Android 面试题——如何徒手写一个非阻塞线程安全队列 ConcurrentLinkedQueue？_android concurrentlinkedqueue
队列容器设计
若用数组作为队列的容器，就必须得加锁，因为数组是一块连续内存地址，多线程场景下，读写同一块内存地址不得不互斥地访问。
链式结构
链式结构就没有这个烦恼。链的每个结点都对应不同的内存地址，在多线程场景下，取头结点和插尾结点就不存在并发问题。（至少是降低了并发问题产生的概率）
通用的队列应该可存放任何类型的元素。
综上，就得声明一个带泛型的链结点：
// 结点
private static class Node {
E item; // 结点数据字段
Node next; // 结点后续指针
}
易变的字段
会不会存在多线程同时操纵同一个 Node 结点的 item 和 next 字段的情况？
当然有可能！为了让所有线程都能看到最新的 item 和 next，就得保证其 “可见性”：
private static class Node {
volatile E item;
volatile Node next;
}
volatile的字面意思是“易变的”，它用来形容共享变量高速缓存中的副本：
为提高线程运行效率，每个线程在得到 CPU 运行时间片后，都会将主存中变量拷贝到 CPU 高速缓存中（图中 a1，a2 即是 a 的副本），之后对共享变量的运算都在缓存中进行。
若 a 初始值为0，启动线程1和2，a 就新增了两个副本 a1, a2。随后俩线程并发地对 a 执行自增。
线程1执行a1++后 a1 = 1，线程2对线程1的操作一无所知，当它也执行a2++后 a2 = 1。而共享变量正确的值应该是 2。
造成这个错误的原因在于：缓存是相互隔离的，导致线程无法感知对方对共享变量的操作，即 “当前线程对共享变量的操作对其他线程不可见。”
解决方案自然是让其变得 “可见”。
java 的volatile关键词，用于告诉编译器该共享变量在缓存中的副本是“易变的”，线程不该相信它，于是乎：
- 线程写共享变量后，总是应该立刻将最新值同步到主存中。
- 线程读共享变量时，总是应该去主存拿最新值。
就这样通过读写主存，线程间建立了一种通信机制，让它们对共享变量的操作变得“可见”。
为了方便队头出队，队尾入队，得安排两个指针，分别指向一头一尾。
public class MyQueue {
volatile Node head; // 当前链头
volatile Node tail; // 当前链尾
}
同样的道理，链头尾指针在多线程场景下是共享变量，也得使用 volatile 保持它们的可见性。
阶段性总结：
- 每个线程都有自己独立的内存空间（本地内存）
- 多线程能同时访问的变量称为“共享变量”，它在主存中。出于效率的考量，线程会将主存中的共享变量拷贝到本地内存，后续对共享变量的操作都发生在本地内存。
- 线程本地内存相互独立，导致它们无法感知别人对共享变量的操作，即当前线程对共享变量的操作对其他线程不可见。
- volatile 关键词是 java 解决共享变量可见性问题的方案。
- 被声明为 volatile 的变量，就是在告诉编译器该共享变量在线程本地内存中的副本是“易变的”，线程不该相信它。线程写共享变量后，总是应该立刻将最新值同步到主存中。线程读共享变量时，总是应该去主存拿最新值。
- 多线程场景下，队列的头尾指针，即结点的数据域和指针域都需要保证可见性。
出队
基础版
单链表取头结点的算法很简单，特别是已知头结点 head 时：
// 出队版本一
public E poll() {
Node p = head;
E item = p.item; // 暂存头结点数据
head = head.next; // 更新头结点指针
p.item = null; // 老头结点内容置空
p.next = null; // 老头结点后续指针置空
return item;
}
在单线程情况下没什么毛病，但多线程就会出问题。
非阻塞线程安全版
某线程正在读头结点的 item 字段，另一个线程可能已经将其置空。
当然可以使用synchronize将对 head 的操作包裹起来，但这样处理是“有锁的”、“阻塞的”，即同一时间只有一个线程能获取锁，其余竞争者都被挂起等待锁被释放，然后再唤醒。“挂起-唤醒”是耗时的。
性能更好的“非阻塞”方式是CAS，全称为compare and swap，即“比较再交换”。当要更新变量值时，需要提供三个参数：1.当前值，2.期望值，3.新值。只有当前值和期望值相等时，才用新值替换当前值。
