前言
前面我们介绍了ArrayBlockingQueue，LinkedBlockingQueue,LinkedBlockingDeque和 PriorityBlockingQueue，DelayQueue五种阻塞队列，这一次就继续介绍Java中提供的7种阻塞队列中的最后两种：SynchronousQueue和LinkedTransferQueue。
双队列
双队列是一个节点可以表示数据或者请求的队列。即一个存在的节点可能表示put一个元素进去也可能是take()一个元素出来。
本文中叙述的两种队列SynchronousQueue和LinkedTransferQueue均是利用了双队列的特性：
- put(E)操作时，队列中的节点代表一个元素，也就说表示的是数据
- take()操作时，如果队列中无元素，会放一个null的项到队列中占位，这时候表示的是一个请求，而不是一个数据。
SynchronousQueue
对于一个SynchronousQueue来说，每个插入操作都必须对应等待另一个线程的删除操作，反之亦然。其没有任何内部容量，甚至连1都没有。所以不能执行peek()之类的方法获取一个元素，因为一个元素只有在尝试移除的时候才会出现，也不能使用任何方法去插入一个元素，除非另一个线程正好在尝试移除它，也不能去迭代，因为没有任何东西可以迭代。
SynchronousQueue的head是第一个排队插入线程试图添加到队列的元素，如果没有这样的排队线程那么就没有元素可以被移除，所以执行poll()的时候就会返回null。
SynchronousQueue可以看成是一个传球手，负责把生产者线程处理的数据直接传递给消费者线程。队列本身并不存储任何元素，非常适合传递性场景。
SynchronousQueue的吞吐量高于LinkedBlockingQueue和ArrayBlockingQueue，因为其内部是通过CAS和自旋来实现并发，没有通过锁来控制，减少了锁的开销。
先来看看类图：
SynchronousQueue提供了两个构造器，默认构造器是非公平策略，可以通过第二个构造器传入参数true来构造一个公平策略：
可以看到，公平策略构造的是一个TransferQueue，而非公平构造的是一个TransferStack。
公平策略(TransferQueue)
TransferQueue是SynchronousQueue的一个内部类，构造器如下：
TransferQueue内部是通过QNode节点来维持一个队列，QNode是TransferQueue的一个内部类：
put(E)方法就是往队列里面添加一个元素，并需要等待另一个线程来take()，如果没有线程来取走，则put(E)线程会阻塞，反之也一样。put(E)和take()方法必须要要成对出现，否则就会一直阻塞。
从上面代码可以看到，put(E)和take都是调用的同一个方法transfer，通过不同的参数来区分。
E transfer(E e, boolean timed, long nanos) {
QNode s = null; // constructed/reused as needed
boolean isData = (e != null);//e==null表示当前是消费者(take操作)，e!=null表示当前是生产者(put操作)
for (;;) {
QNode t = tail;
QNode h = head;
//表示还没有初始化(初始化之后不可能为空)，继续自旋
if (t == null || h == null) // saw uninitialized value
continue; // spin
//head=tail或者tail节点的模式和当前操作模式相同
if (h == t || t.isData == isData) { // empty or same-mode
QNode tn = t.next;//获得当前tail节点的next节点
//t和tail不一致，说明有其他线程操作过，继续自旋
if (t != tail) // inconsistent read
continue;
//tail.next正常是null，不为null说明其他线程新增了元素到tail.next
if (tn != null) { // lagging tail
advanceTail(t, tn);//尝试帮助其他线程将tail.next设置为tail，然后继续自旋
continue;
}
//如果当前调用的是超时方法，且到时间了，直接返回null
if (timed && nanos <= 0) // can't wait
return null;
