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并发编程中使用HashMap可能导致程序死循环。因为多线程会put方法添加键值对时将导致HashMap的Entry链表形成环形数据结构，一旦形成环形数据结构，Entry的next节点永远不为空，就会产生死循环获取Entry。
另外Hashtable只是简单地使用阻塞式锁（synchronized关键字）来保证线程安全，在并发编程中使用HashTable效率较低。
基于此，ConcurrentHashMap解决了上面的两方面的不足，它能够高效安全地对键值对进行读写操作。
ConcurrentHashMap的锁分段技术可有效提升并发访问率。Hashtable效率低的原因是多个线程竞争同一把锁。如果将容器中的数据划分为不同的部分或段，并为这些不同的段分别分配一把锁，当将线程要访问某数据，只需要竞争此数据所属分段的锁，而其他段的数据还是能被其他线程访问。这样就将锁的粒度细化了，实现了更高效的并发处理。
ConcurrentHashMap在JDK1.7和JDK1.8中的内部实现有较大的差异。JDK1.7中，ConcurrentHashMap直接使用Segment类型的数组segments作为分段锁数组（segments是成员变量），同时又是每个分段数据的的容器，每个segments又包含一个Entry数组。可将segments的每个元素看作一个HashMap对象，基于此可进一步想象，ConcurrentHashMap包含多个HashMap，每个HashMap是一个分段数据集，每个HashMap上有一把锁。
而在JDK1.8中，ConcurrentHashMap还是像HashMap一样，使用Node类型数组table作用为哈希表（table是其成员变量），将Node对象作为储存包含键值对节点的容器，不像JDK1.7中可以直接看到RentantLock锁。虽然也定义了Segment静态内部类，但JDK1.8中只有在（反）序列化方法中使用了这个类，只是为了（反）序列化时与JDK1.7相兼容而已。与JDK1.7的版本相比，这里Segment的重要性已经降低太多了,它与ConcurrentHashMap之间的类关系只是依赖而已。
| JDK1.7 |  |
|---|---|
| JDK1.8 |  |
成员变量
transient volatile Node<K,V>[] table; private transient volatile Node<K,V>[] nextTable; private transient volatile long baseCount; private transient volatile int sizeCtl; private transient volatile int transferIndex; private transient volatile int cellsBusy; private transient volatile CounterCell[] counterCells; // views private transient KeySetView<K,V> keySet; private transient ValuesView<K,V> values; private transient EntrySetView<K,V> entrySet;
table ：哈希表，其长度始终是2的幂次方。
nextTable: 下个要用到的哈希表，在重新调用哈希表table的容量是会用到且只有此时不为null。这主要在保证resize时并发访问，ConcurrentHashMap还是可用的。
baseCount： 键值对个数的计数器，主要在没有线程竞争的时候使用。
sizeCtl: table初始化和大小调整控制的依据。 如果为负，则table将被初始化或resize：-1用于初始化，若为其它负数时，|sizeCtl|=（1 +正在resize的线程数）。若sizeCtl是非负数且table为null时，它表示数组table初始化时的长度。初始化之后，表示table 调整大小时下个元素计数值。
transferIndex: resize时要拆分的nextTable表索引。
cellsBusy: 基于CAS的自旋锁，它会在resize和创建CounterCells时被使用。
counterCells：一个分布式计数的帮助类
而keySet 、values、entrySet就是各种视图。
ConcurrentHashMap有多个构造方法，我们直接研究其参数最多的构造方法。
public ConcurrentHashMap(int initialCapacity, float loadFactor, int concurrencyLevel) { if (!(loadFactor > 0.0f) || initialCapacity < 0 || concurrencyLevel <= 0) throw new IllegalArgumentException(); if (initialCapacity < concurrencyLevel) // Use at least as many bins initialCapacity = concurrencyLevel; // as estimated threads long size = (long)(1.0 + (long)initialCapacity / loadFactor); int cap = (size >= (long)MAXIMUM_CAPACITY) ? MAXIMUM_CAPACITY : tableSizeFor((int)size); this.sizeCtl = cap; }
参数concurrencyLevel代表预估的并发线程数，它会影响table的长度。构造方法首先通过“if (initialCapacity < concurrencyLevel)”确定用户设定的初始容量和并发级别是否匹配。如果inititalCapacity小于concurrencyLevel，就让inititalCapacity重设为concurrencyLevel。如果环境中真的有concurrencyLevel个线程，那么就应该有concurrencyLevel个锁，因为每个锁管理一段数据，那么就至少要有concurrencyLevel个段数据，每段数据至少包含一个哈希桶，也就是说至少table的长度至少要是concurrencyLevel。
根据“thread=loadFactor*capacity”公式可以看出，“(1.0 + (long)initialCapacity / loadFactor)”算出理论上table的最小长度size，这里加"+1"的原因是考虑不能整除时，要保留小数位的值，只能在整数位进一。而这个长度可size可能并是我们真正会使用的table的长度，因为我们要使用按位与的哈希算法来确定table的下标，就必须使table的长度为2的幂次方，而此时的size可能并不是2的幂次方，我们需要进一步处理。tableSizeFor()方法很巧妙使用了位运算，此方法能求出一个大于等于size的最小且是2的幂次方的值cap。如initialCapacity为14，loadFactor为0.75，concurrencyLevel为4，那么size=20,cap=32.所以最终初始化table时，其长度是32.
