干貨滿滿（汽車里的aqs是什么意思）車子aqs是什么意思，
前言
談到并發(fā)，我們不得不說AQS(AbstractQueuedSynchronizer)，所謂的AQS即是抽象的隊列式的同步器，內(nèi)部定義了很多鎖相關(guān)的方法，我們熟知的ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch、Semaphore等都是基于AQS來實現(xiàn)的。
我們先看下AQS相關(guān)的UML圖：
思維導圖：
AQS 實現(xiàn)原理
AQS中 維護了一個volatile int state（代表共享資源）和一個FIFO線程等待隊列（多線程爭用資源被阻塞時會進入此隊列）。
這里volatile能夠保證多線程下的可見性，當state=1則代表當前對象鎖已經(jīng)被占有，其他線程來加鎖時則會失敗，加鎖失敗的線程會被放入一個FIFO的等待隊列中，比列會被UNSAFE.park()操作掛起，等待其他獲取鎖的線程釋放鎖才能夠被喚醒。
另外state的操作都是通過CAS來保證其并發(fā)修改的安全性。
具體原理我們可以用一張圖來簡單概括：
AQS 中提供了很多關(guān)于鎖的實現(xiàn)方法，
getState()：獲取鎖的標志 state 值
setState()：設置鎖的標志 state 值tryAcquire(int)：獨占方式獲取鎖。嘗試獲取資源，成功則返回 true，失敗則返回 false。
tryRelease(int)：獨占方式釋放鎖。嘗試釋放資源，成功則返回 true，失敗則返回 false。這里還有一些方法并沒有列出來，接下來我們以ReentrantLock作為突破點通過源碼和畫圖的形式一步步了解AQS內(nèi)部實現(xiàn)原理。
目錄結(jié)構(gòu)
文章準備模擬多線程競爭鎖、釋放鎖的場景來進行分析AQS源碼：
三個線程(線程一、線程二、線程三)同時來加鎖/釋放鎖
目錄如下：
線程一加鎖成功時AQS內(nèi)部實現(xiàn)
線程二/三加鎖失敗時AQS中等待隊列的數(shù)據(jù)模型線程一釋放鎖及線程二獲取鎖實現(xiàn)原理
通過線程場景來講解公平鎖具體實現(xiàn)原理通過線程場景來講解 Condition 中 await()和signal()實現(xiàn)原理這里會通過畫圖來分析每個線程加鎖、釋放鎖后AQS內(nèi)部的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和實現(xiàn)原理
場景分析
線程一加鎖成功如果同時有三個線程并發(fā)搶占鎖，此時線程一搶占鎖成功，線程二和線程三搶占鎖失敗，具體執(zhí)行流程如下：
此時AQS內(nèi)部數(shù)據(jù)為：
線程二、線程三加鎖失?。?/p>
有圖可以看出，等待隊列中的節(jié)點Node是一個雙向鏈表，這里SIGNAL是Node中waitStatus屬性，Node中還有一個nextWaiter屬性，這個并未在圖中畫出來，這個到后面Condition會具體講解的。
具體看下?lián)屨兼i代碼實現(xiàn)：
這里使用的ReentrantLock 非公平鎖，線程進來直接利用CAS嘗試搶占鎖，如果搶占成功state值回被改為 1，且設置對象獨占鎖線程為當前線程。如下所示：
我們按照真實場景來分析，線程一搶占鎖成功后，state變?yōu)?1，線程二通過CAS修改state變量必然會失敗。此時AQS中FIFO(First In First Out 先進先出)隊列中數(shù)據(jù)如圖所示：
我們將線程二執(zhí)行的邏輯一步步拆解來看：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():
先看看tryAcquire()的具體實現(xiàn)： java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .nonfairTryAcquire():
nonfairTryAcquire()方法中首先會獲取state的值，如果不為 0 則說明當前對象的鎖已經(jīng)被其他線程所占有，接著判斷占有鎖的線程是否為當前線程，如果是則累加state值，這就是可重入鎖的具體實現(xiàn)，累加state值，釋放鎖的時候也要依次遞減state值。
如果state為 0，則執(zhí)行CAS操作，嘗試更新state值為 1，如果更新成功則代表當前線程加鎖成功。
以線程二為例，因為線程一已經(jīng)將state修改為 1，所以線程二通過CAS修改state的值不會成功。加鎖失敗。
線程二執(zhí)行tryAcquire()后會返回 false，接著執(zhí)行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)邏輯，將自己加入到一個FIFO等待隊列中，代碼實現(xiàn)如下：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter():
