Java面試中AQS最全面解析
前置思考
實(shí)現(xiàn)鎖應(yīng)該考慮的問題：
- 如何獲取資源(鎖)？
- 獲取不到資源的線程如何處理？
- 如何釋放資源？
- 資源釋放后如何讓其他線程獲取資源？
由此可以得出實(shí)現(xiàn)一把鎖，應(yīng)該具備哪些邏輯：
- 鎖的標(biāo)識(shí)
需要有個(gè)標(biāo)識(shí)或者狀態(tài)來表示鎖是否已經(jīng)被占用。 - 線程搶鎖的邏輯
多個(gè)線程如何搶鎖，如何才算搶到鎖，已經(jīng)搶到鎖的線程再次搶鎖如何處理等等。 - 線程掛起的邏輯
線程如果搶到鎖自然順利往下運(yùn)行了，而那些沒有搶到鎖的線程怎么處理呢？如果一直處于活躍狀態(tài)，cpu肯定是吃不消，那就需要掛起。具體又如何掛起呢？ - 線程存儲(chǔ)機(jī)制
沒有搶到鎖的線程就掛起了，而且被掛起的線程可能有很多個(gè)，這些線程總要放在某個(gè)地方保存起來等待喚醒，然而這么多被掛起的線程，要喚醒哪一個(gè)呢？這就需要一套保存機(jī)制來支撐喚醒邏輯。 - 線程釋放鎖的邏輯
線程在執(zhí)行完后就要釋放鎖，跟搶鎖邏輯是對(duì)應(yīng)的，其實(shí)也是操作鎖標(biāo)識(shí)。 - 線程喚醒的邏輯
鎖釋放后，就要去喚醒被阻塞的線程，這就要考慮喚醒誰(shuí)，如何喚醒，喚醒后的線程做什么事情。
帶著上面的思考，我們來看看AQS是怎么處理的。
AQS由來
在最早期java中的同步機(jī)制是通過關(guān)鍵字synchronized實(shí)現(xiàn)，這個(gè)鎖是java原生的，jvm層面實(shí)現(xiàn)的。在1.6之前synchronized的性能比較低，是一把純重量級(jí)鎖。
后來，Doug Lea開發(fā)并引入了java.util.concurrent包，這個(gè)包基本涵蓋了java并發(fā)操作的半壁江山，該包內(nèi)的并發(fā)工具類基本是以AQS為基礎(chǔ)的，AQS提高了同步操作的性能，在性能上遠(yuǎn)超當(dāng)時(shí)的synchronized，后來synchronized做了優(yōu)化，java1.6及之后兩者的性能就差不多了。
AQS是什么
AQS的全稱為AbstractQueuedSynchronizer。
AQS其實(shí)是一個(gè)抽象類，它實(shí)現(xiàn)了線程掛起的邏輯，實(shí)現(xiàn)了線程存儲(chǔ)機(jī)制，實(shí)現(xiàn)了鎖的狀態(tài)邏輯，實(shí)現(xiàn)了線程喚醒的邏輯，卻只定義了線程搶鎖和釋放鎖的抽象，這樣做的目的是將搶鎖和釋放鎖的邏輯交給子類來實(shí)現(xiàn)，這樣有助于實(shí)現(xiàn)各種不同特性的鎖，比如共享鎖，獨(dú)占鎖，公平鎖，非公平鎖，可重入等。并且以模板方法模式將上述上鎖流程和釋放鎖流程封裝為固定模板方法。所以AQS就是一個(gè)多線程訪問共享資源的同步器框架。
AQS實(shí)現(xiàn)同步機(jī)制有兩種模式，一種是獨(dú)占模式，一種是共享模式。兩種模式分別提供提供兩個(gè)模板方法實(shí)現(xiàn)。四個(gè)模板方法為acquire，release，acquireShared，releaseShared。
- 獨(dú)占模式的鎖是只允許一個(gè)線程持有鎖
- 共享模式的鎖是允許多余一個(gè)的線程持有鎖
- 接下來分別介紹這四個(gè)方法的邏輯
acquire方法解析
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}acquire方法是獨(dú)占模式上鎖的整個(gè)邏輯，這個(gè)方法是一個(gè)模板方法，其中的tryAcquire是獲取鎖的邏輯，這個(gè)方法是一個(gè)抽象方法，由具體的子類實(shí)現(xiàn)，如何獲取鎖，怎樣才算獲取到鎖這些問題子類自己決定，AQS不做處理。
