目录 公平锁和非公平锁 Condition 1、大体实现流程 2.await方法 3. 将节点加入到条件队列 4. 完全释放独占锁 5. 等待进入阻塞队列 6. signal 唤醒线程，转移到阻塞队列 7. 获取独占锁 7. 总结 正文 我们接着上一篇文章继续，本文讲讲解ReentrantLock 公平锁和非公平锁的区别，深入分析 AbstractQueuedSynchronizer 中的 ConditionObject 回到顶部 公平锁和非公平锁 ReentrantLock 默认采用非公平锁，除非你在构造方法中传入参数 true 。 复制代码 public ReentrantLock() { sync = new NonfairSync(); } public ReentrantLock(boolean fair) { sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync(); } 复制代码 公平锁的 lock 方法： 复制代码 static final class FairSync extends Sync { final void lock() { acquire(1); } // AbstractQueuedSynchronizer.acquire(int arg) public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); } protected final boolean tryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState(); if (c == 0) { // 1. 和非公平锁相比，这里多了一个判断：是否有线程在等待 if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } return false; } } 复制代码 非公平锁的 lock 方法： 复制代码 static final class NonfairSync extends Sync { final void lock() { // 2. 和公平锁相比，这里会直接先进行一次CAS，成功就返回了 if (compareAndSetState(0, 1)) setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else acquire(1); } // AbstractQueuedSynchronizer.acquire(int arg) public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); } protected final boolean tryAcquire(int acquires) { return nonfairTryAcquire(acquires); } } /** * Performs non-fair tryLock. tryAcquire is implemented in * subclasses, but both need nonfair try for trylock method. */ final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState(); if (c == 0) { if (compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) // overflow throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } return false; } 复制代码 总结：公平锁和非公平锁只有两处不同： 非公平锁在调用 lock 后，首先就会调用 CAS 进行一次抢锁，如果这个时候恰巧锁没有被占用，那么直接就获取到锁返回了。 非公平锁在 CAS 失败后，和公平锁一样都会进入到 tryAcquire 方法，在 tryAcquire 方法中，如果发现锁这个时候被释放了（state == 0），非公平锁会直接 CAS 抢锁，但是公平锁会判断等待队列是否有线程处于等待状态，如果有则不去抢锁，乖乖排到后面。 公平锁和非公平锁就这两点区别，如果这两次 CAS 都不成功，那么后面非公平锁和公平锁是一样的，都要进入到阻塞队列等待唤醒。 非公平锁让获取锁的时间变得更加不确定，可能会导致在阻塞队列中的线程长期处于饥饿状态。 回到顶部 Condition JUC提供了Lock可以方便的进行锁操作，但是有时候我们也需要对线程进行条件性的阻塞和唤醒，这时我们就需要condition条件变量，它就像是在线程上加了多个开关，可以方便的对持有锁的线程进行阻塞和唤醒。 Condition主要是为了在J.U.C框架中提供和Java传统的监视器风格的wait，notify和notifyAll方法类似的功能。 condition 是依赖于 ReentrantLock 的，不管是调用 await 进入等待还是 signal 唤醒，都必须获取到锁才能进行操作。 每个 ReentrantLock 实例可以通过调用多次 newCondition 产生多个 ConditionObject 的实例： 复制代码 final ConditionObject newCondition() { return new ConditionObject(); } 复制代码 我们首先来看下我们关注的 Condition 的实现类 AbstractQueuedSynchronizer 类中的 ConditionObject。 复制代码 public class ConditionObject implements Condition, java.io.Serializable { private static final long serialVersionUID = 1173984872572414699L; // 条件队列的第一个节点 // 不要管这里的关键字 transient，是不参与序列化的意思 private transient Node firstWaiter; // 条件队列的最后一个节点 private transient Node lastWaiter; ...... 复制代码 在上一篇介绍 AQS 的时候，我们有一个阻塞队列，用于保存等待获取锁的线程的队列。