JUC之深入理解AQS
GitHub：https://github.com/JDawnF/learning_note
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer 抽象类，简称 AQS ，是一个用于构建锁和同步容器的同步器。事实上concurrent 包内许多类都是基于 AQS 构建。例如 ReentrantLock，Semaphore，CountDownLatch，ReentrantReadWriteLock，等。AQS 解决了在实现同步容器时设计的大量细节问题。
1.1 简介
AQS 使用一个 FIFO 的队列表示排队等待锁的线程，队列头节点称作“哨兵节点”或者“哑节点”，它不与任何线程关联。其他的节点与等待线程关联，每个节点维护一个等待状态 waitStatus 。
同步状态：
AQS 的主要使用方式是继承，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。
它提供了三个方法，来对同步状态 state 进行操作，并且 AQS 可以确保对 state 的操作是安全的：
-
setState() -
setState(int newState) -
compareAndSetState(int expect, int update)
同步队列：
AQS 通过内置的双向 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。
主要方法：
AQS 主要提供了如下方法：
-
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。 -
【可重写】
#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。 -
【可重写】
#tryRelease(int arg)：独占式释放同步状态。 -
【可重写】
#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。 -
【可重写】
#tryReleaseShared(int arg)：共享式释放同步状态。 -
【可重写】
#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。 -
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。 -
#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 。 -
#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。 -
#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。 -
#releaseShared(int arg)：共享式释放同步状态。
从上面的方法看下来，基本上可以分成 3 类：
-
独占式获取与释放同步状态
-
共享式获取与释放同步状态
-
查询同步队列中的等待线程情况
1.2 CLH 同步队列
1. 简介
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则会将当前线程已经等待状态等信息构造成一个节点（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。
2. Node
Node 是 AbstractQueuedSynchronizer 的内部静态类。
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，当节点添加到同步队列时被设置（尾部添加） */
volatile Node prev;
/** 后继节点 */
volatile Node next;
/** 等待队列中的后续节点。如果当前节点是共享的，那么字段将是一个 SHARED 常量，也就是说节点类型（独占和共享）和等待队列中的后续节点共用同一个字段 */
Node nextWaiter;
/** 获取同步状态的线程 */
volatile Thread thread;
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker
}
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;
}
}-
waitStatus字段，等待状态，用来控制线程的阻塞和唤醒，并且可以避免不必要的调用LockSupport的park(...)和unpark(...)方法。目前有4种：CANCELLED，SIGNAL，CONDITION和PROPAGATE。
-
实际上，有第 5 种，
INITIAL，值为 0 ，初始状态。 -
每个等待状态代表的含义，它不仅仅指的是 Node 自己的线程的等待状态，也可以是下一个节点的线程的等待状态。
-
-
CLH 同步队列，结构图如下：
-
prev和next字段，是 AbstractQueuedSynchronizer 的字段，分别指向同步队列的头和尾。 -
head和tail字段，分别指向 Node 节点的前一个和后一个 Node 节点，从而实现链式双向队列。再配合上prev和next字段，快速定位到同步队列的头尾。
-
-
thread字段，Node 节点对应的线程 Thread 。 -
nextWaiter字段，Node 节点获取同步状态的模型( Mode )。tryAcquire(int args)和tryAcquireShared(int args)方法，分别是独占式和共享式获取同步状态。在获取失败时，它们都会调用addWaiter(Node mode)
方法入队。而nextWaiter就是用来表示是哪种模式：
-
SHARED静态 + 不可变字段，枚举共享模式。 -
EXCLUSIVE静态 + 不可变字段，枚举独占模式。 -
isShared()方法，判断是否为共享式获取同步状态。
-
-
predecessor()方法，获得 Node 节点的前一个 Node 节点。在方法的内部，Node p = prev的本地拷贝，是为了避免并发情况下，prev判断完== null时，恰好被修改，从而保证线程安全。 -
构造方法有3个，分别是：
-
Node()方法：用于SHARED的创建。 -
Node(Thread thread, Node mode)方法：用于addWaiter(Node mode)方法。
-
从
mode方法参数中，我们也可以看出它代表获取同步状态的模式。 -
在本文中，我们会看到这个构造方法的使用。
-
-
Node(Thread thread, int waitStatus)方法，用于addConditionWaiter()方法。
-
3. 入列
步骤：
-
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。
过程图如下：
但是，实际上，入队逻辑实现的 addWaiter(Node) 方法，需要考虑并发的情况。它通过 CAS 的方式，来保证正确的添加 Node 。这个方法作用就是：请求失败后，将当前线程链入队尾并挂起，之后等待被唤醒。
代码如下：
/**