addWaiter方法負(fù)責(zé)是線程存儲(chǔ)的邏輯，aqs里面存儲(chǔ)機(jī)制的核心是兩個(gè)隊(duì)列，等待隊(duì)列和條件隊(duì)列，它們用來保存被阻塞的線程，在這個(gè)方法中通過cas+自旋的方式將線程添加到等待隊(duì)列中。
先來介紹等待隊(duì)列，等待隊(duì)列的結(jié)構(gòu)如下：
圖片
等待隊(duì)列是一個(gè)雙向鏈表，每個(gè)節(jié)點(diǎn)就是一個(gè)node對(duì)象，node是aqs類中的一個(gè)靜態(tài)內(nèi)部類，它的屬性如下：
- node{thread；prev；next；nextWaiter；waitStatus；}
- thread是當(dāng)前node節(jié)點(diǎn)所綁定的線程；
- prev是前置節(jié)點(diǎn)的引用；
- next是后置節(jié)點(diǎn)的引用；
- nextWaiter如果是等待隊(duì)列節(jié)點(diǎn)就標(biāo)示獨(dú)占模式節(jié)點(diǎn)還是共享模式，如果是條件隊(duì)列節(jié)點(diǎn)就作為后置節(jié)點(diǎn)指針；
waitStatus是節(jié)點(diǎn)的狀態(tài)，其狀態(tài)值如下：
- static final int CANCELLED = 1; 出現(xiàn)異常
- static final int SIGNAL = -1;可被喚醒
- static final int CONDITION = -2; 條件等待
- static final int PROPAGATE = -3;傳播
AQS類自身也有幾個(gè)比較重要的屬性：
//正在持有鎖的線程
private transient Thread exclusiveOwnerThread;
//等待隊(duì)列的頭節(jié)點(diǎn)
private transient volatile Node head;
//等待隊(duì)列的尾節(jié)點(diǎn)
private transient volatile Node tail;
//鎖標(biāo)識(shí)字段
private volatile int state;了解了等待隊(duì)列，接下來具體看看addWaiter方法的邏輯；
- 首先如果隊(duì)列還沒有初始化會(huì)先初始化隊(duì)列，初始化就是先創(chuàng)建一個(gè)空的node節(jié)點(diǎn)，把a(bǔ)qs里面的head和tail屬性指向這個(gè)空的node,初始化完成；
圖片
- 先創(chuàng)建一個(gè)node節(jié)點(diǎn)，默認(rèn)屬性如下：
node{ thread=當(dāng)前線程t1；prev；next；nextWaiter=獨(dú)占模式；waitStatus=0}
開始入隊(duì)操作，入隊(duì)就是cas+自旋的方式將tail指針指向新加入的node節(jié)點(diǎn)，并且把新加入的node和head建立雙向指針。
圖片
cas是保證原子性的，多線程操作的情況下，當(dāng)前線程可能會(huì)操作失敗，自旋是為了失敗重試，保證一定能夠入隊(duì)成功。
入隊(duì)成功后，就要掛起線程了，acquireQueued方法就是掛起操作。
這個(gè)方法比較核心，線程掛起的邏輯和線程喚醒后的邏輯都在此方法中，源碼如下：
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}邏輯解析：
- 開啟for循環(huán)，讓線程處于循環(huán)中
- node節(jié)點(diǎn)已經(jīng)入隊(duì)，先拿到node節(jié)點(diǎn)的前置節(jié)點(diǎn)，然后做如下判斷