if (s == null)//第一次进来肯定是null
//如果是put进来,e不为null，如果是take进来，e==null，也就是初始化了一个空节点
s = new QNode(e, isData);//初始化当前元素为QNode
//原tail节点为next
if (!t.casNext(null, s)) // failed to link in
continue;//替换tail节点的next节点为当前节点，失败则继续
//走到这里说明上面的CAS成功，需要将s设置为新的tail节点
//这里是一定会成功的，因为上面的cas完成之后，其他线程只能一直自旋等待
advanceTail(t, s); // swing tail and wait
//节点添加进去之后，阻塞等待，直接消费者线程来消费
Object x = awaitFulfill(s, e, timed, nanos);
//x==s表示已经被取消
if (x == s) { // wait was cancelled
clean(t, s);//清除
return null;//直接返回null
}
if (!s.isOffList()) { // not already unlinked
advanceHead(t, s); // unlink if head
if (x != null) // and forget fields
s.item = s;
s.waiter = null;
}
return (x != null) ? (E)x : e;
} else {//互补模式 // complementary-mode
QNode m = h.next;//拿到tail.next // node to fulfill
//出现读不一致的情况，继续自旋
if (t != tail || m == null || h != head)
continue; // inconsistent read
Object x = m.item;//拿到节点中的item
//走到这里时的isData一定等于false，如果false=(x!=null)就说明x==null，元素已经被其他元素拿走了，继续自旋
if (isData == (x != null) || // m already fulfilled
x == m ||//说明已经被取消了 // m cancelled
!m.casItem(x, e)) { // lost CAS
//上面任意一个条件失败都说明当前已被其他线程取走了元素，所以帮助那个线程cas替换一下头节点
advanceHead(h, m); // dequeue and retry
continue;
}
//走到这说明元素是被当前线程取走了，cas替换一下头节点
advanceHead(h, m); // successfully fulfilled
LockSupport.unpark(m.waiter);//唤醒阻塞线程继续传递元素
//x!=null说明是被当前线程获得了元素，那么返回x，否则就是被其他线程拿走了，返回e
return (x != null) ? (E)x : e;
}
}
}
这个方法的看起来很长，其实是因为SynchronousQueue内部不通过锁来控制并发，而是通过CAS和自旋来控制并发，所以会有很多的if判断。
根据上面的方法，主要可以分为两种场景：一种是先put(E)再take()，另一种是先take()再put(E)。
初始化
初始化的时候调用上面的构造器TransferQueue()，默认得到一个哨兵节点，里面的元素是空的,这个isData就是说这个节点是不是一个有效数据，只有item!=null才表示一个有效数据：
先put(E)再take()
假如先put(E),因为没有对用的take()操作，线程会被阻塞直到有take()出现。
线程t1过来put(1)
这时候h==t走的是第一个if分支,至少在第2次自旋的时候将元素1包装成节点QNode之后假如队列，并会进入方法awaitFulfill阻塞等待传递元素：
Object awaitFulfill(QNode s, E e, boolean timed, long nanos) {
/* Same idea as TransferStack.awaitFulfill */
final long deadline = timed ? System.nanoTime() + nanos : 0L;//获得超时时间
Thread w = Thread.currentThread();//当前执行的线程
int spins = ((head.next == s) ?