其中期望值就是线程被打断执行时暂存的值，当线程恢复执行后，用当前值和当时暂存值比较，如果相等，则表示被打断过程中其他线程没有修改过它，那此时更新它的值是安全的。
CAS 操作，被封装在sun.misc.Unsafe中，结合当前场景再简单封装如下：
private static final sun.misc.Unsafe U = sun.misc.Unsafe.getUnsafe();
static boolean casItem(Node node, E cmp, E val) {
// 将 node 结点 item 字段值通过和期望值 cmp 比较，安全地置为 val。
return U.compareAndSwapObject(node, ITEM, cmp, val);
}
casItem()在多线程下将 node.item 通过和预期值cmp字段比较安全地赋予新值val。
除此之外，还需要一个更新头结点的 CAS 操作：
// 头结点脱链并更新头指针
final void updateHead(Node h, Node p) {
if (h != p) {
Node h1 = h; // 暂存当前头指针
casHead(h, p); // 更新头指针到 p 的 CAS 竞争
h1.next = null; // 老头指针 next 置空
}
}
private boolean casHead(Node cmp, Node val) {
// 将头指针 head 通过和预期值 cmp 比较安全地赋予新值 val
return U.compareAndSwapObject(this, HEAD, cmp, val);
}
CAS 通常需配合轮询使用，因为多线程同时修改一个共享变量时，只有一个线程会成功（返回 true），其余失败（返回 false），失败线程通过轮询再次尝试 CAS，直到成功为止。
用这个思路，写一个线程安全的取链头结点算法：
// 出队版本二
public E poll() {
// 轮询
for (;;) {
E item = head.item;// 暂存 item
Node next = head.next; // 暂存次头结点
// 将头结点 item 字段置空的 CAS 竞争
if (casItem(head, item, null)) {
for(;;) {
// 将头结点指向次头结点的 CAS 竞争
if (updateHead(head, next)) return item;
}
}
}
}
死循环修正版
这下修改头结点的 item 字段算是线程安全了，但这个算法还差点东西。若某线程在竞争中失败，另一个线程成功地将头结点 item 字段置空了，因为轮询的存在，失败线程会不停重试，但此时 head.item 的当前值已经变为 null 而不是暂存的 item。所以 CAS 轮询会一直失败，程序陷入死循环。
为了解决死循环，修改逻辑如下：
// 出队版本三
public E poll() {
// 轮询
for (Node h = head, p = h, q;;) {
E item = p.item;// 暂存 item
// 若头结点 item 为空，则不进行 CAS 竞争
if (item != null && casItem(p, item, null)) {
for(;;) {
// 出队结点为 p，p 后续结点是新的头结点
// 但若 p 是尾结点，则头指针还是停留在 p
Node newHead = ((q = p.next) != null) ? q : p;
// 更新头结点的 CAS 竞争
if (updateHead(head, newHead)) return item;
}
}
// q 是 p 后续结点
else if ((q = p.next) == null) {
// 链被掏空，更新头结点指针为最后一个非空结点，返回 null
updateHead(h, p);
return null;
}
// 还有后续结点
else {
p = q; // 工作结点 p 向后寻找第一个 item 非空的结点
}
}
}
新增了三个工作指针：
- p：表示第一个 item 字段不空的结点。
- q：p 的后续结点，用于向后遍历。
- h：暂存进入循环时的链头指针 head。
当某线程在将 item 置空的竞争中失败时，另一个线程成功地将头结点 item 置空。因为轮询的存在，失败线程继续尝试，当下一轮 for 循环执行到条件item != null时会停止竞争，因为当前 p 指向结点的 item 字段已经被其他线程置空。此时 p 借助于 q 的帮助往后遍历寻找第一个 item 不空的结点。若找到则再次发起竞争，若遍历到链尾仍未找到，则表示链已经被掏空，直接返回 null。