這段代碼首先會創(chuàng)建一個和當前線程綁定的Node節(jié)點，Node為雙向鏈表。此時等待對內(nèi)中的tail指針為空，直接調(diào)用enq(node)方法將當前線程加入等待隊列尾部：
第一遍循環(huán)時tail指針為空，進入 if 邏輯，使用CAS操作設置head指針，將head指向一個新創(chuàng)建的Node節(jié)點。此時AQS中數(shù)據(jù)：
執(zhí)行完成之后，head、tail、t都指向第一個Node元素。
接著執(zhí)行第二遍循環(huán)，進入else邏輯，此時已經(jīng)有了head節(jié)點，這里要操作的就是將線程二對應的Node節(jié)點掛到head節(jié)點后面。此時隊列中就有了兩個Node節(jié)點：
addWaiter()方法執(zhí)行完后，會返回當前線程創(chuàng)建的節(jié)點信息。繼續(xù)往后執(zhí)行acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg) 邏輯，此時傳入的參數(shù)為線程二對應的Node節(jié)點信息：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued():
acquireQueued()這個方法會先判斷當前傳入的Node對應的前置節(jié)點是否為head，如果是則嘗試加鎖。加鎖成功過則將當前節(jié)點設置為head節(jié)點，然后空置之前的head節(jié)點，方便后續(xù)被垃圾回收掉。
如果加鎖失敗或者Node的前置節(jié)點不是head節(jié)點，就會通過shouldParkAfterFailedAcquire方法 將head節(jié)點的waitStatus變?yōu)榱薙IGNAL=-1，最后執(zhí)行parkAndChecknIterrupt方法，調(diào)用LockSupport.park()掛起當前線程。
此時AQS中的數(shù)據(jù)如下圖：
此時線程二就靜靜的待在AQS的等待隊列里面了，等著其他線程釋放鎖來喚醒它。
線程三搶占鎖失敗看完了線程二搶占鎖失敗的分析，那么再來分析線程三搶占鎖失敗就很簡單了，先看看addWaiter(Node mode)方法：
此時等待隊列的tail節(jié)點指向線程二，進入if邏輯后，通過CAS指令將tail節(jié)點重新指向線程三。接著線程三調(diào)用enq()方法執(zhí)行入隊操作，和上面線程二執(zhí)行方式是一致的，入隊后會修改線程二對應的Node中的waitStatus=SIGNAL。最后線程三也會被掛起。此時等待隊列的數(shù)據(jù)如圖：
現(xiàn)在來分析下釋放鎖的過程，首先是線程一釋放鎖，釋放鎖后會喚醒head節(jié)點的后置節(jié)點，也就是我們現(xiàn)在的線程二，具體操作流程如下：
執(zhí)行完后等待隊列數(shù)據(jù)如下：
此時線程二已經(jīng)被喚醒，繼續(xù)嘗試獲取鎖，如果獲取鎖失敗，則會繼續(xù)被掛起。如果獲取鎖成功，則AQS中數(shù)據(jù)如圖：
接著還是一步步拆解來看，先看看線程一釋放鎖的代碼：
這里首先會執(zhí)行tryRelease()方法，這個方法具體實現(xiàn)在ReentrantLock中，如果tryRelease執(zhí)行成功，則繼續(xù)判斷head節(jié)點的waitStatus是否為 0，前面我們已經(jīng)看到過，head的waitStatue為SIGNAL(-1)，這里就會執(zhí)行unparkSuccessor()方法來喚醒head的后置節(jié)點，也就是我們上面圖中線程二對應的Node節(jié)點。
此時看ReentrantLock.tryRelease()中的具體實現(xiàn)：
執(zhí)行完ReentrantLock.tryRelease()后，state被設置成 0，Lock 對象的獨占鎖被設置為 null。此時看下AQS中的數(shù)據(jù)：
接著執(zhí)行java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor()方法，喚醒head的后置節(jié)點：
這里主要是將head節(jié)點的waitStatus設置為 0。
此時重新將head指針指向線程二對應的Node節(jié)點，且使用LockSupport.unpark方法來喚醒線程二。
被喚醒的線程二會接著嘗試獲取鎖，用CAS指令修改state數(shù)據(jù)。 執(zhí)行完成后可以查看AQS中數(shù)據(jù)：
此時線程二被喚醒，線程二接著之前被park的地方繼續(xù)執(zhí)行，繼續(xù)執(zhí)行acquireQueued()方法。