(timed ? maxTimedSpins : maxUntimedSpins) : 0);//获得自旋次数
for (;;) {
if (w.isInterrupted())//如果线程被中断了
s.tryCancel(e);//尝试取消，注意这里取消后，会将s中的item和s替换。即s.item变成了s.QNode
Object x = s.item;//拿到当前节点的item
if (x != e)//不相等说明被取消或者值已经被取走或者已经有值放进来
return x;//直接返回自己
if (timed) {//如果当前方法是计时方法
nanos = deadline - System.nanoTime();//获取剩余时间
if (nanos <= 0L) {//如果已经到时间了
s.tryCancel(e);//尝试取消
continue;
}
}
if (spins > 0)
--spins;//自旋次数>0,则减1后继续自旋
else if (s.waiter == null)
s.waiter = w;
else if (!timed)//非计时方法
LockSupport.park(this);//如果当前方法不是带超时时间的，则直接挂起直到唤醒
else if (nanos > spinForTimeoutThreshold)//如果到了自旋次数，且还没到指定的超时时间，就挂起指定的剩余时间
LockSupport.parkNanos(this, nanos);
}
}
因为调用的put(1)没有带超时时间，所以会被LockSupport.park(this)阻塞，这时候得到了如下队列：
主要经过如下5个步骤：
- 1、将元素初始化成为一个QNode。
- 2、将tail.next指向当前新构建的QNode（CAS操作）。
- 3、将新构建的QNode设置为tail节点（CAS操作）。
- 4、将当前QNode节点中的waiter属性设置为当前线程（awaitFulfill方法）。
- 5、挂起前线程（awaitFulfill方法）。
线程t2过来put(2)
这时候h和t不相等了，但是isData都为true,所以t2过来的流程一样，还是会走if分支，然后会继续将元素2添加到队尾，得到如下队列：
注意，QNode还有一个属性waiter，是用来记录当前节点是哪个线程放进来的，因为后面当节点被take()走了之后，需要知道当前节点是由哪个线程放进来的，然后去唤醒对应线程。
我们可以看到，SynchronousQueue号称是不存储元素的，但是不存储元素并不代表它内部没有队列，内部还是会有一个队列的，只不过每个线程过来put(E)的时候，如果没有对应的take()来匹配，那么线程就一直卡住了，也就是元素不会一直停留在队列，而是会等待被转移(transfer)。
线程t3过来take()
这时候来了一个线程t3过来take()，这时候因为h!=t，且take()的时候isData=false，和tail节点中的isData不一致了，会走else分支。
因为head节点是一个哨兵节点(空元素)，而这又是公平模式，也就是必须满足FIFO，所以会从head.next开始转移元素。
最终得到如下最新的队列：
主要经过如下步骤：
- 1、将head.next中的item设置为null（CAS操作）。
- 2、将head.next设置为新的head节点（advanceHead方法）。
- 3、将原head节点的next指向自己（advanceHead方法）。
- 4、通过原节点的waiter属性，将原先线程唤醒。
- 5、返回获取到的元素。
注意，这里将元素1取走之后，原先的线程t1被唤醒，唤醒之后会在方法awaitFulfill继续自旋，这时候执行到if (x != e)条件的时候就会成立了，所以会返回x。然后回到transfer方法，将元素返回，t1线程结束。
线程t4过来take()
这时候的步骤和上面也是一样，最终得到如下队列：
回到了原始的初始化状态，只保留了一个哨兵节点。
先take()再put(E)
假如先take()进来，步骤和上面put(E)基本一致，唯一的区别就是take()会先抢占一个队列的位置，将一个item==null的节点加入队列。
线程t1过来take()
线程t1过来take()因为一开始h==t，还是会走的if逻辑，最终会得到如下队列：
主要经过如下步骤：
- 1、将一个null元素初始化成为一个QNode。
- 2、将tail.next指向当前新构建的QNode（CAS操作）。
- 3、将新构建的QNode设置为tail节点（CAS操作）。
- 4、将当前QNode节点中的waiter属性设置为当前线程（awaitFulfill方法）。
- 5、挂起前线程（awaitFulfill方法）。
除了第1个步骤，其他都和首先进来put(E)的步骤一样
线程t2过来put(1)
这时候因为if条件不满足，会走else分支，先将元素1赋值到之前被线程t1占的位置，最终得到如下队列：
主要经过如下步骤：
- 1、将head.next中的item设置为1（CAS操作）。
- 2、将head.next设置为新的head节点（advanceHead方法）。
- 3、将原head节点的next指向自己（advanceHead方法）。
- 4、通过原节点的waiter属性，将原先线程唤醒。
- 5、返回成功put进去到的元素。