if (p == head && tryAcquire(arg))上面介紹了等待隊(duì)列，等待隊(duì)列的head節(jié)點(diǎn)永遠(yuǎn)是一個(gè)不綁定線程的節(jié)點(diǎn)，所以拿到前置節(jié)點(diǎn)后判斷是否為head節(jié)點(diǎn)，如果為head節(jié)點(diǎn)才有資格再次獲取鎖，可以發(fā)現(xiàn)如果隊(duì)列中已經(jīng)有其他線程處于阻塞等待狀態(tài)，新入隊(duì)線程是在這個(gè)判斷中永遠(yuǎn)會(huì)返回fasle。
這個(gè)判斷加在這里有什么用處呢？
有兩個(gè)用處：第一個(gè)是入隊(duì)后掛起前這個(gè)時(shí)間段中，可能鎖已經(jīng)被釋放了，所以這里再次嘗試獲取鎖，這樣就不用阻塞掛起了；第二個(gè)用處是，這個(gè)判斷處于循環(huán)中，阻塞掛起的動(dòng)作也是在循環(huán)中，當(dāng)被喚醒后，線程會(huì)從被掛起的點(diǎn)繼續(xù)運(yùn)行，會(huì)再次進(jìn)入這個(gè)判斷，從而實(shí)現(xiàn)被喚醒的線程再次嘗試換取鎖的邏輯。
- 如果沒有獲取到鎖，那接下來就會(huì)進(jìn)入這個(gè)方法shouldParkAfterFailedAcquire，這個(gè)方法的源碼如下
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}代碼邏輯為：獲取node節(jié)點(diǎn)的前置節(jié)點(diǎn)的waitStatus屬性；
如果waitStatus為-1返回true；
如果waitStatus>0,根據(jù)waitStatus狀態(tài)可知，大于0的只有1，1代表線程被取消或者線程異常，所以這里的做法是將異常的node節(jié)點(diǎn)從隊(duì)列中移除，采用的方式為從尾節(jié)點(diǎn)開始向前遍歷判斷移除，直到遇到一個(gè)非異常節(jié)點(diǎn)。返回false。
如果waitStatus小于-1，那就把waitStatus通過cas改為-1，返回false。
如果此方法返回false，因?yàn)楫?dāng)前處在循環(huán)中，所以會(huì)再次進(jìn)入此方法，此時(shí)一定會(huì)返回true。
只有將當(dāng)前node節(jié)點(diǎn)的前置節(jié)點(diǎn)設(shè)置為-1后，此方法才會(huì)返回true,從而會(huì)進(jìn)入后面的parkAndCheckInterrupt()方法，這個(gè)方法就很簡(jiǎn)單了，就是調(diào)用LockSupport類的park方法將線程阻塞掛起。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}為什么在阻塞前一定要將當(dāng)前node節(jié)點(diǎn)的前置節(jié)點(diǎn)置為-1？
waitStatus為-1代表可喚醒狀態(tài)，獨(dú)占模式下，AQS在喚醒被阻塞線程的時(shí)候，總是通過判斷head節(jié)點(diǎn)的waitStatus狀態(tài)，如果為可喚醒狀態(tài)代表head后面的節(jié)點(diǎn)可以被喚醒，否則不允許喚醒。
這樣做的好處是，當(dāng)head節(jié)點(diǎn)后面線程獲取到鎖并出隊(duì)后，可以直接將head指針移動(dòng)到第一個(gè)線程節(jié)點(diǎn)，然后將此節(jié)點(diǎn)上的前置指針刪除，將線程屬性刪除，作為新的head節(jié)點(diǎn)。
圖片
當(dāng)線程調(diào)用park方法后，線程就阻塞在這里，當(dāng)被喚醒后，線程也是從這個(gè)點(diǎn)繼續(xù)往下進(jìn)行，此時(shí)依然處在循環(huán)中，這個(gè)時(shí)候會(huì)開始新一輪循環(huán)，從而再次進(jìn)入嘗試獲取鎖的判斷，如果獲取到鎖，就出隊(duì)，否則再次進(jìn)入阻塞掛起的方法進(jìn)行掛起操作。