这里我们引入另一个概念，叫条件队列（condition queue） 1、大体实现流程 AQS等待队列与Condition队列是两个相互独立的队列 await()就是在当前线程持有锁的基础上释放锁资源，并新建Condition节点加入到Condition的队列尾部，阻塞当前线程 signal()就是将Condition的头节点移动到AQS等待节点尾部，让其等待再次获取锁 以下是AQS队列和Condition队列的出入结点的示意图，可以通过这几张图看出线程结点在两个队列中的出入关系和条件。 I.初始化状态：AQS等待队列有3个Node，Condition队列有1个Node(也有可能1个都没有) II.节点1执行Condition.await() 1.将head后移 2.释放节点1的锁并从AQS等待队列中移除 3.将节点1加入到Condition的等待队列中 4.更新lastWaiter为节点1 III.节点2执行signal()操作 5.将firstWaiter后移 6.将节点4移出Condition队列 7.将节点4加入到AQS的等待队列中去 8.更新AQS的等待队列的tail 基本上，把这几张图看懂，你也就知道 condition 的处理流程了。 　　1.我们知道一个 ReentrantLock 实例可以通过多次调用 newCondition() 来产生多个 Condition 实例，这里对应 condition1 和 condition2。注意，ConditionObject 只有两个属性 firstWaiter 和 lastWaiter； 　　2.每个 condition 有一个关联的条件队列，如线程 1 调用 condition1.await() 方法即可将当前线程 1 包装成 Node 后加入到条件队列中，然后阻塞在这里，不继续往下执行，条件队列是一个单向链表； 　　3.调用 condition1.signal() 会将condition1 对应的条件队列的 firstWaiter 移到阻塞队列的队尾，等待获取锁，获取锁后 await 方法返回，继续往下执行。 这里，我们简单回顾下 Node 的属性： 复制代码 volatile int waitStatus; // 可取值 0、CANCELLED(1)、SIGNAL(-1)、CONDITION(-2)、PROPAGATE(-3) volatile Node prev; volatile Node next; volatile Thread thread; Node nextWaiter; 复制代码 prev 和 next 用于实现阻塞队列的双向链表，nextWaiter 用于实现条件队列的单向链表 2.await方法 ReentrantLock是独占锁，一个线程拿到锁后如果不释放，那么另外一个线程肯定是拿不到锁，所以在lock.lock()和lock.unlock()之间可能有一次释放锁的操作（同样也必然还有一次获取锁的操作）。在进入lock.lock()后唯一可能释放锁的操作就是await()了。也就是说await()操作实际上就是释放锁，然后挂起线程，一旦条件满足就被唤醒，再次获取锁！ 复制代码 public final void await() throws InterruptedException { if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); Node node = addConditionWaiter(); //构造一个新的等待队列Node加入到队尾 int savedState = fullyRelease(node); //释放当前线程的独占锁，不管重入几次，都把state释放为0 int interruptMode = 0; //如果当前节点没有在同步队列上，即还没有被signal，则将当前线程阻塞 while (!isOnSyncQueue(node)) { // 线程挂起 LockSupport.park(this); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) //被中断则直接退出自旋 break; } //退出了上面自旋说明当前节点已经在同步队列上，但是当前节点不一定在同步队列队首。acquireQueued将阻塞直到当前节点成为队首，即当前线程获得了锁。然后await()方法就可以退出了，让线程继续执行await()后的代码。 if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) interruptMode = REINTERRUPT; if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled unlinkCancelledWaiters(); if (interruptMode != 0) reportInterruptAfterWait(interruptMode); } 复制代码 3. 将节点加入到条件队列 复制代码 // 将当前线程对应的节点入队，插入队尾 private Node addConditionWaiter() { Node t = lastWaiter; // 如果条件队列的最后一个节点取消了，将其清除出去 if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) { // 这个方法会遍历整个条件队列，然后会将已取消的所有节点清除出队列 unlinkCancelledWaiters(); t = lastWaiter; } Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION); // 如果队列为空 if (t == null) firstWaiter = node; else t.nextWaiter = node; lastWaiter = node; return node; } 复制代码 在addWaiter 方法中，有一个 unlinkCancelledWaiters() 方法，该方法用于清除队列中已经取消等待的节点。 复制代码 // 等待队列是一个单向链表，遍历链表将已经取消等待的节点清除出去 // 纯属链表操作，很好理解，看不懂多看几遍就可以了 private void unlinkCancelledWaiters() { Node t = firstWaiter; Node trail = null; while (t != null) { Node next = t.nextWaiter; // 如果节点的状态不是 Node.CONDITION 的话，这个节点就是被取消的 if (t.waitStatus != Node.CONDITION) { t.nextWaiter = null; if (trail == null) firstWaiter = next; else trail.nextWaiter = next; if (next == null) lastWaiter = trail; } else trail = t; t = next; } } 复制代码 4. 