private static final int tableSizeFor(int c) { int n = c - 1; n |= n >>> 1; n |= n >>> 2; n |= n >>> 4; n |= n >>> 8; n |= n >>> 16; return (n < 0) ? 1 : (n >= MAXIMUM_CAPACITY) ? MAXIMUM_CAPACITY : n + 1; }
put(K,V)和putIfAbsent(K,V)都是直接调用putVal(K,V,boolean)方法。putVal方法包含了添加键值对的流程框架。
public V put(K key, V value) { return putVal(key, value, false); } public V putIfAbsent(K key, V value) { return putVal(key, value, true); }
putVal()方法的主要逻辑：①先确认table是空，若为空则将其初始化。②再根据位运算“(n-1)& hash”取余求出table的索引i，并进一步获取table下标为i的元素f,此f代表一个哈希桶，它一个单向链表或红黑树。③然后再确认f是否为空,若f为空，就使用CAS更新将f初始化。若CAS更新成功，则退出死循环，否则将再次进入“for (Node<K,V>[] tab = table;??”循环重试（自旋）。此时并没有使用阻塞锁，而是使用基于CAS的自旋锁。④若f的hash是-1，则表明table正在resize,要调用helpTransfer加速扩容。helpTransfer方法结束后，自旋重试添加键值对 ⑤若f不为空且其hash也不是-1时,就使用阻塞锁（synchronized关键字）将对象f锁住，再遍历链表f，查找此链表上是否存在Key对应的节点e。⑥若链表f上存在这样的节点e，就将e的val属性更新为当前需要添加键值对的value 。⑦若链表上不存在这样的节点e,就新构建一个节点，并将这个节点添加链表的尾部⑧若f是红黑树结构，就使用其特有的putTreeVal()方法进行键值对的添加。⑧若f的数据结构是ReservationNode等其他类型节点就同样需要自旋重试，等待状态正常时再来添加键值。⑨若链表长度超过了树形化的阀值，将链表转化为红黑树。链表上若存在这样的e节点，将e节点的原value直接返回；若不存在就调用addCount()来更新元素个数，再返回null 。
final V putVal(K key, V value, boolean onlyIfAbsent) { if (key == null || value == null) throw new NullPointerException(); int hash = spread(key.hashCode()); //再散列，求key对应的hash int binCount = 0; for (Node<K,V>[] tab = table;;) { Node<K,V> f; int n, i, fh; if (tab == null || (n = tab.length) == 0) tab = initTable(); // table是空就初始化table else if ((f = tabAt(tab, i = (n - 1) & hash)) == null) { if (casTabAt(tab, i, null, new Node<K,V>(hash, key, value, null))) //键值对要添加到的哈希桶为空时，只要CAS成功初始化此哈希桶即可退出循环。此时不需要加锁 //这个添加键值对的node是这个哈希桶的头节点 break; // no lock when adding to empty bin } else if ((fh = f.hash) == MOVED)//MOVED是常量-1 //哈希桶不为空且hash为-1，表明table正在resize，使用helpTransfer加速扩容 tab = helpTransfer(tab, f); else { //要添加键值对的Key可能在链表或红黑树上f了，需要遍历它 V oldVal = null; synchronized (f) { //锁定此链表或红黑树f //"if (tabAt(tab, i) == f)"主要是保证f是我们要遍历的目标哈希桶。 // 在执行“((fh = f.hash) == MOVED)”时，可能会有其它线程修改了table if (tabAt(tab, i) == f) { if (fh >= 0) { //f是正常的哈希节点 binCount = 1;//链表长度 for (Node<K,V> e = f;; ++binCount) {//开始遍历链表（红黑树）f K ek; if (e.hash == hash && ((ek = e.key) == key || (ek != null && key.equals(ek)))) {//哈希桶f上已存在这个Key对应的节点 oldVal = e.val;//保存原Value，最后需要返回它 if (!onlyIfAbsent) e.val = value; //将原节点的val属性更新成新添加的value break; //退出遍历链表的循环 } Node<K,V> pred = e; if ((e = e.next) == null) { //遍历完链表发现,哈希桶f上不存在这个Key对应的节点。 //需要构建一个Node节点，将此节点添加在链表的尾部 pred.next = new Node<K,V>(hash, key, value, null); break;//退出遍历链表的循环 } } } else if (f instanceof TreeBin) { // 哈希桶f是红黑树型结构，使用其特有的putTreeVal方法添加键值对。 Node<K,V> p; binCount = 2; if ((p = ((TreeBin<K,V>)f).putTreeVal(hash, key, value)) != null) { oldVal = p.val; if (!onlyIfAbsent) p.val = value; } } } } if (binCount != 0) { // 只要保证fh>0或f是红黑树，bineCount的最小值就是1。 // 那么也就一定会进入当前if分支 if (binCount >= TREEIFY_THRESHOLD) treeifyBin(tab, i); //链表长度超过了树形化的阀值，将链表转化为红黑树 if (oldVal != null) //原value不为空，直接返回这个值。 // 这时没有添加新的节点，不需要调用addCount方法去更新元素个数 return oldVal; break; } } } addCount(1L, binCount); return null; }
(1)putVal()对键值都做了非空判断，这与HashMap有所不同，ConcurrentHashMap的Key和Value都不能为null。
(2)计算hash
而计算hash值的方法spread(int)的算法也与HashMap不同。"(h ^ (h >>> 16))"是HashMap计算hash的方式。此处在此基础之上，将“(h ^ (h >>> 16))”的结果和0x7fffffff进行按位与运算 (HASH_BITS是常量0x7fffffff），0x7fffffff的进二进制形式是“01111111_11111111_11111111_11111111”。根据位运算特点可知，经y=x&0x7fffffff计算后,y与x的四字节二进制形式可能只有最高位不同（y与x可能是相等的），y的最高位一定是0。这里和HASH_BITS按位与运算的目的是将其最高位强制设为0。因为计算机中数字的最高位是符号位，所以spread()方法返回值始终是非负数。
HASH_BITS的注释是“ usable bits of normal node hash”，那么所有正常节点的hash属性都非负数，因为才有putVal()方法体中的“if (fh >= 0) ”，只有哈希桶的头节点是正常节点才会遍历所哈希桶的所有节点。
static final int spread(int h) { return (h ^ (h >>> 16)) & HASH_BITS; }
(3)初始化table
其主要逻辑是：先根据构造方法中计算出的sizeCtl来决定数组table长度，当状态合适时就将table初始化，再将sizeCtl设为原值的四分之三。
private final Node<K,V>[] initTable() { Node<K,V>[] tab; int sc; while ((tab = table) == null || tab.length == 0) { if ((sc = sizeCtl) < 0) //只有sizeCtl是非负数时，才表示table需要初始化。 // sizeCtl是负数表明其他线程可能正在初始化,当前线程放弃对table初始化的竞争，进入自旋状态。 Thread.yield(); // lost initialization race; just spin else if (U.compareAndSwapInt(this, SIZECTL, sc, -1)) { // CAS尝试将sizeCtl为-1，主要目的让其他线程得到通知。 //其他线程检测有sizeCtl是-1，这些线程就能知道某线程正在初始化table,这些线程就会放弃初始化table try { if ((tab = table) == null || tab.length == 0) { //这里sc不可能小于0，只可能等于0,若sc=0,将其设为默认容量 int n = (sc > 0) ? sc : DEFAULT_CAPACITY; @SuppressWarnings("unchecked") Node<K,V>[] nt = (Node<K,V>[])new Node<?,?>[n]; table = tab = nt; sc = n - (n >>> 2); //sc=0.75*n } } finally { sizeCtl = sc; //无条件将sizeCtl设为原值的3/4 } break; //CAS更新成功后，一定会将table初始化,可以退出自旋了。 } } return tab; }
(4) 确定哈希桶
确定哈希桶的主要是找到哈希桶在哈希表table中的索引。
“tabAt(tab, i = (n - 1) & hash))”可看出也是像HashMap利用位运算“(n - 1) & hash”取余来确定索引。这种利用位运算取余算法的基本前提是n必须是2的幂次方，所以table的长度也一直是2的幂次方。
而tabAt(Node[],int)方法也是简单地调用Unsafe类的getObjectVolatile方法。