這里的設(shè)計(jì)是先搶鎖，搶到鎖后再出隊(duì)，避免在沒有搶到鎖的情況下不用再次入隊(duì)造成的時(shí)間消耗。
release方法解析
//獨(dú)占模式的鎖調(diào)用的釋放鎖邏輯
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}這個(gè)方法也是一個(gè)模板方法，tryRelease是釋放鎖的方法，它是抽象方法，具體由子類來實(shí)現(xiàn)。
釋放成功后就要喚醒被阻塞的線程，核心邏輯在下面這個(gè)方法中，源碼如下：
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}先看下整體邏輯，這兩段代碼的邏輯其實(shí)很簡(jiǎn)單：
- head節(jié)點(diǎn)的waitStatus屬性為-1，才能進(jìn)入unparkSuccessor進(jìn)行喚醒邏輯
- 在unparkSuccessor方法中首先會(huì)將head節(jié)點(diǎn)的waitStatus改為0
- 取head節(jié)點(diǎn)的下一個(gè)節(jié)點(diǎn)next，要判斷next節(jié)點(diǎn)的waitStatus屬性是否大于0，如果大于0表示此節(jié)點(diǎn)異?；蛘弑蝗∠麑儆诜钦９?jié)點(diǎn)，從尾節(jié)點(diǎn)向前遍歷直到找到最靠近head節(jié)點(diǎn)的正常節(jié)點(diǎn)，即為要喚醒的線程。
- 最后調(diào)用LockSupport.unpark方法喚醒線程。
邏輯很容能看懂，但是這里有個(gè)問題，為什么前面有這段代碼
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);后面unparkSuccessor方法又有這一段代碼
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);不難看出邏輯是waitStatus不為0進(jìn)入unparkSuccessor方法，進(jìn)入方法馬上把waitStatus改為0，這是在阻止后續(xù)的線程再進(jìn)來。
那真正的用意是什么呢？
通過上面代碼可以知道釋放鎖邏輯和喚醒邏輯是分開的，看下面的時(shí)間抽
- 線程1搶到鎖
- 線程1釋放鎖
- 線程2搶到鎖
- 線程1判斷head節(jié)點(diǎn)waitStatus狀態(tài)為-1后，進(jìn)入unparkSuccessor方法執(zhí)行喚醒操作，該方法第一步是將waitStatus狀態(tài)改為0
- 線程2釋放鎖
- 線程2判斷head節(jié)點(diǎn)waitStatus狀態(tài)為0后，不會(huì)進(jìn)入unparkSuccessor方法
上面這個(gè)場(chǎng)景是非公平鎖的場(chǎng)景，公平鎖說的是所有線程都要按照順序排隊(duì)獲取鎖，而非公平鎖說的是新進(jìn)來的線程可以和剛被喚醒的線程搶鎖。
在非公平鎖的場(chǎng)景中，如果代碼塊中的邏輯執(zhí)行的足夠快就有可能發(fā)生上面的情況，線程1和線程2都是都去喚醒同一個(gè)線程，所以這里通過將head節(jié)點(diǎn)的waitStatus改為0的方式將其他線程拒之門外，這樣就保證在head節(jié)點(diǎn)后面的線程只會(huì)由一個(gè)線程去喚醒。
acquireShared方法解析
//共享模式的鎖調(diào)用的上鎖邏輯
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}此方法同樣是一個(gè)模板方法，tryAcquireShared方法是抽象方法，供子類實(shí)現(xiàn)搶鎖的邏輯，doAcquireShared方法則是實(shí)現(xiàn)阻塞掛起和入隊(duì)，doAcquireShared方法源碼如下：
