java await signal_【Java并发008】原理层面：ReentrantLock中 await()、signal()/signalAll()全解析...

一、前言

上篇的文章中我们介绍了AQS源码中lock方法和unlock方法，这两个方法主要是用来解决并发中互斥的问题，这篇文章我们主要介绍AQS中用来解决线程同步问题的await方法、signal方法和signalAll方法，这几个方法主要对应的是synchronized中的wait方法、notify方法和notifAll方法。

二、使用层面：await()与signal()/signalAll()(了解即可)

2.1 使用层面：await()与signal()/signalAll()(了解即可)

我们实现一个阻塞的队列。

import java.util.ArrayList;

import java.util.Arrays;

import java.util.List;

import java.util.concurrent.locks.Condition;

import java.util.concurrent.locks.Lock;

import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock;

public class MyBlockedQueue {

final Lock lock = new ReentrantLock();

// 条件变量：队列不满

final Condition notFull = lock.newCondition();

// 条件变量：队列不空

final Condition notEmpty = lock.newCondition();

private volatile List list = new ArrayList<>();

// 入队

void enq(T x) {

lock.lock();

try {

while (list.size() == 10) {

// 等待队列不满

try {

notFull.await();

} catch (InterruptedException e) {

e.printStackTrace();

}

// 省略入队操作

list.add(x);

// 入队后, 通知可出队

notEmpty.signal();

} finally {

lock.unlock();

}

// 出队

void deq() {

lock.lock();

try {

while (list.isEmpty()) {

// 等待队列不空

try {

notEmpty.await();

} catch (InterruptedException e) {

e.printStackTrace();

}

list.remove(0);

// 出队后，通知可入队

notFull.signal();

} finally {

lock.unlock();

}

public List getList() {

return list;

}

public static void main(String[] args) throws InterruptedException {

MyBlockedQueue myBlockedQueue = new MyBlockedQueue<>();

Thread thread1 = new Thread(new Runnable() {

@Override

public void run() {

for (int i = 0; i < 20; i++) {

myBlockedQueue.enq(i);

}

});

Thread thread2 = new Thread(new Runnable() {

@Override

public void run() {

for (int i = 0; i < 10; i++) {

myBlockedQueue.deq();

}

});

thread1.start();

thread2.start();

try {

Thread.sleep(3000);

} catch (InterruptedException e) {

e.printStackTrace();

}

System.out.println(Arrays.toString(myBlockedQueue.getList().toArray()));

}

运行的结果如下(输出的是后面的10位)：

[10, 11, 12, 13, 14, 15, 16, 17, 18, 19]

我们可以看到condition在多线程的中使用，类似于实现了线程之前的通信：

当某个条件满足的时候，执行某个线程中操作；

当某个条件不满足的时候，将当前的线程挂起，等待这个条件满足的时候，其他的线程唤醒当前线程。

2.2 ConditionObject类和Node类

2.2.1 ConditionObject类(属性+方法)

ConditionObject类的属性

public class ConditionObject implements Condition, java.io.Serializable {

private static final long serialVersionUID = 1173984872572414699L; // 实现Serializable接口，显式指定序列化字段

private transient Node firstWaiter; // 作为Node类型，指向等待队列中第一个节点

private transient Node lastWaiter; // 作为Node类型，指向等待队列中最后一个节点

private static final int REINTERRUPT = 1; // reinterrupt 设置为final变量，命名易懂

private static final int THROW_IE = -1; // throw InterruptedException

}

ConditionObject类的方法

2.2.2 Node类

对于Node节点，属性包括七个(重点是前面五个)

volatile int waitStatus; //当前节点等待状态

volatile Node prev; //上一个节点

volatile Node next; //下一个节点

volatile Thread thread; //节点中的值

Node nextWaiter; //下一个等待节点

static final Node SHARED = new Node(); //指示节点共享还是独占，默认初始是共享

static final Node EXCLUSIVE = null;