* 将Node节点加入等待队列
* 1）快速入队，入队成功的话，返回node
* 2）入队失败的话，使用正常入队
* 注意：快速入队与正常入队相比，可以发现，正常入队仅仅比快速入队多而一个判断队列是否为空且为空之后的过程
* @return 返回当前要插入的这个节点，注意不是前一个节点
*/
1: private Node addWaiter(Node mode) {
2: // 新建以当前线程为node的节点，
3: Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//快速入队
4: // 记录原来队列的尾节点
5: Node pred = tail;
6: // 快速尝试，如果原尾节点不为空，添加新节点为尾节点，即新节点的prev指向原来的尾节点
/**
* 基于CAS将node设置为尾节点，如果设置失败，说明在当前线程获取尾节点到现在这段过程中已经有其他线程将尾节点给替换过了
* 注意：假设有链表node1-->node2-->pred（当然是双链表，这里画成双链表才合适）,
* 通过CAS将pred替换成了node节点，即当下的链表为node1-->node2-->node,
* 然后根据上边的"node.prev = pred"与下边的"pred.next = node"将pred插入到双链表中去，组成最终的链表如下：
* node1-->node2-->pred-->node
* 这样的话，实际上我们发现没有指定node2.next=pred与pred.prev=node2，这是为什么呢？
* 因为在之前这两句就早就执行好了，即node2.next和pred.prev这连个属性之前就设置好了
*/
7: if (pred != null) {
8: // 设置新 Node 节点的尾节点为原尾节点，即新节点的prev指向原来的尾节点
9: node.prev = pred;
10: // CAS 设置新的尾节点
11: if (compareAndSetTail(pred, node)) {
12: // 成功，原尾节点的下一个节点为新节点
13: pred.next = node;
14: return node;
15: }
16: }
17: // 失败，多次尝试，直到成功
18: enq(node);
19: return node;
20: }-
第 3 行：创建新节点
node。在创建的构造方法，mode方法参数，传递获取同步状态的模式。 -
第 5 行：记录原队列的尾节点
tail。 -
在下面的代码，会分成2部分：
-
第 6 至 16 行：快速尝试，添加新节点为尾节点。
-
第 18 行：添加失败，多次尝试，直到成功添加。
-
-
第 1 部分
-
第 7 行：当原尾节点非空，才执行快速尝试的逻辑。在下面的
enq(Node node)方法中，我们会看到，首节点未初始化的时，head和tail都为空。 -
第 9 行：设置新节点的尾节点为原尾节点。
-
第 11 行：调用
compareAndSetTail(Node expect, Node update)方法，使用 Unsafe 来 CAS 设置尾节点tail为新节点。代码如下：private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe(); private static final long tailOffset = unsafe.objectFieldOffset (AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail")); // 这块代码，实际在 static 代码块，此处为了方便理解，做了简化。 private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) { return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update); } -
-
第 13 行：添加成功，最终，将原尾节点的下一个节点为新节点。
-
第 14 行：返回新节点。
-
如果添加失败，因为存在多线程并发的情况，此时需要执行【第 18 行】的代码。
-
-
第 2 部分
-
调用
enq(Node node)方法，多次尝试，直到成功添加。正常入队代码如下：
private Node enq(final Node node) { // 死循环，多次尝试，一定要阻塞到入队成功为止 for (;;) { // 记录原尾节点 Node t = tail; // 如果尾节点为null，说明当前等待队列为空，创建首尾节点都为 new Node() if (t == null) { /* 基于CAS将新节点（一个dummy节点）设置到头上head去，如果发现内存中的当前值不是null，则说明，在这个过程中，已经有其他线程设置过了。 * 当成功的将这个dummy节点设置到head节点上去时，我们又将这个head节点设置给了tail节点，即head与tail都是当前这个dummy节点， * 之后有新节点入队的话，就插入到该dummy之后 */ if (compareAndSetHead(new Node())) tail = head; // 原尾节点存在，添加新节点为尾节点 } else { //设置为尾节点 node.prev = t; // CAS 设置新的尾节点 if (compareAndSetTail(t, node)) { // 成功，原尾节点的下一个节点为新节点 t.next = node; return t; } } } } -
第 3 行：“死”循环，多次尝试，直到成功添加为止【第 18 行】。
-
第 5 行：记录原尾节点
t。和addWaiter(Node node)方法的【第 5 行】相同。 -
第 10 至 19 行：原尾节点存在，添加新节点为尾节点。和
addWaiter(Node node)方法的【第 7 至 16 行】相同。 -
第 6 至 9 行：原尾节点不存在，创建首尾节点都为 new Node() 。注意，此时修改的首尾节点是重新创建(
new Node())的，而不是新节点！-
通过这样的方式，初始化好同步队列的首尾。另外，在 AbstractQueuedSynchronizer 的设计中，
head字段，是一个“占位节点”，代表最后一个获得到同步状态的节点(线程)，实际它已经出列，所以它的Node.next才是真正的队首。当然，同步队列的初始时，new Node()也是满足这个条件，因为有新的 Node 进队列，目前就已经有线程获得到同步状态。 -
compareAndSetHead(Node update)方法，使用 Unsafe 来 CAS 设置尾节点head为新节点。代码如下：private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe(); private static final long headOffset = unsafe.objectFieldOffset (AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head")); // 这块代码，实际在 static 代码块，此处为了方便理解，做了简化。 private final boolean compareAndSetHead(Node update) { return unsafe.compareAndSwapObject(this, headOffset, null, update); }注意，第三个方法参数为