private void doAcquireShared(int arg) {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
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);
}
}private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
Node h = head;
setHead(node);
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 || (h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}通過源碼會(huì)發(fā)現(xiàn)doAcquireShared這個(gè)方法合并了入隊(duì)和掛起兩個(gè)步驟，整體的邏輯基本和獨(dú)占模式一樣，接下來只介紹不同的地方。
第一個(gè)不同，入隊(duì)的時(shí)候創(chuàng)建的node節(jié)點(diǎn)為共享模式節(jié)點(diǎn)，即nextWaiter屬性的值不同。
第二個(gè)不同，獨(dú)占模式下線程被喚醒重新獲取到鎖后，就要出隊(duì)了，而共享模式下除了出隊(duì)，還會(huì)判斷是否資源充足，如果充足就喚醒下一個(gè)節(jié)點(diǎn)。
releaseShared方法解析
//共享模式的鎖調(diào)用的釋放鎖的邏輯
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}同樣此方法也是模板方法，tryReleaseShared方法是交給子類實(shí)現(xiàn)的釋放鎖的邏輯，doReleaseShared方法則是aqs自己實(shí)現(xiàn)的喚醒邏輯，喚醒邏輯和獨(dú)占模式下的喚醒邏輯大同小異，都是喚醒head節(jié)點(diǎn)的下一個(gè)節(jié)點(diǎn)綁定的線程，不再過多贅述。
總結(jié)一下獨(dú)占和共享模式在aqs中實(shí)現(xiàn)的最大不同是被喚醒的線程出隊(duì)后會(huì)在資源充足的情況下順便喚醒其后面節(jié)點(diǎn)的線程。
AQS中的Condition
上面說過，AQS有兩個(gè)隊(duì)列，等待隊(duì)列和條件隊(duì)列，上面介紹了等待隊(duì)列，但是條件隊(duì)列一直未提，那么條件隊(duì)列是做什么的呢？
先說下條件隊(duì)列的結(jié)構(gòu)；
AQS內(nèi)部有一個(gè)內(nèi)部類ConditionObject，其內(nèi)部維護(hù)了一個(gè)單向鏈表（先進(jìn)先出），這個(gè)內(nèi)部類內(nèi)有兩個(gè)屬性：firstWaiter和lastWaiter分別指向單向鏈表的頭結(jié)點(diǎn)和尾節(jié)點(diǎn)，這個(gè)單向鏈表就是條件隊(duì)列，和等待隊(duì)列的不同處是它的頭節(jié)點(diǎn)是綁定線程的,條件隊(duì)列的結(jié)構(gòu)如下：
圖片
這個(gè)內(nèi)部類主要的方法是如下三個(gè)，這里直接說每個(gè)方法的底層邏輯，源碼就不展示了，可以自己去查閱源碼。
首先先說下Condition整體的思維邏輯。
- 入隊(duì)，包括初始化條件隊(duì)列，隊(duì)列的節(jié)點(diǎn)依然是node對(duì)象,利用nextWaiter屬性指向下一個(gè)節(jié)點(diǎn)，waitStatus屬性的值默認(rèn)為-2，代表等待。
- 釋放鎖，在入隊(duì)后就要釋放鎖了。
- 阻塞
- 條件達(dá)成后換隊(duì)。
- 阻塞被喚醒后，按照獨(dú)占鎖的方式去再次嘗試搶鎖嗎，這里和獨(dú)占模式下的喚醒邏輯是一樣的。
await()的邏輯；