完全释放独占锁 复制代码 // 首先，我们要先观察到返回值 savedState 代表 release 之前的 state 值 // 对于最简单的操作：先 lock.lock()，然后 condition1.await()。 // 那么 state 经过这个方法由 1 变为 0，锁释放，此方法返回 1 // 相应的，如果 lock 重入了 n 次，savedState == n // 如果这个方法失败，会将节点设置为"取消"状态，并抛出异常 IllegalMonitorStateException final int fullyRelease(Node node) { boolean failed = true; try { int savedState = getState(); // 这里使用了当前的 state 作为 release 的参数，也就是完全释放掉锁，将 state 置为 0 if (release(savedState)) { failed = false; return savedState; } else { throw new IllegalMonitorStateException(); } } finally { if (failed) node.waitStatus = Node.CANCELLED; } } 复制代码 5. 等待进入阻塞队列 复制代码 int interruptMode = 0; while (!isOnSyncQueue(node)) { // 线程挂起 LockSupport.park(this); if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0) break; } 复制代码 isOnSyncQueue(Node node) 用于判断节点是否已经转移到阻塞队列了： 复制代码 final boolean isOnSyncQueue(Node node) { //如果当前节点状态是CONDITION或node.prev是null，则证明当前节点在等待队列上而不是同步队列上。之所以可以用node.prev来判断，是因为一个节点如果要加入同步队列，在加入前就会设置好prev字段。 if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null) return false; //如果node.next不为null，则一定在同步队列上，因为node.next是在节点加入同步队列后设置的 if (node.next != null) // If has successor, it must be on queue return true; return findNodeFromTail(node); //前面的两个判断没有返回的话，就从同步队列队尾遍历一个一个看是不是当前节点。 } // 从同步队列的队尾往前遍历，如果找到，返回 true private boolean findNodeFromTail(Node node) { Node t = tail; for (;;) { if (t == node) return true; if (t == null) return false; t = t.prev; } } 复制代码 回到前面的循环，isOnSyncQueue(node) 返回 false 的话，那么进到 LockSupport.park(this); 这里线程挂起。 6. signal 唤醒线程，转移到阻塞队列 为了大家理解，这里我们先看唤醒操作，因为刚刚到 LockSupport.park(this); 把线程挂起了，等待唤醒。 唤醒操作通常由另一个线程来操作，就像生产者-消费者模式中，如果线程因为等待消费而挂起，那么当生产者生产了一个东西后，会调用 signal 唤醒正在等待的线程来消费。 复制代码 // 唤醒等待了最久的线程 // 其实就是，将这个线程对应的 node 从条件队列转移到阻塞队列 public final void signal() { // 调用 signal 方法的线程必须持有当前的独占锁 if (!isHeldExclusively()) throw new IllegalMonitorStateException(); Node first = firstWaiter; if (first != null) doSignal(first); } // 从条件队列队头往后遍历，找出第一个需要转移的 node // 因为前面我们说过，有些线程会取消排队，但是还在队列中 private void doSignal(Node first) { do { // 将 firstWaiter 指向 first 节点后面的第一个 // 如果将队头移除后，后面没有节点在等待了，那么需要将 lastWaiter 置为 null if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null) lastWaiter = null; // 因为 first 马上要被移到阻塞队列了，和条件队列的链接关系在这里断掉 first.nextWaiter = null; } while (!transferForSignal(first) && (first = firstWaiter) != null); // 这里 while 循环，如果 first 转移不成功，那么选择 first 后面的第一个节点进行转移，依此类推 } // 将节点从条件队列转移到阻塞队列 // true 代表成功转移 // false 代表在 signal 之前，节点已经取消了 final boolean transferForSignal(Node node) { // CAS 如果失败，说明此 node 的 waitStatus 已不是 Node.CONDITION，说明节点已经取消， // 既然已经取消，也就不需要转移了，方法返回，转移后面一个节点 // 否则，将 waitStatus 置为 0 if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0)) return false; // enq(node): 自旋进入阻塞队列的队尾 // 注意，这里的返回值 p 是 node 在阻塞队列的前驱节点 Node p = enq(node); int ws = p.waitStatus; // ws > 0 说明 node 在阻塞队列中的前驱节点取消了等待锁，直接唤醒 node 对应的线程。