ps：空链的表达方式不是 head = null，而是 head 指向一个结点，head.next = null，head.item = null，如下图所示：
（之所以叫空链版本一，是因为这不是最终形态，这样设计会有问题，详解见下一节）
巧妙脱链哨兵版
offer() 是非阻塞的，它在执行任何一条语句都有被打断的可能，这就不太妙了。
考虑下面这个场景：“线程A正执行出队，刚进入 for 循环，即刚把当前头指针暂存在 h，p 中，此时它被中断了，另一个出队线程得到执行机会，并抢先把头结点出队了。终于又轮到线程A继续执行。。。”
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-BoHziBjv-1659596641174)(https://upload-images.jianshu.io/upload_images/25149744-d8899c693f272de9.jpg?imageMogr2/auto-orient/strip%7CimageView2/2/w/1240)]
上图左侧为线程A正准备执行出队操作的初始状态，但它被中断了，另一个线程抢先把头结点 Node1 出队脱链了，并将 next 置空。当线程A恢复执行时，老母鸡变鸭的场景如上图右侧所示。
按照版本三的算法，之前暂存的头结点 p 的 item 字段已被置空，所以会往后遍历以定位到第一个 item 非空的结点。但尴尬的事情来了，因为在将头结点脱链时会将其 next 也置空。当 p 指针往后移动一个结点后就发现是空指针，版本三的算法判定这种情况即是链表被掏空，所以返回了 null。但明明链上还有一个 Node2 结点。。。
所以 “脱链结点” 和 “链尾结点” 的判定得区分开来。修改一下脱链方法：
final void updateHead(Node h, Node p) {
// 若修改头结点 CAS 竞争成功，则将头结点自旋（next域指向自己）
if (h != p && casHead(h, p))
lazySetNext(h, h);
}
// 将 head.next 指向自己
static void lazySetNext(Node node, Node val) {
U.putOrderedObject(node, NEXT, val);
}
头结点脱链操作分为两步：
- 将头指针安全地指向新结点。
- 将头结点自旋，即 next 指针指向自己。 这两步操作的效果如下图所示：
脱链结点 和 链尾结点 的判断条件区分开之后，脱链结点就有 “哨兵” 的效果：
- 脱链结点的判断条件为
p == p.next - 链尾结点的判断条件为
p.next == null相应的修改出队算法：
// 出队版本四
public E poll() {
restartFromHead:
// 第一层轮询
for(;;) {
// 第二层轮询
for (Node h = head, p = h, q;;) {
E item = p.item;
// 找到真正的非空链头
if (item != null && casItem(p, item, null)) {
for(;;) {
Node newHead = ((q = p.next) != null) ? q : p;
if (updateHead(head, newHead)) return item;
}
}
// 空链
else if ((q = p.next) == null) {
updateHead(h, p);
return null;
}
// 哨兵：p 指向结点已经脱链，从新 head 开始重新遍历
else if (p == q)
continue restartFromHead;
// 当还有后续结点
else {
p = q;
}
}
}
}
新增了一个逻辑分支else if (p == q)用于表示当前遍历结点已脱链，脱链即表示头结点 head 已被更新到新位置。所以“从头遍历以寻找第一个 item 非空的结点”这项工作应该从新的 head 出发，即 p 应该被新 head 赋值，为了实现该效果，就不得不用上 goto 这个骚操作，在 java 中用 continue 实现。
性能优化最终版
版本四已经可以正确地在多线程场景下实现出队，但还有一个地方可以被优化。
虽然 CAS 是非阻塞的竞争，但竞争就要耗费 CPU 资源。所以能不竞争就不竞争，在当前算法中“更新链头指针”就是可以缓一缓的竞争。
// 出队版本五
