锁的释放：
protected final boolean tryReleaseShared(int unused) {
Thread current = Thread.currentThread();
if (firstReader == current) {
// assert firstReaderHoldCount > 0;
if (firstReaderHoldCount == 1)//如果是首次获取读锁，那么第一次获取读锁释放后就为空了
firstReader = null;
else
firstReaderHoldCount--;
} else {
HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
rh = readHolds.get();
int count = rh.count;
if (count <= 1) { //表示全部释放完毕
readHolds.remove(); //释放完毕，那么久把保存的记录次数remove掉
if (count <= 0)
throw unmatchedUnlockException();
}
--rh.count;
}
for (;;) {
int c = getState();
// nextc 是 state 高 16 位减 1 后的值
int nextc = c - SHARED_UNIT;
if (compareAndSetState(c, nextc)) //CAS设置状态
return nextc == 0; //这个判断如果高 16 位减 1 后的值==0，那么就是读状态和写状态都释放了
}
}锁降级
锁降级算是获取读锁的特例，如在A线程已经获取写锁的情况下，再调取读锁加锁函数则可以直接获取读锁，但此时其他线程仍然无法获取读锁或写锁，在A线程释放写锁后，如果有节点等待则会唤醒后续节点，后续节点可见的状态为目前有A线程获取了读锁。
下面的例子里，利用AQS实现了三元共享锁，也就是当前锁只能被三个线程获取。
public class TripleLock implements Lock {
//为3表示允许两个线程同时获得锁
private final Sync sync = new Sync(3);
private static final class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
Sync(int count) {
if (count <= 0) {
throw new IllegalArgumentException("count must large than zero.");
}
setState(count);
}
public int tryAcquireShared(int reduceCount) {
for (;;) {
int current = getState();
int newCount = current - reduceCount;
if (newCount < 0 || compareAndSetState(current, newCount)) {
return newCount;
}
}
}
public boolean tryReleaseShared(int returnCount) {
for (;;) {
int current = getState();
int newCount = current + returnCount;
if (compareAndSetState(current, newCount)) {
return true;
}
}
}
final ConditionObject newCondition() {
return new ConditionObject();
}
}
@Override
public void lock() {
sync.acquireShared(1);
}
@Override
public void unlock() {
sync.releaseShared(1);
}
@Override
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireSharedInterruptibly(1);
}
@Override
public boolean tryLock() {
return sync.tryAcquireShared(1) >= 0;
}
@Override
public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireSharedNanos(1, unit.toNanos(time));
}
@Override
public Condition newCondition() {
return sync.newCondition();
}
}测试程序中，主线程每隔一秒钟打印换行，工作线程直接打印当前的线程名，从结果可以看到，每一个时刻只有三个工作线程在同时运行。
public class testTripleLock {
public void test() {
final Lock lock = new TripleLock();
class Worker extends Thread {
public void run() {
lock.lock();
try {
System.out.println(Thread.currentThread().getName());
SleepTools.second(2);
} finally {
lock.unlock();
}
SleepTools.second(2);
}
}
// 启动10个子线程
for (int i = 0; i < 10; i++) {
Worker w = new Worker();
w.setDaemon(true);
w.start();
}
// 主线程每隔1秒换行
for (int i = 0; i < 10; i++) {
SleepTools.second(1);
System.out.println();
}
}
public static void main(String[] args) {
testTripleLock testMyLock = new testTripleLock();
testMyLock.test();
}
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标签：assert 前置 不用 重写 rem was code 原则 参考
原文地址：https://www.cnblogs.com/way2backend/p/12036725.html