線程二喚醒繼續(xù)加鎖此時線程二被喚醒，繼續(xù)執(zhí)行for循環(huán)，判斷線程二的前置節(jié)點是否為head，如果是則繼續(xù)使用tryAcquire()方法來嘗試獲取鎖，其實就是使用CAS操作來修改state值，如果修改成功則代表獲取鎖成功。接著將線程二設置為head節(jié)點，然后空置之前的head節(jié)點數(shù)據(jù)，被空置的節(jié)點數(shù)據(jù)等著被垃圾回收。
此時線程二獲取鎖成功，AQS中隊列數(shù)據(jù)如下：
等待隊列中的數(shù)據(jù)都等待著被垃圾回收。
線程二釋放鎖/線程三加鎖當線程二釋放鎖時，會喚醒被掛起的線程三，流程和上面大致相同，被喚醒的線程三會再次嘗試加鎖，具體代碼可以參考上面內(nèi)容。具體流程圖如下：
此時AQS中隊列數(shù)據(jù)如圖：
公平鎖實現(xiàn)原理
上面所有的加鎖場景都是基于非公平鎖來實現(xiàn)的，非公平鎖是ReentrantLock的默認實現(xiàn)，那我們接著來看一下公平鎖的實現(xiàn)原理，這里先用一張圖來解釋公平鎖和非公平鎖的區(qū)別：
非公平鎖執(zhí)行流程：
這里我們還是用之前的線程模型來舉例子，當線程二釋放鎖的時候，喚醒被掛起的線程三，線程三執(zhí)行tryAcquire()方法使用CAS操作來嘗試修改state值，如果此時又來了一個線程四也來執(zhí)行加鎖操作，同樣會執(zhí)行tryAcquire()方法。
這種情況就會出現(xiàn)競爭，線程四如果獲取鎖成功，線程三仍然需要待在等待隊列中被掛起。這就是所謂的非公平鎖，線程三辛辛苦苦排隊等到自己獲取鎖，卻眼巴巴的看到線程四插隊獲取到了鎖。
公平鎖執(zhí)行流程：
公平鎖在加鎖的時候，會先判斷AQS等待隊列中是存在節(jié)點，如果存在節(jié)點則會直接入隊等待，具體代碼如下.
公平鎖在獲取鎖是也是首先會執(zhí)行acquire()方法，只不過公平鎖單獨實現(xiàn)了tryAcquire()方法：
#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():
這里會執(zhí)行ReentrantLock中公平鎖的tryAcquire()方法
#java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync.tryAcquire():
這里會先判斷state值，如果不為 0 且獲取鎖的線程不是當前線程，直接返回 false 代表獲取鎖失敗，被加入等待隊列。如果是當前線程則可重入獲取鎖。
如果state=0則代表此時沒有線程持有鎖，執(zhí)行hasQueuedPredecessors()判斷AQS等待隊列中是否有元素存在，如果存在其他等待線程，那么自己也會加入到等待隊列尾部，做到真正的先來后到，有序加鎖。具體代碼如下：
#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.hasQueuedPredecessors():
這段代碼很有意思，返回false代表隊列中沒有節(jié)點或者僅有一個節(jié)點是當前線程創(chuàng)建的節(jié)點。返回true則代表隊列中存在等待節(jié)點，當前線程需要入隊等待。
先判斷head是否等于tail，如果隊列中只有一個Node節(jié)點，那么head會等于tail。
接著判斷(s = h.next) == null，這種屬于一種極端情況，在enq()入隊操作中，此時不是原子性操作，可能存在這種情況：
在第一個紅框處，例如 線程一 執(zhí)行完成，此時 head 已經(jīng)有值，而還未執(zhí)行tail=head的時候，此時 線程二 判斷 head != tail成立。而接著 線程一 執(zhí)行完第二個紅框處，此時tail = node，但是并未將head.next指向node。而這時 線程二 就會得到head.next == null成立，直接返回 true。這種情況代表有節(jié)點正在做入隊操作。
如果head.next不為空，那么接著判斷head.next節(jié)點是否為當前線程，如果不是則返回 false。大家要記清楚，返回 false 代表 FIFO 隊列中沒有等待獲取鎖的節(jié)點，此時線程可以直接嘗試獲取鎖，如果返回 true 代表有等待線程，當前線程如要入隊排列，這就是體現(xiàn)公平鎖的地方。
非公平鎖和公平鎖的區(qū)別： 非公平鎖性能高于公平鎖性能。非公平鎖可以減少CPU喚醒線程的開銷，整體的吞吐效率會高點，CPU也不必取喚醒所有線程，會減少喚起線程的數(shù)量
非公平鎖性能雖然優(yōu)于公平鎖，但是會存在導致線程饑餓的情況。在最壞的情況下，可能存在某個線程一直獲取不到鎖。不過相比性能而言，饑餓問題可以暫時忽略，這可能就是ReentrantLock默認創(chuàng)建非公平鎖的原因之一了。
Condition 實現(xiàn)原理
Condition 簡介上面已經(jīng)介紹了AQS所提供的核心功能，當然它還有很多其他的特性，這里我們來繼續(xù)說下Condition這個組件。