处在同步队列中使用到的属性(加锁、解锁)包括：next prev thread waitStatus。

所以同步队列是双向非循环链表，涉及的类变量AbstractQueuedSynchronizer类中的head和tail，分别指向同步队列中的头结点和尾节点。

处在等待队列中使用到的属性(阻塞、唤醒)包括：nextWaiter thread waitStatus。

所以等待队列是单向非循环链表，涉及的类变量ConditionObject类中的firstWaiter和lastWaiter，分别指向等待队列中的头结点和尾节点。

AQS队列是工作队列、同步队列，是非循环双向队列：

当使用到head tail的时候，就说AQS队列建立起来了，单个线程不使用到head tail，所以AQS队列没有建立起来；

等待队列，是非循环单向队列：

当使用firstWaiter lastWaiter的时候，就说等待队列建立起来了。

lock()和unlock()就是操作同步队列：

lock()将线程封装到节点里面(此时，节点使用到的属性是thread nextWaiter waitStatus)，放到同步队列，即AQS队列中，unlock()将存放线程的节点从同步队列中拿出来，表示这个线程工作完成。

await()和signal()就是操作等待队列：

await()将线程封装到节点里面(此时，节点使用到的属性是thread prev next waitStatus)，放到等待队列里面，signal()从等待队列中拿出元素。

问题：为什么负责同步队列的head和tail在AbstractQueuedSynchronizer类中，但是负责等待队列的firstWaiter和lastWaiter在ConditionObject类中？

回答：

对于线程同步互斥，是直接通过ReentrantLock类对象 lock.lock() lock.unlock()实现的，而ReentrantLock类对象是调用AQS类实现加锁解锁的，所以负责同步队列的head和tail在AbstractQueuedSynchronizer类中；

对于线程阻塞和唤醒，是通过ReentrantLock类对象lock.newCondition()得到一个对应，condition引用指向这个对象，然后condition.await() condition.signal()实现的，所以负责等待队列的firstWaiter和lastWaiter在ConditionObject类中。

三、await()源码

3.1 Condition.await()执行图

我们再来看看await的源码，具体如下图：

对于上图的解释：

第一个方法插入到等待队列中，第二个方法释放同步锁，第三个方法阻塞当前线程，三个一体，不能分开。如第二个方法先于第三个方法，先释放同步锁，再挂起线程，目的：为了避免当前线程没有释放的锁的时候，然后就被挂起，从而导致其他的线程获取不到锁，亦或者导致死锁的情况。

整体流程详细：

第一步，如果某个线程的调用了await的方法，走来会将这个线程通过CAS和尾插法的方式将这个等待的线程添加到AQS的等待队列中去(解释：通过CAS和尾插法的方式是指：在cas保证线程安全的情况下，使用尾插法三步将这个线程放到一个Node结点中，插入到AQS的等待队列)，对应代码 Node node = addConditionWaiter();

第二步，然后将当前的线程进行解锁(解释：对当前线程解锁的目的是为了避免这个线程没有释放的锁的时候，然后就被挂起，从而导致其他的线程获取不到锁，亦或者导致死锁的情况)，对应代码 int savedState = fullyRelease(node);

第三步，然后将当前的线程进行park(解释：park之后这个线程只能被动地等待其他的线程调用signal方法将当前的线程unpark)，对应代码 LockSupport.park(this);

while (!isOnSyncQueue(node)) { // addConditionWaiter()返回的node,不在同步队列中，就park

LockSupport.park(this); // 将当前的线程进行park，this表示AbstractQueuedSynchronizer对象，表示当前线程

if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)

break;

}

第一个方法使用数据结构插入到等待队列中；

第二个方法使用unpark释放同步锁：unparkSuccessor(h);

第三个方法使用park阻塞当前线程：LockSupport.park(this);

3.2 condition.await()源码解析

3.2.1 第一步，addConditionWaiter()添加节点到等待队列中

private Node addConditionWaiter() {

Node t = lastWaiter;

// If lastWaiter is cancelled, clean out.

if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {

unlinkCancelledWaiters();

t = lastWaiter;

}

// 新建一个节点，节点存放当前线程，状态设置为正在等待条件CONDITION

Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);

if (t == null)

firstWaiter = node;

else

t.nextWaiter = node;

lastWaiter = node;

return node;

}

addConditionWaiter()三种情况：

第一种情况，当前等待队列中没有节点(此时firstWaiter和tailWaiter都为null)

第二种情况，当前等待队列中1-n个节点(此时firstWaiter和tailWaiter都不为null，如果一个节点，则首尾指针都指向这个节点，如果大于一个节点，则首尾指针指向相应的节点)

第三种情况，当前等待队列中1-n个节点(此时firstWaiter和tailWaiter都不为null，如果一个节点，则首尾指针都指向这个节点，如果大于一个节点，则首尾指针指向相应的节点)，但是尾指针所指向节点不是在等待队列中等待( t.waitStatus != Node.CONDITION)