唤醒之后会怎么样，后面再解释 // 如果 ws <= 0, 那么 compareAndSetWaitStatus 将会被调用，上篇介绍的时候说过，节点入队后，需要把前驱节点的状态设为 Node.SIGNAL(-1) if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL)) // 如果前驱节点取消或者 CAS 失败，会进到这里唤醒线程，之后的操作看下一节 LockSupport.unpark(node.thread); return true; } 复制代码 正常情况下，ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL) 这句中，ws <= 0，而且 compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL) 会返回 true，所以一般也不会进去 if 语句块中唤醒 node 对应的线程。然后这个方法返回 true，也就意味着 signal 方法结束了，节点进入了阻塞队列,此时await()还是挂起状态,并没有被唤醒。 我们可以看到，signal方法只是将Node修改了状态，并没有唤醒线程。要将修改状态后的Node唤醒，唤起线程是在unlock()中。这个方法会对阻塞队列里面的线程从头到尾对状态为-1的节点做唤醒操作，具体可以看我上一篇文章,并发编程（五）——AbstractQueuedSynchronizer 之 ReentrantLock源码分析 unlock（）将此线程唤醒后，await()中可以继续执行，此线程被唤醒的时候它的前驱节点肯定是首节点了，因为unlock（）方法是从头到尾进行唤醒 假设发生了阻塞队列中的前驱节点取消等待，或者 CAS 失败，只要唤醒线程，让其进到下一步即可。 7. 获取独占锁 线程被唤醒后，此时节点已经在缓存队列的第一个等待节点了，while (!isOnSyncQueue(node)) 将会退出循环。 复制代码 1 if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE) 2 interruptMode = REINTERRUPT; 3 4 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { 5 boolean failed = true; 6 try { 7 boolean interrupted = false; 8 for (;;) { 9 final Node p = node.predecessor(); 10 if (p == head && tryAcquire(arg)) { 11 setHead(node); 12 p.next = null; // help GC 13 failed = false; 14 return interrupted; 15 } 16 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && 17 parkAndCheckInterrupt()) 18 interrupted = true; 19 } 20 } finally { 21 if (failed) 22 cancelAcquire(node); 23 } 24 } 复制代码 重新获取锁就在acquireQueued方法中，上一篇文章中已经详细分析了此方法，上面已经说过，unlock（）解锁时，此线程已经在阻塞队里的第一个节点，所以第10行代码处就能尝试获取锁，并将state设置为之前的状态。此时就可以接着await()后面的业务代码继续执行了。 我们想想，上面 if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL)) 处，ws <= 0，而且 compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL) 会返回 true时，不执行LockSupport.unpark(node.thread); 呢？ 其实笔者认为这里不加这个判断条件应该也是可以的。只是对于CAS修改前驱节点状态为SIGNAL成功这种情况来说，如果不加这个判断条件，提前唤醒了线程，等进入acquireQueued方法了节点发现自己的前驱不是首节点，还要再阻塞，等到其前驱节点成为首节点并释放锁时再唤醒一次；而如果加了这个条件，线程被唤醒的时候它的前驱节点肯定是首节点了，线程就有机会直接获取同步状态从而避免二次阻塞，节省了硬件资源。 7. 总结 总的来说，Condition的本质就是等待队列和同步队列的交互： 当一个持有锁的线程调用Condition.await()时，它会执行以下步骤： 构造一个新的等待队列节点加入到等待队列队尾 释放锁，也就是将它的同步队列节点从同步队列队首移除 自旋，直到它在等待队列上的节点移动到了同步队列（通过其他线程调用signal()）或被中断 阻塞当前节点，直到它获取到了锁，也就是它在同步队列上的节点排队排到了队首。 当一个持有锁的线程调用Condition.signal()时，它会执行以下操作： 从等待队列的队首开始，尝试对队首节点执行唤醒操作；如果节点CANCELLED，就尝试唤醒下一个节点；如果再CANCELLED则继续迭代。 对每个节点执行唤醒操作时，首先将节点加入同步队列，此时await()操作的步骤3的解锁条件就已经开启了。然后分两种情况讨论： 如果先驱节点的状态为CANCELLED(>0) 或设置先驱节点的状态为SIGNAL失败，那么就立即唤醒当前节点对应的线程，此时await()方法就会完成步骤3，进入步骤4. 如果成功把先驱节点的状态设置为了SIGNAL，那么就不立即唤醒了。等到先驱节点成为同步队列首节点并释放了同步状态后，会自动唤醒当前节点对应线程的，这时候await()的步骤3才执行完成，而且有很大概率快速完成步骤4. https://www.cnblogs.com/java-chen-hao/p/10175770.html