其中AbstractQueueSynchronizer中實現(xiàn)了Condition中的方法，主要對外提供awaite(Object.wait())和signal(Object.notify())調(diào)用。
Condition Demo 示例使用示例代碼：
執(zhí)行結(jié)果如下圖：
這里線程一先獲取鎖，然后使用await()方法掛起當前線程并釋放鎖，線程二獲取鎖后使用signal喚醒線程一。
Condition 實現(xiàn)原理圖解我們還是用上面的demo作為實例，執(zhí)行的流程如下：
線程一執(zhí)行await()方法：
先看下具體的代碼實現(xiàn)，#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.await()：
await()方法中首先調(diào)用addConditionWaiter()將當前線程加入到Condition隊列中。
執(zhí)行完后我們可以看下Condition隊列中的數(shù)據(jù)：
具體實現(xiàn)代碼為：
這里會用當前線程創(chuàng)建一個Node節(jié)點，waitStatus為CONDITION。接著會釋放該節(jié)點的鎖，調(diào)用之前解析過的release()方法，釋放鎖后此時會喚醒被掛起的線程二，線程二會繼續(xù)嘗試獲取鎖。
接著調(diào)用isOnSyncQueue()方法是判斷當前的線程節(jié)點是不是在同步隊列中，因為上一步已經(jīng)釋放了鎖，也就是說此時可能有線程已經(jīng)獲取鎖同時可能已經(jīng)調(diào)用了singal()方法，如果已經(jīng)喚醒，那么就不應該park了，而是退出while方法，從而繼續(xù)爭搶鎖。
此時線程一被掛起，線程二獲取鎖成功。
具體流程如下圖：
線程二執(zhí)行signal()方法：
首先我們考慮下線程二已經(jīng)獲取到鎖，此時AQS等待隊列中已經(jīng)沒有了數(shù)據(jù)。
接著就來看看線程二喚醒線程一的具體執(zhí)行流程：
先判斷當前線程是否為獲取鎖的線程，如果不是則直接拋出異常。 接著調(diào)用doSignal()方法來喚醒線程。
這里先從transferForSignal()方法來看，通過上面的分析我們知道Condition隊列中只有線程一創(chuàng)建的一個Node節(jié)點，且waitStatue為CONDITION，先通過CAS修改當前節(jié)點waitStatus為 0，然后執(zhí)行enq()方法將當前線程加入到等待隊列中，并返回當前線程的前置節(jié)點。
加入等待隊列的代碼在上面也已經(jīng)分析過，此時等待隊列中數(shù)據(jù)如下圖：
接著開始通過CAS修改當前節(jié)點的前置節(jié)點waitStatus為SIGNAL，并且喚醒當前線程。此時AQS中等待隊列數(shù)據(jù)為：
線程一被喚醒后，繼續(xù)執(zhí)行await()方法中的 while 循環(huán)。
因為此時線程一的waitStatus已經(jīng)被修改為 0，所以執(zhí)行isOnSyncQueue()方法會返回false。跳出while循環(huán)。
接著執(zhí)行acquireQueued()方法，這里之前也有講過，嘗試重新獲取鎖，如果獲取鎖失敗繼續(xù)會被掛起。直到另外線程釋放鎖才被喚醒。
此時線程一的流程都已經(jīng)分析完了，等線程二釋放鎖后，線程一會繼續(xù)重試獲取鎖，流程到此終結(jié)。
Condition 總結(jié)我們總結(jié)下 Condition 和 wait/notify 的比較：
Condition 可以精準的對多個不同條件進行控制，wait/notify 只能和 synchronized 關(guān)鍵字一起使用，并且只能喚醒一個或者全部的等待隊列；
Condition 需要使用 Lock 進行控制，使用的時候要注意 lock()后及時的 unlock()，Condition 有類似于 await 的機制，因此不會產(chǎn)生加鎖方式而產(chǎn)生的死鎖出現(xiàn)，同時底層實現(xiàn)的是 park/unpark 的機制，因此也不會產(chǎn)生先喚醒再掛起的死鎖，一句話就是不會產(chǎn)生死鎖，但是 wait/notify 會產(chǎn)生先喚醒再掛起的死鎖。總結(jié)
這里用了一步一圖的方式結(jié)合三個線程依次加鎖/釋放鎖來展示了ReentrantLock的實現(xiàn)方式和實現(xiàn)原理，而ReentrantLock底層就是基于AQS實現(xiàn)的，所以我們也對AQS有了深刻的理解。
另外還介紹了公平鎖與非公平鎖的實現(xiàn)原理，Condition的實現(xiàn)原理，基本上都是使用源碼+繪圖的講解方式，盡量讓大家更容易去理解。
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