3.2.1.1 第一种情况，当前等待队列中没有节点(此时firstWaiter和tailWaiter都为null)

程序执行如下：

Node t = lastWaiter; // 因为要采用尾插法，先将尾指针记录下来

Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);

firstWaiter = node; // 因为现在等待队列中就只有这一个刚刚新建的Node节点，所以，将负责等待队列的首尾指针都指向这个节点

lastWaiter = node;

return node; // 返回当前线程新建好的这个节点

程序执行如上，先将lastWaiter记录下来(因为要采用尾插法，先将尾指针记录下来)

使用当前线程新建一个节点，这个新节点Node的thread属性为当前线程(表示这个节点存放的就是当前线程，将当前线程放到一个节点中，然后这个节点放入等待队列中)，waitStatus=Condition(-2)，

尾插法经典两步：第一次进入的时候lastWaiter==null(表示当前等待队列中没有节点)，因为现在等待队列中就只有这一个刚刚新建的Node节点，所以，将负责等待队列的首尾指针都指向这个节点( firstWaiter = node; lastWaiter = node;)，

最后返回当前线程新建好的这个节点。

3.2.1.2 第二种情况，当前等待队列中1-n个节点(此时firstWaiter和tailWaiter都不为null，如果一个节点，则首尾指针都指向这个节点，如果大于一个节点，则首尾指针指向相应的节点)

Node t = lastWaiter; // 因为要采用尾插法，先将尾指针记录下来

Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);

t.nextWaiter = node; // 尾插法经典两步：(1)当前节点下一个节点为新建节点；(2)等待队列尾指针指向新建节点

lastWaiter = node;

return node; // 返回新加入等待队列的节点

程序执行为如上，先将lastWaiter记录下来(因为要采用尾插法，先将尾指针记录下来)

使用当前线程新建一个节点

尾插法经典两步：(1)当前节点下一个节点为新建节点；(2)等待队列尾指针指向新建节点

最后返回新加入等待队列的节点(里面存放当前线程)。

3.2.1.3 第三种情况，当前等待队列中1-n个节点(此时firstWaiter和tailWaiter都不为null，如果一个节点，则首尾指针都指向这个节点，如果大于一个节点，则首尾指针指向相应的节点)，但是尾指针所指向节点不是在等待队列中等待( t.waitStatus != Node.CONDITION)

执行程序如下：

Node t = lastWaiter; // 记录尾指针所指向节点，为使用尾插法准备

unlinkCancelledWaiters(); //相对于第二种的特殊情况，这里需要处理

t = lastWaiter; //相对于第二种的特殊情况，这里需要处理

Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);

t.nextWaiter = node; // 尾插法经典两步

lastWaiter = node;

return node;

执行程序如上，没什么问题，看新增的两句

unlinkCancelledWaiters();

// 解释：解绑所有的处于取消状态的等待者，

// 这个使用canceled，表示已取消状态，这里使用watiers，表示不止一个

t = lastWaiter; // 解释：重置一下t，继续记录新的尾巴指针指向的节点，为下面尾插法准备

解释unlinkCancelledWaiters()程序

private void unlinkCancelledWaiters() {

Node t = firstWaiter; // 1、记录等待队列中头指针所指向节点

// 为什么这里记录头指针指向，因为等待队列是非循环单链表，所以while循环删除已取消结点，只能从头结点开始遍历

Node trail = null; // 2、局部变量trail,下面不断移动t，用t来记录当前节点，但是因为等待列表是单链表，所以无法记录当前节点t的上一个节点，所有要在t还没有移动时候，将当前t记录下来放到trail中，然后t再移动

while (t != null) {

Node next = t.nextWaiter; // 3、准备移动，trail记录t,单链表基本操作

if (t.waitStatus != Node.CONDITION) {

t.nextWaiter = null; //

if (trail == null) // 4、这是执行 trail=t 之前执行的,trail=t 执行之前，不断向后移动，同时不断修改头指针firstWaiter

// 4.1 为什么trail=t 执行之前要不断修改头指针firstWaiter？

//因为t.waitStatus != Node.CONDITION，当前队列不行，所以要不断修改头指针firstWaiter

firstWaiter = next; //唯一一个设置头指针的地方，

// 4.2 为什么执行了trail=t之后就不要修改头指针了？

// 因为只要找到了为Node.CONDITION的t，就不会删除了，就是保留操作了，就是可以使用的等待队列了

else // 这是执行 trail=t 之后执行的

trail.nextWaiter = next; // 5、执行了 trail=t 之后，trail -> t -> next,因为t.waitStatus != Node.CONDITION，所以要去掉t,就执行 trail.nextWaiter = next; 变为 trail -> next