接下来将原先的t1线程唤醒，t1线程唤醒之后会继续将节点中的item设置为自己，然后返回拿到的元素：
非公平策略(TransferStack)
非公平策略是通过其内部类TransferStack来实现的，思想基本和TransferQueue一致，唯一的区别就是TransferStack是非公平的，也就是LIFO模式，在这里就不详细介绍了。
LinkedTransferQueue
LinkedTransferQueue是一个由链表结构组成的无界阻塞TransferQueue队列。相对于其他阻塞队列，LinkedTransferQueue多了tryTransfer和transfer方法。LinkedTransferQueue和SynchronousQueue中的公平策略使用的算法是一样的，唯一的区别是SynchronousQueue内部不会存储哪怕1个元素，而LinkedTransferQueue内部会存储元素。
松弛度
正常队列中，当移除一个元素的时候，就会同步移动head和tail节点的指针，为了最大程序的保证性能LinkedTransferQueue不会实时去更新head和tail的指针，而是引入了一个松弛度的概念。
松弛度指的是head值与第一个不匹配节点之间的目标最大距离，反之对tail也是如此。这个值这一般为1-3(根据经验得出)，在LinkedTransferQueue中松弛度定义为2。因为如果太大了会增加缓存丢失的成本或者长遍历链的风险，而较小的话就会增加CAS的开销。
LinkedTransferQueue原理分析
LinkedTransferQueue内部也是通过CAS和自旋来实现并发控制，所以也是一种效率比较高的队列。
下面还是先来看看LinkedTransferQueue类图：
相比较于其他阻塞队列，多了一个TransferQueue接口，我们先来看看TransferQueue接口中核心的几个方法：
| 方法 | 功能 |
|---|---|
| tryTransfer(e) | 传递一个元素给正在等待的消费者，如果没有正在等待的消费者，则返回false |
| transfer(e) | 传递一个元素给正在等待的消费者，如果没有正在等待的消费者，则阻塞等待 |
| tryTransfer(e,time,uint) | 传递一个元素给正在等待的消费者，如果没有正在等待的消费者，则阻塞等待指定时间，过了超时时间之后，仍没有消费者，则直接返回false |
| hasWaitingConsumer() | 至少有一个消费者正在等待接收元素则返回true |
| getWaitingConsumerCount() | 返回正在等待的消费者数量,返回的值是一个近似值，因为消费者可能很快就完成消费或者放弃等待 |
初始化
初始化的时候什么也不做，并不会在内部构造一个初始节点，addAll()实际上也是循环调用了add(E)方法:
然后我们再看看其他方法，add,put,take,offer等，都是调用了一个共同的方法xfer,只不过通过不同参数来控制。
xfer方法
private E xfer(E e, boolean haveData, int how, long nanos) {
if (haveData && (e == null))//如果当前是put操作，且e==null，则抛出异常
throw new NullPointerException();
Node s = null; // the node to append, if needed
retry:
for (;;) { // restart on append race
//从head开始循环匹配
for (Node h = head, p = h; p != null;) { // find & match first node
boolean isData = p.isData;
Object item = p.item;
//如果元素还没被匹配过，也就是还在队列里
if (item != p && (item != null) == isData) { // unmatched
//如果相等，就说明是两个相同操作，直接不用执行后面了，互补操作才能往后走
if (isData == haveData) // can't match
break;
//将p中的item替换成e
if (p.casItem(item, e)) { // match
//假如有一个队列是有元素的，第一次被take()的时候，q==h是进不了for循环的，所以会直接返回
//第2次进来会先匹配一次head节点，匹配不上，在匹配第2个节点，这就相当于松弛度=2了，所以
//这时候是满足条件的，可以进入for循环，
for (Node q = p; q != h;) {
Node n = q.next; // update by 2 unless singleton
//移动head指针
if (head == h && casHead(h, n == null ? q : n)) {
h.forgetNext();
break;
} // advance and retry
if ((h = head) == null ||
(q = h.next) == null || !q.isMatched())
break; // unless slack < 2
}
LockSupport.unpark(p.waiter);