null，代表需要原head为空才可以设置。和compareAndSetTail(Node expect, Node update)方法，类似。
-
-
4. 出列
CLH 同步队列遵循 FIFO，首节点的线程释放同步状态后，将会唤醒它的下一个节点（Node.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( head )。
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。
过程图如下：
setHead(Node node) 方法，实现上述的出列逻辑。代码如下：
private void setHead(Node node) {
head = node;
node.thread = null;
node.prev = null;
}
1.3 同步状态的获取与释放
AQS 的设计模式采用的模板方法模式，子类通过继承的方式，实现它的抽象方法来管理同步状态。对于子类而言，它并没有太多的活要做，AQS 已经提供了大量的模板方法来实现同步，主要是分为三类：
-
独占式获取和释放同步状态
-
共享式获取和释放同步状态
-
查询同步队列中的等待线程情况。
自定义子类使用 AQS 提供的模板方法，就可以实现自己的同步语义。
1. 独占式
独占式，同一时刻，仅有一个线程持有同步状态。
1.1 独占式同步状态获取
acquire(int arg) 方法，为 AQS 提供的模板方法。该方法为独占式获取同步状态，但是该方法对中断不敏感。也就是说，由于线程获取同步状态失败而加入到 CLH 同步队列中，后续对该线程进行中断操作时，线程不会从 CLH 同步队列中移除。代码如下：
public final void acquire(int arg) {
// tryAcquire 由子类实现本身不会阻塞线程，如果返回 true,则线程继续，
// 如果返回 false 那么就加入阻塞队列阻塞线程，并等待前继结点释放锁。
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
// acquireQueued返回true，说明当前线程被中断唤醒后获取到锁，
// 重置其interrupt status为true。
selfInterrupt();
}第 2 行：调用 tryAcquire(int arg) 方法，去尝试获取同步状态，获取成功则设置锁状态并返回 true ，否则获取失败，返回 false。若获取成功，acquire(int arg) 方法，直接返回，不用线程阻塞，自旋直到获得同步状态成功。前面的判断如果返回false则直接跳出if语句，&&有短路的功能。
-
tryAcquire(int arg)方法，需要自定义同步组件自己实现，该方法必须要保证线程安全的获取同步状态。代码如下：protected boolean tryAcquire(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); } -
-
-
直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
-
-
-
第 3 行：如果
tryAcquire(int arg)方法返回 false ，即获取同步状态失败(!false返回true，所以会继续执行&&后面的判断)，则调用addWaiter(Node mode)方法，将当前线程加入到 CLH 同步队列尾部。并且，mode方法参数为Node.EXCLUSIVE，表示独占模式。 -
第 3 行：调用
boolean acquireQueued(Node node, int arg)方法，自旋直到获得同步状态成功。详细解析，见 下面的1.1.1 acquireQueued中。另外，该方法的返回值类型为boolean，当返回 true 时，表示在这个过程中，发生过线程中断。但是呢，这个方法又会清理线程中断的标识，所以在种情况下，需要调用【第 4 行】的selfInterrupt()方法，恢复线程中断的标识，代码如下：static void selfInterrupt() { Thread.currentThread().interrupt(); }1.1.1 acquireQueued
boolean acquireQueued(Node node, int arg)方法，为一个自旋的过程，也就是说，当前线程（Node）进入同步队列后，就会进入一个自旋的过程，每个节点都会自省地观察，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。(自旋就是一个死循环的过程)流程图如下：
-
代码如下：
1: final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
2: // 记录是否获取同步状态成功
3: boolean failed = true;
4: try {
5: // 记录过程中，是否发生线程中断
6: boolean interrupted = false;
7: /*
8: * 自旋过程，其实就是一个死循环而已,根据一些条件判断是否跳出死循环，即自旋得到的结果
等待前继结点释放锁，直到node的前驱节点p之前的所有节点都执行完毕，p成为了head且node请求成功了
9: */
10: for (;;) {
11: // 通过predecessor，获取插入节点的前一个节点p
12: final Node p = node.predecessor();
/*
* 注意：
* 1、这个是跳出循环的唯一条件，除非抛异常
* 2、如果p == head && tryAcquire(arg)第一次循环就成功了，interrupted为false，不需要中断自己
* 如果p == head && tryAcquire(arg)第一次以后的循环中如果执行了挂起操作后才成功了，interrupted为true，就要中断自己了
*/
13: // 当前线程的前驱节点是头结点，且同步状态成功，则返回true
14: if (p == head && tryAcquire(arg)) {
15: setHead(node); //前继出队，设置node为头节点
16: p.next = null; // help GC
17: failed = false;
18: return interrupted;
19: }
20: // 获取失败，线程等待--具体后面介绍
21: if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
22: parkAndCheckInterrupt())
23: interrupted = true;
24: }
25: } finally {
26: // 获取同步状态发生异常，取消获取。
27: if (failed)