//5.1 为什么trail=t 执行之前不需要删除t,因为这时候trail==null

//5.2 为什么trail=t 执行之后要删除t,因为这时候firstWaiter确定了，等待队列确定了，当然要删去不合法的t,t.waitStatus != Node.CONDITION

if (next == null) // 6、这是最后一次循环执行的，当next为null,表示后面后面没有了，要跳出while循环了，就是设置这是尾指针指向了，但是此时t.waitStatus != Node.CONDITION,不能设置 lastWaiter = t;所以设置为t的前置节点 lastWaiter = trail;

lastWaiter = trail;

}

else

trail = t; // t的上一个记录到trail中

t = next; // t移动

}

对于unlinkCancelledWaiters()方法的解释：记住上面的1 2 3 4 4.1 4.2 5 5.1 5.2 6就好。

附加问题：单链表基础知识：trail是如何记录t的上一节点的

回答：

如果 t= t.nextWaiter; 那么trail无法记录t的上一个节点

于是我们将t的移动拆分开来

Node next = t.nextWaiter;

trail = t;

t = next; // 第一句和第三句实际上就是 t= t.nextWaiter;我们将其拆分开来，在t值还没有修改的时候，在第二句的时候，执行 trail=t ，将t记录下来

最后三句放在同一个while循环中就实时同步了

while (t != null){

Node next = t.nextWaiter;

trail = t;

t = next;

}

3.2.2 第二步，addConditionWaiter()返回存放当前线程的新节点后，将节点作为fullyRelease()方法的参数，这个fullyRelease()方法是要将新节点中存放的当前的线程进行解锁，并返回savedState()

final int fullyRelease(Node node) {

boolean failed = true; // 标志位，默认失败，为什么刚开始的时候默认失败？因为刚开始的时候没有执行，一定要执行之后才设置为成功

try {

int savedState = getState(); // 获取当前类变量state,这个state是用来记录当前线程的加锁次数的(因为synchronized和lock都是可重入锁，所以可以加锁多次，)

if (release(savedState)) { // 如果释放当前线程成功了，要阻塞，就是要进入等待队列，就要释放同步锁

failed = false; // 不是失败，成功了

return savedState; // 返回当前线程加锁次数，为0就是完全解锁成功了

} else {

throw new IllegalMonitorStateException();

}

} finally {

if (failed)

node.waitStatus = Node.CANCELLED;

}

public final boolean release(int arg) { // 参数就是线程加锁次数

if (tryRelease(arg)) { // 释放同步锁上一篇博客讲过参数是线程加锁次数

Node h = head;

if (h != null && h.waitStatus != 0)

unparkSuccessor(h);

return true;

}

return false;

}

解锁的核心方法就是这个release()方法(fullyRelease()方法只是调用这个release()方法，由这个release()方法提供判断，tryRelease()只是给这个release()方法提供判断)：

对于release()释放同步锁的逻辑总共有三种情况：

只有一个线程加锁，没有形成AQS队列：

这个并发过程中，只有一个线程加锁，所以AQS队列没有创建，这里if判断不成立，就是tryRelease()判断为false,release()方法直接返回false；

两个线程加锁，形成AQS队列，当线程B解锁的时候：

在并发加锁过程中(就是上一篇博客中的lock.lock()加锁)，线程A加锁成功，线程B也来加锁，但是现在线程A没有解锁，这时候形成一个AQS队列，(tip：也就是一个加锁队列，线程A和线程B都锁在这里，线程A在线程B前面，，就是上一篇博客中的)，然后线程A解锁完成了，AQS队列中就只剩下线程B，然后线程B来解锁，这个时候线程B就是AQS队列的队首元素，这个时候队首线程B的waitStatus的值为0，if中的if也不会执行(tip：有了AQS队列可以通过第一个if (tryRelease(arg))，但是 if (h != null && h.waitStatus != 0)判断的时候 h != null h.waitStatus == 0，所以无法通过第二个if)整个方法返回true。