static final <K,V> Node<K,V> tabAt(Node<K,V>[] tab, int i) { return (Node<K,V>)U.getObjectVolatile(tab, ((long)i << ASHIFT) + ABASE); }
(5)哈希桶为空，利用CAS初始化哈希桶（的头节点）
casTabAt(Node[],int)简单调用Unsafe类的CAS方法更新table中i索引的元素。
static final <K,V> boolean casTabAt(Node<K,V>[] tab, int i, Node<K,V> c, Node<K,V> v) { return U.compareAndSwapObject(tab, ((long)i << ASHIFT) + ABASE, c, v); }
（6）哈希桶的头节点的hash是-1，表明这个是forward节点（正常节点的hash是非负数），table正在resize，使用helpTransfer加速扩容。
ForwardingNode是Node的子类，其构造方法中调用了父类的构造方法Node(int, K, V , Node<K,V> )。可以看出ForawrdingNode所有实例的hash都是常量-1(MOVED是常量-1)，其next属性为null,表明其没有后继节点。ForwardingNode类的设计目的本就是在转移扩容期间，将一个实例添加在哈希桶的头部，且其无后继节点，它是检测是否在转移扩容期间的flag标记。
final Node<K,V>[] helpTransfer(Node<K,V>[] tab, Node<K,V> f) { Node<K,V>[] nextTab; int sc; //f是转移节点，且其节点的下个table不为空。 if (tab != null && (f instanceof ForwardingNode) && (nextTab = ((ForwardingNode<K,V>)f).nextTable) != null) { //扩容时的标记位 int rs = resizeStamp(tab.length); while (nextTab == nextTable && table == tab && //局部变量与成员变量相等，即nextTablet和table没有被其它线程修改 (sc = sizeCtl) < 0) {//sizeCtl小于0，表明正在扩容（-1时正在初始化table,显然此时不可能初始化table） /** * 若sc右移16位（取其高16位）与rs不等（表明标记位rs变化了） * 或cs等于rs+1(扩容可以结束了，没有线程在扩容了。默认第一个线程设置sc=rs<<16+2,第一个线程结束扩容sizeCtl自减1，此时sc和rs就相差1) * 或sc = rs + MAX_RESIZERS（已经达到了最大扩容线程数） * 或transferIndex<=0(下标正在调整，扩容结束) * 时，退出循环 */ if ((sc >>> RESIZE_STAMP_SHIFT) != rs || sc == rs + 1 || //RESIZE_STAMP_SHIFT是常量16 sc == rs + MAX_RESIZERS || transferIndex <= 0) //MAX_RESIZERS是常量65535，表示最大扩容线程数 break; if (U.compareAndSwapInt(this, SIZECTL, sc, sc + 1)) { //CAS将sizeCtl加1 transfer(tab, nextTab);//CAS更新成功，table进行转移扩容(将tab的元素转移到nextTab) break; } } return nextTab; } return table; }
（7）若哈希桶上没有key对应的节点，在添加节点后还需要调用addCount重新计数元素个数
根据键获取值的方法主要有get(Object)、getOrDefault(Object,V)这两个，而getOrDefault方法又是委托get(Object)实现的，因此我们重点关注get(Object)方法。
public V getOrDefault(Object key, V defaultValue) { V v; return (v = get(key)) == null ? defaultValue : v; }
这里的get(Obejct)方法和HashMap的get方法类似。先确定Key对应的节点可能存在的某个桶上，然后再遍历这个桶上的所有节点，如果遍历过程中找到这样的节点，就返回节点的val属性，若遍历完后没找到这样的节点，就返回null 。值得注意的是当哈希桶的头节点是非正常节点时，不能直接按照常规的方式获取节点的val属性，此时需要调用其特定类类型的find()方法。