public E poll() {
restartFromHead:
for(;;) {
for (Node h = head, p = h, q;;) {
E item = p.item;
// 找到真正的非空头结点
if (item != null && casItem(p, item, null)) {
// 有条件地更新头指针
if(p!=h) {
Node newHead = ((q = p.next) != null) ? q : p;
if (updateHead(head, newHead)) return item;
}
return item;
}
else if ((q = p.next) == null) {
updateHead(h, p);
return null;
}
else if (p == q)
continue restartFromHead;
else {
p = q;
}
}
}
}
为更新头指针增加了条件p!=h，即只有当 head 指针滞后时才更新它。
因为 head 滞后必然造成 p 和 h 指向不同结点。p 的使命是从 head 出发往后定位到第一个 item 不空的结点。若 head 没有滞后，则 p 无需往后遍历，此时 p 必然等于 h。
不及时更新链头指针会导致算法出错吗？不会。因为该算法其实并不相信 head，所以安排了工作指针 p 通过遍历来找到真正的头结点。但不及时更新让竞争的次数直接减半，提高了性能。
阶段性总结：
非阻塞线程安全队列的出队算法总结如下：
- 总是从头指针出发向后寻找真正的头结点（item 非空），若找到，则将头结点 item 域置 null（CAS保证线程安全），表示结点出队，若未找到则返回 null。
- 采用 “自旋” 的方式来实现脱链（结点指针域与链脱钩），即 next 域指向自己（CAS保证线程安全）。自旋形成了哨兵的效果，使得往后遍历寻找真正头结点的过程中可感知到结点脱链。
- 滞后的头指针：“出队”、“脱链”、“更新头指针”不是配对的。理论上每次出队都应该脱链并更新头指针，为了提高性能，两次出队对应一次脱链+更新头指针，造成头结点会间歇性地滞后。
- 因为是非阻塞的，出队操作可能被其他线程打断，若是被入队打断则基本无害，因为队头队尾是两块不同的内存地址，不会有线程安全问题。若是被另一个出队线程打断，就可能发生想出的结点被其他线程抢先出队的情况。通过检测自旋+从头开始来定位到新得头结点解决。
入队
用同样的思路，一步步徒手写一个入队算法。
基础版
入队在链表结构上，即是链尾插入，这个算法很简单，特别是在已知尾指针tail的情况下：
// 入队版本一
public boolean offer(E e) {
Node newNode = createNode(e)// 构建新结点
tail.next = newNode;// 链尾链入新结点
tail = newNode;// 更新链尾指针
return true;
}
非阻塞线程安全版
但在多线程情况下就变得有点复杂，比如在向尾结点插入新结点的同时，另一个线程正在删除这个尾结点。
尾结点tail这个变量是多线程共享的，对它的操作需要考虑线程安全问题。和出队操作一样使用 CAS。
对于链尾插入的场景来说，尾结点 next 指针的期望值是null，若不是 null 则表示尾结点被另一个线程修改了，比如被另一个写线程抢先一步在尾部插入了一个新结点。尾结点 next 指针的新值自然是 newNode。
CAS 的封装如下：
// java.util.concurrent.ConcurrentLinkedQueue
private static final sun.misc.Unsafe U = sun.misc.Unsafe.getUnsafe();
static boolean casNext(Node node, Node cmp, Node val) {
return U.compareAndSwapObject(node, NEXT, cmp, val);
}
castNext()即是 CAS 机制的一个实现，它在多线程下将 Node 结点的 next 指针安全地赋予新值。
除此之外，还需要一个casTail()：
private boolean casTail(Node cmp, Node val) {
return U.compareAndSwapObject(this, TAIL, cmp, val);
}
它在多线程下将链尾指针安全地赋予新值。
用这个思路，写一个线程安全的入队算法：
// 入队版本二
public boolean offer(E e) {