28: cancelAcquire(node);
29: }
30: }
-
第 3 行：
failed变量，记录是否获取同步状态成功。 -
第 6 行：
interrupted变量，记录获取过程中，是否发生线程中断。 -
第 7 至 24 行：“死”循环，自旋直到获得同步状态成功。
-
第 12 行：调用
Node的predecessor()方法，获得当前线程的前一个节点(前驱结点)p。 -
第 14 行：
p == head代码块，若满足，则表示当前线程的前一个节点为头节点，因为head是最后一个获得同步状态成功的节点，此时调用tryAcquire(int arg)方法，尝试获得同步状态。在acquire(int arg)方法的【第 2 行】，也调用了这个方法。 -
第 15 至 18 行：当前节点( 线程 )获取同步状态成功：
-
第 15 行：设置当前节点( 线程 )为新的
head。 -
第 16 行：设置老的头节点
p不再指向下一个节点，让它自身更快的被 GC 。 -
第 17 行：标记
failed = false，表示获取同步状态成功。 -
第 18 行：返回记录获取过程中，是否发生线程中断。
-
-
第 20 至 24 行：获取失败，线程等待唤醒，从而进行下一次的同步状态获取的尝试。
-
第 21 行：调用
shouldParkAfterFailedAcquire(Node pre, Node node)方法，判断获取失败后，是否当前线程需要阻塞等待。
-
-
第 26 至 29 行：获取同步状态的过程中，发生异常，取消获取。
-
第 28 行：调用
cancelAcquire(Node node)方法，取消获取同步状态。详细解析，见1.1.3 cancelAcquire。
1.1.2 shouldParkAfterFailedAcquire
他的作用主要是：
-
确定后继是否需要park;
-
跳过被取消的结点;
-
设置前继的waitStatus为SIGNAL.
/**
* 检测当前节点是否可以被安全的挂起（阻塞）
* @param pred 当前节点的前驱节点
* @param node 当前节点
*/
1: private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
2: //获取前驱节点（即当前线程的前一个节点）的等待状态
3: int ws = pred.waitStatus;
4: if (ws == Node.SIGNAL) // Node.SIGNAL，等于-1
5: /*
6: * 1）当ws>0(即CANCELLED==1），前驱节点的线程被取消了，我们会将该节点之前的连续几个被取消的前驱节点从队列中剔除，返回false（即不能挂起）
* 2）如果ws<=0&&!=SIGNAL,将当前节点的前驱节点的等待状态设为SIGNAL
*/
9: return true;
10: if (ws > 0) { // Node.CANCEL
11: /*
12: * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
13: * indicate retry.
14: */
// 跳过被取消的结点。
15: do {
16: node.prev = pred = pred.prev;
/*
* 等同于
* pred = pred.prev;
* node.prev = pred;
*/
17: } while (pred.waitStatus > 0);
18: pred.next = node;
19: } else { // 0 或者 Node.PROPAGATE，小于0
/*
* 尝试将当前节点的前驱节点的等待状态设为SIGNAL
* 1，这为什么用CAS，现在已经入队成功了，前驱节点就是pred，除了node外应该没有别的线程在操作这个节点了，那为什么还要用CAS？而不直接赋值呢？
* （解释：因为pred可以自己将自己的状态改为cancel，也就是pred的状态可能同时会有两条线程（pred和node）去操作）
* 2，既然前驱节点已经设为SIGNAL了，为什么最后还要返回false
* （因为CAS可能会失败，这里不管失败与否，都返回false，下一次执行该方法的之后，pred的等待状态就是SIGNAL了）
*/
25: compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
26: }
27: return false;
28: }
-
pred和node方法参数，传入时，要求前者必须是后者的前一个节点。 -
第 3 行：获得前一个节点(
pre)的等待状态。下面会根据这个状态有三种情况的处理。 -
第 4 至 9 行：等待状态为
Node.SIGNAL时，表示pred的下一个节点node的线程需要阻塞等待。在pred的线程释放同步状态时，会对node的线程进行唤醒通知。所以，【第 9 行】返回 true ，表明当前线程可以被 park，安全的阻塞等待。 -
第 19 至 26 行：等待状态为0或者Node.PROPAGATE时，通过CAS设置，将状态修改为Node.SIGNAL，即下一次重新执行shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)方法时，满足【第 4 至 9 行】的条件。
-
但是，对于本次执行，【第 27 行】返回 false 。
-
另外，等待状态不会为
Node.CONDITION，因为它用在 ConditonObject 中。
-
-
第 10 至 18 行：等待状态为NODE.CANCELLED时，则表明该线程的前一个节点已经等待超时或者被中断了，则需要从 CLH 队列中将该前一个节点删除掉，循环回溯，直到前一个节点状态<= 0。
-
对于本次执行，【第 27 行】返回 false ，需要下一次再重新执行
shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)方法，看看满足哪个条件。 -
整个过程如下图：
-
1.1.3 cancelAcquire
1: private void cancelAcquire(Node node) {
2: // Ignore if node doesn't exist
3: if (node == null)
4: return;
5:
6: node.thread = null;
7:
8: // Skip cancelled predecessors
9: Node pred = node.prev;
10: while (pred.waitStatus > 0) //表示是CANCELLED状态的
//从 CLH 队列中将该前一个节点删除掉，循环回溯
11: node.prev = pred = pred.prev;
12:
13: // predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will
14: // fail if not, in which case, we lost race vs another cancel
15: // or signal, so no further action is necessary.