public V get(Object key) { Node<K,V>[] tab; Node<K,V> e, p; int n, eh; K ek; int h = spread(key.hashCode()); //算出hash //key对应的节点应可能在数组table的"(n - 1) & h)"索引元素上时。 if ((tab = table) != null && (n = tab.length) > 0 && (e = tabAt(tab, (n - 1) & h)) != null) { if ((eh = e.hash) == h) { //因为h>=0,所以eh>=0,此时e是正常节点，且是e是链表的头节点（红黑树TreeBin的hash常量-2） if ((ek = e.key) == key || (ek != null && key.equals(ek))) return e.val; //在哈希桶的头节点上时，可直接返回此节点的val. } else if (eh < 0)//查找的节点不是哈希桶的头节点,且头节点是非正常节点,使用其特定的find(int,Object)查找 //正常节点的hash是非负数,可能是MOVED(转移)节点、TREEBIN(红黑树)根节点或RESERVED(暂存)节点。 //只有以上三种节点是负数。 return (p = e.find(h, key)) != null ? p.val : null; while ((e = e.next) != null) {//不在链表的头节点上且头节点是正常节点，需要遍历链表。 if (e.hash == h && ((ek = e.key) == key || (ek != null && key.equals(ek)))) return e.val;//在链表上找到此节点，返回此节点的val } } return null;//没找到返回null }
remove(Object,Object)和remove(Object,Object)方法均调用replaceNode（Object,V,Object)来实现自己的功能。
public boolean remove(Object key, Object value) { if (key == null) throw new NullPointerException(); return value != null && replaceNode(key, null, value) != null; } public V remove(Object key) { return replaceNode(key, null, null); }
replaceNode()方法比较长，但主要逻辑还是很清楚的。
此方法是四个remove/replace方法的核心实现，也就是说另外的replace(K,V,V) 、replace(K,V)两个API也是基于replaceNode方法实现。
根据传入replaceNode方法的参数value是否为空，来确定是移除键值对还是替换某个键的值。当参数value为空，表明将移除键值对，而参数value非空则表明要替换某个键的值。
replaceNode的核心逻辑：先根据Key的hash确定节点可能在哪个哈希桶上，若计算出的哈希桶f为空，哈希桶还未被初始化，表明哈希表上不可能存在Key对应的节点，退出死循环，返回空。此哈希桶f的头节点是转移节点，表明table正有扩容，调用helpTransfer方法多线程加速扩容。在helpTransfer方法结束后，自旋重试再来移除键值对或替换某个键的值。若哈希桶的头节点是非转移节点，就使用阻塞锁（synchronized关键字）将此哈希桶f锁住，准备遍历这个哈希桶中的所有节点。若哈希桶是链表结构，就遍历链表查找Key对应的节点e。若遍历过程中找到这样的节点e，且条件允许（即预期被替换值（移除值）与实际被替换值（移除值）相等），就更新节点e的val属性或将e的前后节点直接链接起来以移除节点e .若哈希桶是红黑树，也要遍历红黑树查找节点e,其处理流程与链表相似。若哈希桶的数据结构是ReservationNode等其他类型节点就同样需要自旋重试，等待状态正常时再来移除键值对或替换某个键的值。
final V replaceNode(Object key, V value, Object cv) { int hash = spread(key.hashCode()); for (Node<K,V>[] tab = table;;) { Node<K,V> f; int n, i, fh; if (tab == null || (n = tab.length) == 0 || (f = tabAt(tab, i = (n - 1) & hash)) == null) break; //Key对应的哈希桶为nul,它不可能在哈希表table上，退出死循环 else if ((fh = f.hash) == MOVED) //和putVal类似，检测有table正有扩容，多线程加速扩容 tab = helpTransfer(tab, f); else { V oldVal = null; boolean validated = false; synchronized (f) { //锁住这个哈希桶 if (tabAt(tab, i) == f) { //保证table没有被其他线程修改 //fh>0表明f是正常节点，且是链表的头节点（红黑色根节点treeBin的hash是常量-2） if (fh >= 0) { validated = true; //f是链表，验证通过 for (Node<K,V> e = f, pred = null;;) {//开始遍历链表 K ek; if (e.hash == hash && ((ek = e.key) == key || (ek != null && key.equals(ek)))) {//找到了Key对应的节点 V ev = e.val; //cv预期被替换的原value, ev是实际会被替换的原value //若预期被替换值为空或预期被替换值与实际被替换值相等，就执行value替换或节点移除操作 if (cv == null || cv == ev || (ev != null && cv.equals(ev))) { oldVal = ev;//保存节点的原val，方法最后需要返回此值 //传入当前方法replaceNode的参数value非空，表明调用者想修改节点的val属性 //参数value为空，表明调用者想移除节点 if (value != null) //"replace(K,V)"和"replace(K,V,V)"传入当前replaceNode方法的参数value均非空。 //预期替换后的新value不为空，就更新此节点的val属性， //将其设为预期替换后的value. e.val = value; else if (pred != null) // "remove(Object,Ojbect)"和"remove(Object)"传入当前replaceNode方法的参数value都是null //预期替换后的新value为空，表明这是个移除节点的操作，而前驱节点pred非空，表明e不是链表的头节点。 //将前当前节点e的前驱节点和后继节点直接利用next属性越过自身e将两者链接起来。当前节点e也就被移除了。 pred.next = e.next; else //value为空，pred为空，表明这是个移除节点的操作且e是链表的头节点 //将e的后继节点作为链表新的头节点，这个原头节点e也就被移除了 setTabAt(tab, i, e.next); } break;//找到节点，退出遍历 } pred = e; if ((e = e.next) == null)//遍历完链表也需退出遍历过程 break; } } else if (f instanceof TreeBin) { validated = true;//f是红黑树，验证通过 TreeBin<K,V> t = (TreeBin<K,V>)f; TreeNode<K,V> r, p; if ((r = t.root) != null && (p = r.findTreeNode(hash, key, null)) != null) { //找到了Key对应节点 V pv = p.val; // 若预期被替换值为空或预期被替换值与实际被替换值相等，就执行value替换或节点移除操作 if (cv == null || cv == pv || (pv != null && cv.equals(pv))) { oldVal = pv;//保存节点的原val，方法最后需要返回此值 if (value != null) //value非空，进行节点value替换（val属性更新） p.val = value; else if (t.removeTreeNode(p)) //value为空，进行节点移除 //若移除这个节点p后，红黑树的节点个数太少，则需要将红黑树转为链表， // 并将这个链表放在table上。 setTabAt(tab, i, untreeify(t.first)); } } } } } //只要f是链表或红黑树，validated就会被设为true. 这种情况下可能进行了节点的移除或节点的val属性更新 //而f若是Forwarding这类标识型节点，根本就不可能会执行节点的移除和节点的val属性更新， // 因为这类节点不存放具体有意义的键值对。 if (validated) { //节点的原value不为空，表明确实执行节点的移除或节点的val属性更新操作，返回原value if (oldVal != null) { if (value == null) //value为空，执行了移除节点操作，需要更新元素个数。 addCount(-1L, -1); return oldVal; } //没找到Key对应节点或找到节点但条件不满足（这里的条件不满足是指预期被替换值与实际被替换值不等）， // 将返回null break; } } } return null; }
1）与JDK1.7相比，在JDK1.8 中ConcurrentHashMap使用了更细粒度的锁，JDK1.7中多个哈希桶对应一把锁，而JDK1.8中一个哈希桶对应一把锁，且不一定会用到这个锁（如在添加键值对时恰好是为哈希桶添加头节点，此时使用CAS自旋）。这能够显著提升并发的效率。
2）与JDK1.7相比，在JDK1.8 ConcurrentHashMap代码逻辑更清晰易懂。在JDK1.7中构造方法需要对segments数组进行初始化，里面包含不少的位运算，需要计算段偏移量、段掩码等。而JDK1.8 中构造方法主要是计算初始化容量，没有太多位运算。
3)与JDK1.7相比，在JDK1.8 ConcurrentHashMap对哈希桶的定位更快. 因为在JDK1.7中需要两次散列计算，先要根据通过segmentFor(int)定位到Segment，再继续在segment中找到哈希桶HashEntry的下标。而JDK1.8中只需要一次散列计算后，即可定位到节点所在的哈希桶。
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原文地址：https://www.cnblogs.com/gocode/p/analysis-source-code-of-ConcurrentHashMap.html