return LinkedTransferQueue.cast(item);
}
}
Node n = p.next;
p = (p != n) ? n : (h = head); // Use head if p offlist
}
if (how != NOW) { // No matches available
if (s == null)
s = new Node(e, haveData);//初始化节点
Node pred = tryAppend(s, haveData);
if (pred == null)
continue retry; // lost race vs opposite mode
if (how != ASYNC)//take()或者带超时时间的方法会走这里
return awaitMatch(s, pred, e, (how == TIMED), nanos);
}
return e; // not waiting
}
}
这个方法也要分为两种方式，先put(E)再take()和先take()再put(E)。
先put(E)再take()
put(E)操作不会进行阻塞，成功之后直接返回。
线程t1过来put(1)
因为head和tail都是null（一开始不会初始化队列），所以上面的第2个for循环是进不去的，会走到后面这里初始化node，并加入到队列中，最终得到如下队列：
可以看到，这时候tail节点并没有被初始化，这是因为利用了松弛度，松弛度要等于2才会移动tail指针(这是一种性能的优化)，我们看看tryAppend方法(主要是看红框部分)：
主要分为以下步骤:
- 1、初始化Node节点
- 2、将Node节点设为head节点
线程t2过来put(2)
线程t2再进来put的时候，因为满足松弛度=2了，这时候就会移动tail指针，所以会得到如下队列：
主要分为以下步骤:
- 1、初始化Node节点
- 2、将Node节点设为head.next节点
- 3、达到松弛度，将新Node设置为tail节点
后面如果再有元素过来添加，到第3个元素的时候，tail也是不会移动的，要第3个元素才会移动tail，这里就不再继续举例了。
线程t3过来take()
这时候来take会将head节点的元素设为null，然后直接返回，得到如下队列：
这时候因为松弛度还没达到2，不会移动head指针。
主要经过如下步骤：
- 1、将head节点中的item设置为null。
- 2、返回获取到的item,。
线程t4过来take()
这时候首先会循环head节点，发现不匹配，然后循环到head.next，得到如下队列：
这里因为松弛度达到2，所以会移动head指针。
主要经过如下步骤：
- 1、循环head节点，发现不匹配。
- 2、循环head.next，匹配上，将head.next中item设置为null。
- 3、移动head指针，指向head.next。
先take()再put(E)
先take()的时候，因为队列中还没有元素，所以会先自旋，自旋一定次数之后就阻塞，直到有元素put(E)进来然后唤醒线程。
线程t1过来take()
和上面第一次put(E)一样，上面的第2个for循环进不去，会走到后面这里初始化node，并加入到队列中，最终得到如下队列：
主要经过如下步骤：
- 1、初始化一个item=null的Node节点。
- 2、将Node节点设置为head节点。
- 3、自旋一定次数（awaitMatch方法）。
- 4、达到自旋次数后还没有线程过来take()，执行park挂起线程（awaitMatch方法）。
注意，上面的Node中也有一个waier属性用来存储线程信息，后面唤醒需要获取waiter中的线程
线程t2过来take()
这时候因为松弛度达到2了，会移动tail指针，最终得到如下队列：
线程t3过来put(1)
这时候因为前面take()的时候，队列中已经有了item=null的元素(node!=null)，所以会直接进入第2个for循环，然后将值替换进head节点中的item,最后唤醒t1线程，t1线程被唤醒之后，会继续自旋，然后返回拿到t3线程put进来的元素：
最终得到如下队列：
主要经过如下步骤：
- 1、将head节点中的item替换成当前元素1。
- 2、唤醒t1线程。
- 3、t1线程将head节点中的item指向当前自己的Node,并将waiter设置为null。
- 4、t1拿到put进来的元素1返回。
线程t4过来put(2)
这时候主要流程和上面一样，但是因为松弛度达到了2，所以会移动head节点指针，最终得到如下队列：
主要步骤为：
- 1、循环head节点，发现head已经被匹配过了(item=p)。
- 2、继续循环head.next，这时候发现可以匹配上，将head.next中的item设置为2。
- 3、这时候因为松弛度达到2，会将head节点后移。
- 4、将旧head节点的next指向当前自己的节点（forgetNext方法）。
- 5、唤醒线程t2。
- 6、t2线程将新head节点中的item指向当前自己的Node,并将waiter设置为null。
- 7、线程t2拿到元素2返回
总结
本文主要讲述了SynchronousQueue，LinkedTransferQueue两种不加锁的传递型队列，因为不加锁，所以期性能会高于其他五种加锁的队列
下一篇，将为大家介绍一下Java中提供的12个原子类操作。