16: Node predNext = pred.next;
17:
18: // Can use unconditional write instead of CAS here.
19: // After this atomic step, other Nodes can skip past us.
20: // Before, we are free of interference from other threads.
21: node.waitStatus = Node.CANCELLED;
22:
23: // If we are the tail, remove ourselves.
//compareAndSetTail是Boolean类型的，只能用于入队
24: if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {//CAS设置pred为新的尾节点。
25: compareAndSetNext(pred, predNext, null);
26: } else {
27: // If successor needs signal, try to set pred's next-link
28: // so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
29: int ws;
30: if (pred != head &&
31: ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
32: (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
33: pred.thread != null) {
34: Node next = node.next;
35: if (next != null && next.waitStatus <= 0)
36: compareAndSetNext(pred, predNext, next);
37: } else {
38: unparkSuccessor(node);
39: }
40:
41: node.next = node; // help GC
42: }
43: }
-
第 2 至 4 行：忽略，若传入参数
node为空。 -
第 6 行：将节点的等待线程置空。
-
第 9 行：获得node节点的前一个节点pred。
-
第 10 至 11 行： 逻辑同
shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)的【第 15 至 17 行】。
-
-
第 16 行：获得pred的下一个节点predNext。predNext从表面上看，和node是等价的。
-
但是实际上，存在多线程并发的情况，所以在【第 25 行】或者【第 36 行】中，我们调用
compareAndSetNext(...)方法，使用 CAS 的方式，设置pred的下一个节点。 -
如果设置失败，说明当前线程和其它线程竞争失败，不需要做其它逻辑，因为
pred的下一个节点已经被其它线程设置成功。
-
-
第 21 行：设置node节点的为取消的等待状态Node.CANCELLED。
-
这里可以使用直接写，而不是 CAS 。
-
在这个操作之后，其它 Node 节点可以忽略
node。
-
-
下面开始开始修改
pred的新的下一个节点，一共分成三种情况。 -
第一种
-
第 24 行：如果node是尾节点，调用compareAndSetTail(...)方法，CAS设置pred为新的尾节点。
-
第 25 行：若上述操作成功，调用
compareAndSetNext(...)方法，CAS 设置pred的下一个节点为空(null)。
-
-
第二种
-
第 30 行：
pred非首节点。 -
第 31 至 32 行：
pred的等待状态为Node.SIGNAL，或者可被 CAS 为Node.SIGNAL。 -
第 33 行：pred的线程非空。
-
一开始 30 行为非头节点，在 33 的时候，结果成为头节点，线程已经为空了。
-
-
第 34 至 36 行：若
node的下一个节点next的等待状态非Node.CANCELLED，则调用compareAndSetNext(...)方法，CAS设置pred的下一个节点为next。 -
第三种
-
第 37 至 39 行：如果pred为首节点( 在【第 31 至 33 行】也会有别的情况 )，调用unparkSuccessor(Node node)方法，唤醒node的下一个节点的线程等待。
-
为什么此处需要唤醒呢？因为，
pred为首节点，node的下一个节点的阻塞等待，需要node释放同步状态时进行唤醒。但是，node取消获取同步状态，则不会再出现node释放同步状态时进行唤醒node的下一个节点。因此，需要此处进行唤醒。
-
-
第 二 + 三种
-
第 41 行：参照：
-
http://donald-draper.iteye.com/blog/2360256
-
next的注释如下：/** * Link to the successor node that the current node/thread * unparks upon release. Assigned during enqueuing, adjusted * when bypassing cancelled predecessors, and nulled out (for * sake of GC) when dequeued. The enq operation does not * assign next field of a predecessor until after attachment, * so seeing a null next field does not necessarily mean that * node is at end of queue. However, if a next field appears * to be null, we can scan prev's from the tail to * double-check. The next field of cancelled nodes is set to * point to the node itself instead of null, to make life * easier for isOnSyncQueue. */1.2 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，并抛出 InterruptedException 异常。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 异常。
-
然后，调用
tryAcquire(int arg)方法，尝试获取同步状态，如果获取成功，则直接返回。 -
最后，调用
doAcquireInterruptibly(int arg)方法，自旋直到获得同步状态成功，或线程中断抛出 InterruptedException 异常。
-
1.2.1 doAcquireInterruptibly