- 入隊(duì)，包括初始化條件隊(duì)列，隊(duì)列的節(jié)點(diǎn)依然是node對(duì)象,利用nextWaiter屬性指向下一個(gè)節(jié)點(diǎn)，waitStatus屬性的值默認(rèn)為-2，代表等待。
- 釋放鎖，在入隊(duì)后就要釋放鎖了。
- 阻塞。
signal()的邏輯；
- 條件達(dá)成后換隊(duì)
- 阻塞被喚醒后，按照獨(dú)占鎖的方式去再次嘗試搶鎖嗎，這里和獨(dú)占模式下的喚醒邏輯是一樣的。
條件達(dá)成后換隊(duì)的意思就是將條件隊(duì)里的頭節(jié)點(diǎn)移動(dòng)到獨(dú)占模式的等待隊(duì)列中去，入隊(duì)的方式和獨(dú)占模式下入隊(duì)方式一樣，入隊(duì)之后會(huì)將當(dāng)前節(jié)點(diǎn)的前一個(gè)節(jié)點(diǎn)的waitStatus置為-1，代表可喚醒。
- signalAll()的邏輯
這個(gè)方法和上面的方法一樣，不同點(diǎn)就是此方法是將條件隊(duì)列的節(jié)點(diǎn)一個(gè)一個(gè)全部移動(dòng)到等待隊(duì)列上去。
看的出來Condition中的條件隊(duì)列依賴等待隊(duì)列，具體使用可以參考ReentrantLock。你會(huì)發(fā)現(xiàn)在ReentrantLock鎖里面使用Condition，就相當(dāng)于在synchronized代碼塊中使用object類的wait方法和nottfyf。
為了更好的理解Condition，一起看下ArrayBlockingQueue的實(shí)現(xiàn)，它是一個(gè)數(shù)組實(shí)現(xiàn)的先進(jìn)先出的有界阻塞隊(duì)列，隊(duì)列滿，入隊(duì)者等待，隊(duì)列空，出隊(duì)者等待。
這個(gè)隊(duì)列有兩個(gè)重要的特點(diǎn)：先進(jìn)先出和隊(duì)列有界。
為保證先進(jìn)先出，需要加鎖處理，獲取到鎖的線程才有資格向隊(duì)列中放數(shù)據(jù)或者取出數(shù)據(jù)。
那如何保證隊(duì)列有界的情況下等待處理呢？這個(gè)時(shí)候就用到Condition了，它的邏輯是這樣的，所有想向隊(duì)列添加數(shù)據(jù)的和所有想從隊(duì)列取數(shù)據(jù)的線程一起競(jìng)爭(zhēng)鎖，拿到鎖的那個(gè)線程才有資格操作，ArrayBlockingQueue維護(hù)里兩個(gè)Condition對(duì)象，也就相當(dāng)于維護(hù)兩個(gè)條件隊(duì)列，如果是添加數(shù)據(jù)的某個(gè)線程搶到了鎖，在操作添加的時(shí)候，發(fā)現(xiàn)隊(duì)列已滿，此時(shí)該線程無法將數(shù)據(jù)插進(jìn)去，需要等待有一個(gè)數(shù)據(jù)被取走后才能做添加操作，但是該線程占有鎖資源，取數(shù)據(jù)的線程進(jìn)不來，所以就無法進(jìn)行下去，ArrayBlockingQueue的做法是將該線程放入條件隊(duì)列阻塞掛起，等到有一個(gè)數(shù)據(jù)被取走后，再把條件隊(duì)列中的掛起的線程搬運(yùn)到鎖的等待隊(duì)里上去，從而再次獲取排隊(duì)搶鎖的資格。
之所以維護(hù)兩個(gè)Condition條件隊(duì)列是為了將添加數(shù)據(jù)的線程和取數(shù)據(jù)的線程分開，根據(jù)不同的條件操作不同的條件隊(duì)列。
有沒有發(fā)現(xiàn)，這不就是synchronized代碼塊中的object類的wait方法嗎？
但是不同點(diǎn)是調(diào)用object類的wait方法阻塞的線程，要么只有一個(gè)被釋放，要么全部釋放。
而Condition就不同了，因?yàn)槟憧梢月暶鞫鄠€(gè)Condition對(duì)象，將不同條件下阻塞的線程放入不同的Condition對(duì)象，釋放的時(shí)候也按照條件釋放，這就真正意義上實(shí)現(xiàn)了按條件釋放。