Node newNode = createNode(e)
// 轮询
for (;;) {
// 尾插入 CAS 竞争
if (casNext(tail, null, newNode)) {
// 若竞争成功，则更新尾指针 CAS 竞争
for(;;){
if (casTail(tail, newNode)) return true;
}
}
}
}
死循环修正版
这下尾插入算是线程安全了，但这个算法还差点东西，假设某线程在 CAS 的竞争中失败，而另一个线程赢得了竞争，成功地在链尾插入了新结点。因为轮询的存在失败线程会继续尝试，但往后一切的尝试都将失败，因为预期值已经不再是 null，程序陷入了死循环。
为了解决死循环，修改逻辑如下：
// 入队版本三
public boolean offer(E e) {
Node newNode = createNode(e)
// 循环之初新增工作指针 p 指向尾结点
for (Node p = tail;;) {
// 工作指针 q 表示 p 的后续结点
Node q = p.next;
// 找到真正的尾结点，进行 CAS 尾插入
if (q == null) {
if (casNext(p, null, newNode)) {
for(;;) {
if (casTail(tail, newNode)) return true;
}
}
} else {
p = q; // p 指针向后移动一个结点
}
}
}
新增了两个工作指针 p 和 q，它们相互配合往后遍历队列，目的是找到真正的链尾结点。
当某线程 CAS 竞争失败，另一个获胜线程成功地在链尾插入了新结点，因为轮询的存在，失败线程会继续走到if (q == null)，但此时 q 必然不为 null（因为另一个线程已经成功插入新结点），就会走到 else 分支执行 p 结点后移，即使另一个线程偷偷地插入了 n 个新结点也不要紧，工作指针会一直往后移动，直到找到了新的尾结点，此刻 if (q == null) 再次成立，将再次尝试 CAS 竞争。
失败者窘境优化版
第二个版本的尾插入算法看上去好了很多，但还有可以优化的地方。
考虑下面这个场景，失败者的窘境：若某线程 CAS 竞争失败，另一获胜线程在链尾插入 10 个结点。不巧，失败线程一直没被调度执行，该过程中，其他线程疯狂地往链尾插入了 90 个结点。终于失败线程恢复了执行，难道还要往后遍历 100 个结点才能再次 CAS 竞争吗？在这 100 次遍历过程中又被其他线程抢先插入新结点怎么样？岂不是得无穷无尽地遍历？感觉失败线程将永远得不到机会插入新结点。。。
解决方案是 “抄近路”。竞争失败后，工作指针 p 往后遍历的目的是 “找到真正的尾结点”，既然别的线程已成功插入了新结点，tail 必然已被更新，那直接将 p 指向 tail 不是可以抄近路吗？
// 入队版本三
public boolean offer(E e) {
Node newNode = createNode(e)
// 循环之初新增工作指针 t 保存 tail 的副本
for (Node t = tail, p = t;;) {
Node q = p.next;
if (q == null) {
if (casNext(p, null, newNode)) {
for(;;) {
if (casTail(tail, newNode)) return true;
}
}
} else {
// 性能优化：若其他线程偷偷地插入新结点，则直接指向最新的链尾结点
p = t != (t = tail) ? t : q;
}
}
}
新增了链尾指针 t，它是链尾指针 tail 在当前线程内存中的副本，为啥要保存一份副本？因为 tail 是线程共享变量，当别的线程修改 tail 之后，就可对比 t 和 tail 是否相等来判断链尾是否发生了后移。
本人从事网路安全工作12年，曾在2个大厂工作过，安全服务、售后服务、售前、攻防比赛、安全讲师、销售经理等职位都做过，对这个行业了解比较全面。
最近遍览了各种网络安全类的文章，内容参差不齐，其中不伐有大佬倾力教学，也有各种不良机构浑水摸鱼，在收到几条私信，发现大家对一套完整的系统的网络安全从学习路线到学习资料，甚至是工具有着不小的需求。
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网络安全工具箱
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项目实战
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