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(); // 直接抛出异常
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
它与 acquire(int arg) 方法仅有两个差别：
-
方法声明抛出 InterruptedException 异常。
-
在中断方法处不再是使用
interrupted标志，而是直接抛出 InterruptedException 异常。
1.3 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(int arg) 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 。
流程图如下：
代码如下：
public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquire(arg) ||
doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}
-
首先，校验该线程是否已经中断了，如果是，则抛出InterruptedException 异常。
-
然后，调用
tryAcquire(int arg)方法，尝试获取同步状态，如果获取成功，则直接返回。 -
否则，调用
doAcquireNanos(int arg)方法，自旋直到获得同步状态成功，或线程中断抛出 InterruptedException 异常，或超过指定时间返回获取同步状态失败。
1.3.1 doAcquireNanos
static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L;
1: private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
2: throws InterruptedException {
3: // nanosTimeout <= 0
4: if (nanosTimeout <= 0L)
5: return false;
6: // 超时时间
7: final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
8: // 新增 Node 节点
9: final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
10: boolean failed = true;
11: try {
12: // 自旋
13: for (;;) {
14: final Node p = node.predecessor();
15: // 获取同步状态成功
16: if (p == head && tryAcquire(arg)) {
17: setHead(node);
18: p.next = null; // help GC
19: failed = false;
20: return true;
21: }
22: /*
23: * 获取失败，做超时、中断判断
24: */
25: // 重新计算需要休眠的时间
26: nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
27: // 已经超时，返回false
28: if (nanosTimeout <= 0L)
29: return false;
30: // 如果没有超时，则等待nanosTimeout纳秒
31: // 注：该线程会直接从LockSupport.parkNanos中返回，
32: // LockSupport 为 J.U.C 提供的一个阻塞和唤醒的工具类
33: if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
34: nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
35: LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
36: // 线程是否已经中断了
37: if (Thread.interrupted())
38: throw new InterruptedException();
39: }
40: } finally {
41: if (failed)
42: cancelAcquire(node);
43: }
44: }-
因为是在
doAcquireInterruptibly(int arg)方法的基础上，做了超时控制的增强，所以相同部分，我们直接跳过。 -
第 3 至 5 行：如果超时时间小于 0 ，直接返回 false ，已经超时。
-
第 7 行：计算最终超时时间
deadline。 -
第 9 行至 21 行：【相同，跳过】
-
第 26 行：重新计算剩余可获取同步状态的时间
nanosTimeout。 -
第 27 至 29 行：如果剩余时间小于 0 ，直接返回 false ，已经超时。
-
第 33 行：【相同，跳过】
-
第 34 至 35 行：如果剩余时间大于
spinForTimeoutThreshold，则调用LockSupport的parkNanos(Object blocker, long nanos)方法，休眠nanosTimeout纳秒。否则，就不需要休眠了，直接进入快速自旋的过程。原因在于，spinForTimeoutThreshold已经非常小了，非常短的时间等待无法做到十分精确，如果这时再次进行超时等待，相反会让nanosTimeout的超时从整体上面表现得不是那么精确。所以，在超时非常短的场景中，AQS 会进行无条件的快速自旋。 -
第 36 至 39 行：若线程已经中断了，抛出 InterruptedException 异常。
-
第 40 至 43 行：【相同，跳过】
1.4 独占式同步状态释放
当线程获取同步状态后，执行完相应逻辑后，就需要释放同步状态。AQS 提供了release(int arg)方法，释放同步状态。代码如下：
1: public final boolean release(int arg) {
2: if (tryRelease(arg)) {
3: Node h = head;
// waitStatus为0说明是初始化的空队列
4: if (h != null && h.waitStatus != 0) //如果为0表示是初始状态
// 唤醒后续的结点
5: unparkSuccessor(h);
6: return true;
7: }
8: return false;
9: }-
第 2 行：调用
tryRelease(int arg)方法，去尝试释放同步状态，释放成功则设置锁状态并返回 true ，否则获取失败，返回 false 。-
tryRelease(int arg)方法，需要自定义同步组件自己实现，该方法必须要保证线程安全的释放同步状态。代码如下：protected boolean tryRelease(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); }-
直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