我說的釋放是重新獲取排隊(duì)搶奪資源的資格。
AQS中的中斷
不可中斷說的是阻塞狀態(tài)不能被終止。
我們知道synchronized是不可中斷的鎖，當(dāng)線程因?yàn)楦?jìng)爭(zhēng)資源失敗而進(jìn)入阻塞狀態(tài)后，唯一能讓該線程結(jié)束阻塞的方式就是持有鎖資源的線程處理完成后，被阻塞的線程被喚醒。
synchronized中的阻塞狀態(tài)不可中斷是因?yàn)榫€程的阻塞喚醒是由操作系統(tǒng)來管理，而AQS中的阻塞之所以支持中斷是因?yàn)樯湘i是通過LockSupport類的park方法來實(shí)現(xiàn)的，當(dāng)線程調(diào)用park方法阻塞后，如果調(diào)用此線程interrupt方法，阻塞狀態(tài)就會(huì)中斷，也就是阻塞中的線程會(huì)被喚醒。
但是調(diào)用acquire上鎖的時(shí)候如果沒有獲取到鎖就會(huì)被阻塞，此時(shí)如果調(diào)用被阻塞線程的interrupt方法就會(huì)喚醒這個(gè)線程，但是此時(shí)被喚醒的線程處于循環(huán)之中，會(huì)重新去搶鎖，如果獲取不到依然會(huì)再次阻塞，也就是說acquire方法中被阻塞的線程被中斷后只不過會(huì)讓線程提前加入搶鎖，但是并不會(huì)增加搶到鎖的概率，因?yàn)橹挥凶枞?duì)列的頭節(jié)點(diǎn)才有資格搶鎖。
這里介紹一個(gè)知識(shí)點(diǎn)：常見的可中斷方法sleep,wait,park方法，這三個(gè)方法都會(huì)使得線程處于靜止?fàn)顟B(tài)，此時(shí)調(diào)用interrupt方法，會(huì)中斷其靜止?fàn)顟B(tài)，線程從而處于重新被激活的狀態(tài)，不同的是被激活后的線程的中斷狀態(tài)是不一樣的，sleep和wait方法被激活后，線程的中斷狀態(tài)為false，而park方法被激活后，線程的中斷狀態(tài)為true，這是需要注意的。
按照上面的說法AQS雖然支持中斷，但是似乎沒什么用，其實(shí)AQS還有一個(gè)相對(duì)于acquire方法不那么常用的方法tryAcquireNanos方法。
跟一下這個(gè)方法進(jìn)入doAcquireNanos方法，主要邏輯就在這個(gè)方法中，其實(shí)和tryAcquireNanos和acquire一樣，都是搶鎖，入隊(duì)，阻塞，喚醒那一套邏輯。
不同的是tryAcquireNanos方法還具備兩個(gè)技能：
- 支持指定阻塞時(shí)間，一定時(shí)間后線程將會(huì)自動(dòng)喚醒，自動(dòng)喚醒后的線程的中斷狀態(tài)為false。
- 支持被中斷后拋出異常InterruptedException。
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
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 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);
}
}上面的代碼可以清楚的看到阻塞操作是通過這段代碼實(shí)現(xiàn)：
LockSupport.parkNanos(TimeUnit.SECONDS.toNanos(10));parkNanos方法相對(duì)與park方法的區(qū)別就是parkNanos方法可以指定阻塞時(shí)間。
而下面這段代碼實(shí)現(xiàn)的就是阻塞被中斷的時(shí)候主動(dòng)拋出InterruptedException異常，可以讓方法外部捕獲到這個(gè)異常，從而達(dá)到真正的阻塞中斷。
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