-
-
-
第 3 行：获得当前的
head，避免并发问题。 -
第 4 行：头结点不为空，并且头结点状态不为 0 (
INITIAL未初始化)。为什么会出现 0 的情况呢？老艿艿的想法是，以 ReentrantReadWriteLock ( 内部基于 AQS 实现 ) 举例子：-
线程 A 和线程 B ，都获取了读锁。
-
老艿艿：如上是我的猜想，并未实际验证。如果不正确，或者有其他情况，欢迎斧正。
-
-
第 5 行：调用
unparkSuccessor(Node node)方法，唤醒下一个节点的线程等待。见下面的相关解析
1.5 总结
在 AQS 中维护着一个 FIFO 的同步队列。
当线程获取同步状态失败后，则会加入到这个 CLH 同步队列的队尾，并一直保持着自旋。
在 CLH 同步队列中的线程在自旋时，会判断其前驱节点是否为首节点，如果为首节点则不断尝试获取同步状态，获取成功则退出CLH同步队列。
当线程执行完逻辑后，会释放同步状态，释放后会唤醒其后继节点。
2. 共享式
共享式与独占式的最主要区别在于，同一时刻：
-
独占式只能有一个线程获取同步状态。
-
共享式可以有多个线程获取同步状态。
例如，读操作可以有多个线程同时进行，而写操作同一时刻只能有一个线程进行写操作，其他操作都会被阻塞。参见 ReentrantReadWriteLock 。
2.1 共享式同步状态获取
acquireShared(int arg)方法，对标acquire(int arg)方法。
1: public final void acquireShared(int arg) {
2: if (tryAcquireShared(arg) < 0) //只有cancel状态才小于0，它是因为超时或者中断，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
3: doAcquireShared(arg);
4: }第 2 行：调用 tryAcquireShared(int arg) 方法，尝试获取同步状态，获取成功则设置锁状态并返回大于等于 0 ，否则获取失败，返回小于 0 。若获取成功，直接返回，不用线程阻塞，自旋直到获得同步状态成功。
-
tryAcquireShared(int arg)方法，需要自定义同步组件自己实现，该方法必须要保证线程安全的获取同步状态。代码如下：protected int tryAcquireShared(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); }直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
2.1.1 doAcquireShared
1: private void doAcquireShared(int arg) {
2: // 共享式节点，在队尾新增节点
3: final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
4: boolean failed = true;
5: try {
6: boolean interrupted = false;
7: for (;;) {
8: // 获取node的前驱节点
9: final Node p = node.predecessor();
10: // 如果其前驱节点，获取同步状态
11: if (p == head) {
12: // 尝试获取同步
13: int r = tryAcquireShared(arg);
14: if (r >= 0) {
15: setHeadAndPropagate(node, r);
16: p.next = null; // help GC
17: if (interrupted)
18: selfInterrupt();
19: failed = false;
20: return;
21: }
22: }
23: if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
24: parkAndCheckInterrupt())
25: interrupted = true;
26: }
27: } finally {
28: if (failed)
29: cancelAcquire(node);
30: }
31: }-
因为和
acquireQueued(int arg)方法的基础上，所以相同部分，我们直接跳过。 -
第 3 行：调用
addWaiter(Node mode)方法，将当前线程加入到 CLH 同步队列尾部。并且，mode方法参数为Node.SHARED，表示共享模式。 -
第 6 行：【相同，跳过】
-
第 9 至 22 行：【大体相同，部分跳过】
-
第 13 行：调用
tryAcquireShared(int arg)方法，尝试获得同步状态。 在acquireShared(int arg)方法的【第 2 行】，也调用了这个方法。 -
第 15 行：调用setHeadAndPropagate(Node node, int propagate)方法，设置新的首节点，并根据条件
，唤醒下一个节点。
-
这里和独占式同步状态获取很大的不同：通过这样的方式，不断唤醒下一个共享式同步状态， 从而实现同步状态被多个线程的共享获取。
-
-
第 17 至 18 行：和
acquire(int arg)方法，对于线程中断的处理方式相同，只是代码放置的位置不同。
-
2.1.2 setHeadAndPropagate
1: private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
2: Node h = head; // Record old head for check below
3: setHead(node);
4: /*
5: * Try to signal next queued node if:
6: * Propagation was indicated by caller,
7: * or was recorded (as h.waitStatus either before
8: * or after setHead) by a previous operation
9: * (note: this uses sign-check of waitStatus because
10: * PROPAGATE status may transition to SIGNAL.)
11: * and
12: * The next node is waiting in shared mode,
13: * or we don't know, because it appears null
14: *
15: * The conservatism in both of these checks may cause
16: * unnecessary wake-ups, but only when there are multiple
17: * racing acquires/releases, so most need signals now or soon
18: * anyway.
19: */
20: if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
21: (h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
22: Node s = node.next;
23: if (s == null || s.isShared())
24: doReleaseShared();
25: }
26: }
-
第 2 行：记录原来的首节点
h。 -
第 3 行：调用
setHead(Node node)方法，设置node为新的首节点。 -
第 20 行：
propagate > 0代码块，说明同步状态还能被其他线程获取。 -
第 20 至 21 行：判断原来的或者新的首节点，等待状态为
Node.PROPAGATE或者Node.SIGNAL时，可以继续向下唤醒。 -
第 23 行：调用
Node#isShared()方法，判断下一个节点为共享式获取同步状态。 -
第 24 行：调用
#doReleaseShared()方法，唤醒后续的共享式获取同步状态的节点。
2.2 共享式获取响应中断
acquireSharedInterruptibly(int arg) 方法，代码如下：
public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireSharedInterruptibly(arg);
}
private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}2.3 共享式超时获取
tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout) 方法，代码如下：
public final boolean tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquireShared(arg) >= 0 ||
doAcquireSharedNanos(arg, nanosTimeout);
}
private boolean doAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return true;
}
}
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}2.4 共享式同步状态释放
当线程获取同步状态后，执行完相应逻辑后，就需要释放同步状态。AQS 提供了releaseShared(int arg)方法，释放同步状态。代码如下：
1: public final boolean releaseShared(int arg) {
2: if (tryReleaseShared(arg)) {
3: doReleaseShared();
4: return true;
5: }
6: return false;
7: }
-
第 2 行：调用
#tryReleaseShared(int arg)方法，去尝试释放同步状态，释放成功则设置锁状态并返回 true ，否则获取失败，返回 false 。同时，它们分别对应【第 3 至 5】和【第 6 行】的逻辑。-
#tryReleaseShared(int arg)方法，需要自定义同步组件自己实现，该方法必须要保证线程安全的释放同步状态。代码如下：protected boolean tryReleaseShared(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); } -
直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
-
-
-
第 3 行：调用
#doReleaseShared()方法，唤醒后续的共享式获取同步状态的节点。
doReleaseShared 的详细逻辑。可参考博客：http://zhanjindong.com/2015/03/15/java-concurrent-package-aqs-AbstractQueuedSynchronizer
1.4 阻塞和唤醒线程
1. parkAndCheckInterrupt
在线程获取同步状态时，如果获取失败，则加入 CLH 同步队列，通过通过自旋的方式不断获取同步状态，但是在自旋的过程中，则需要判断当前线程是否需要阻塞，其主要方法在acquireQueued(int arg) ，代码如下：
// ... 省略前面无关代码
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
// ... 省略前面无关代码
-
通过这段代码我们可以看到，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。可以看上面的相关介绍。 -
如果
shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)方法返回 true，则调用parkAndCheckInterrupt()方法，阻塞当前线程。代码如下：private final boolean parkAndCheckInterrupt() { LockSupport.park(this);//挂起当前的线程 return Thread.interrupted();//如果当前线程已经被中断了，返回true } -
开始，调用
LockSupport.park(Object blocker)方法，将当前线程挂起，此时就进入阻塞等待唤醒的状态。 -
然后，在线程被唤醒时，调用Thread.interrupted()方法，返回当前线程是否被打断，并清理打断状态。所以，实际上，线程被唤醒有两种情况：
-
第一种，当前节点(线程)的前序节点释放同步状态时，唤醒了该线程。详细解析，见下面
-
第二种，当前线程被打断导致唤醒。
-
-
2. unparkSuccessor
当线程释放同步状态后，则需要唤醒该线程的后继节点。代码如下：
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h); // 唤醒后继节点
return true;
}
return false;
}
调用 unparkSuccessor(Node node) 方法，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，例如：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，取消的node.next.next指向的是node.next自己(去掉一个节点后就是自己了)。如果顺序遍历下去，会导致死循环。所以此时，只能采用tail回溯的办法，找到第一个( 不是最新找到的，而是最前序的 )可用的线程。 -
再但是，为什么取消的
node.next.next指向的是node.next自己呢？在cancelAcquire(Node node)的末尾，node.next = node;代码块，取消的node节点，将其next指向了自己。
-
-
最后，调用
LockSupport的unpark(Thread thread)方法，唤醒该线程。
3. LockSupport
LockSupport 是用来创建锁和其他同步类的基本线程阻塞原语。
每个使用 LockSupport 的线程都会与一个许可与之关联：
-
如果该许可可用，并且可在进程中使用，则调用
park(...)将会立即返回，否则可能阻塞。 -
如果许可尚不可用，则可以调用
unpark(...)使其可用。 -
但是，注意许可不可重入，也就是说只能调用一次
park(...)方法，否则会一直阻塞。
LockSupport 定义了一系列以 park 开头的方法来阻塞当前线程，unpark(Thread thread) 方法来唤醒一个被阻塞的线程。如下图所示：
-
park(Object blocker)方法的blocker参数，主要是用来标识当前线程在等待的对象，该对象主要用于问题排查和系统监控。 -
park 方法和
unpark(Thread thread)方法，都是成对出现的。同时unpark(Thread thread)方法，必须要在 park 方法执行之后执行。当然，并不是说没有调用unpark(Thread thread)方法的线程就会一直阻塞，park 有一个方法，它是带了时间戳的#parkNanos(long nanos)方法：为了线程调度禁用当前线程，最多等待指定的等待时间，除非许可可用。
参照下面的几篇文章：
-
《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS：AQS 简介》
-
《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS：CLH 同步队列》
-
《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS：同步状态的获取与释放》
-
《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS：阻塞和唤醒线程》
-
芋道源码