两个线程加锁，形成AQS队列，当线程A解锁的时候：

在并发加锁过程中(就是上一篇博客中的lock.lock()加锁)，线程A加锁成功，线程B也来加锁，但是现在线程A没有解锁，这时候形成一个AQS队列，(tip：也就是一个加锁队列，线程A和线程B都锁在这里，线程A在线程B前面，，就是上一篇博客中的)，然后线程A先来解锁，这个时候线程A就是AQS队列的队首元素，由于AQS队列中有线程A和线程B两个元素，这个时候队首线程A的waitStatus的值不为0，if中的if执行，unparkSuccessor(h); 解锁头结点的下一个节点(tip：就是解锁线程B)，整个方法返回true。

这里解释一下tryRelease()，很简单

protected final boolean tryRelease(int releases) {

int c = getState() - releases; // 线程加锁次数-线程加锁次数=0

if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())

throw new IllegalMonitorStateException();

boolean free = false; // 默认释放成功为false

if (c == 0) { // 加锁次数为0

free = true; // 标志位释放同步锁成功

setExclusiveOwnerThread(null); // 独占线程为null

}

setState(c); // 重新设置类变量state 线程加锁次数

return free;

}

3.2.3 第三步，isOnSyncQueue()提供判断,LockSupport.park(this);将当前的线程进行park(解释：park就是阻塞，unpark就是解锁)

final boolean isOnSyncQueue(Node node) {

// 当前处于等待状态，而且同步队列中没有前驱者

if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null)

return false;

// 如果这个node节点在同步队列中有后继者，他一定在同步队列中，

// prev和next是作用于同步队列的指针，nextWaiter作用于等待队列的指针

if (node.next != null)

return true;

// 上面两个条件都不满足，都被else了

// node.next==null node.prev!=null&&node.waitStatus != Node.CONDITION

return findNodeFromTail(node);

}

// 能够进入这个方法的，一定是node.next==null node.prev!=null，

// 所以，在同步队列中，从后往前遍历，找到这个节点返回true,一直到最前面都没找到，返回false

private boolean findNodeFromTail(Node node) {

Node t = tail;

for (;;) {

if (t == node)

return true;

if (t == null)

return false;

t = t.prev;

}

最后执行LockSupport.park(this)，完成了将当前的线程进行park(解释：park就是阻塞，unpark就是解锁)。

四、signal()/signalAll()源码

4.1 condition.notify()整体流程图

我们再来看看signal方法和signalAll方法的源码

大致的流程就是：某个线程调用signal方法或者signalAll方法，

第一步，将等待队列中的节点放到AQS同步执行队列中(每个节点Node里面存放着线程thread)，具体地，signal方法会将当前的等待队列中第一个等待的线程的节点加入到原来的AQS队列中去，而signalAll方法是将等待队列中的所有的等待线程的节点全部加入到原来的AQS的队列中去。

第二步，获取同步锁：让他们重新获取锁，进行unpark。

第三步，唤醒当前线程：线程被唤醒，执行对应的线程中代码。

4.2 condition.notify()源码解析

4.2.1 等待队列中的节点放到AQS同步执行队列中，每个节点Node里面存放着线程thread

4.2.1.1 等待队列中的移除第一个节点

public final void signal() {

if (!isHeldExclusively())

throw new IllegalMonitorStateException();

Node first = firstWaiter; // 将等待队列中头指针指向的节点记录下来，因为我们要删去等待队列中第一个节点

if (first != null)

doSignal(first);

}

private void doSignal(Node first) {

do {

if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null) // 下一个等待元素为空，表示等待队列中只有一个元素，因为这个元素被移除，就要置空等待队列尾指针 lastWaiter = null;

lastWaiter = null;

first.nextWaiter = null;

} while (!transferForSignal(first) && (first = firstWaiter) != null);

}

对于doSignal()方法的解释：对于等待队列这个非循环单向链表的队列，要删除链表头元素

需要修改等待队列头指针，指向当前等待队列的下一个节点，即执行 firstWaiter = first.nextWaiter

需要置空当前等待队列的第一个节点的nextWaiter指针，即执行 first.nextWaiter = null;

分为两种情况：

第一种情况，等待队列中只有一个节点，则执行过程为：

firstWaiter = first.nextWaiter // 需要修改等待队列头指针，指向当前等待队列的下一个节点

lastWaiter = null; // 没有元素了，置空等待队列尾指针

first.nextWaiter = null; // 需要置空当前等待队列的第一个节点的nextWaiter指针

第二种情况，等待队列中2-n个节点，则执行过程为：

firstWaiter = first.nextWaiter // 需要修改等待队列头指针，指向当前等待队列的下一个节点

first.nextWaiter = null; // 需要置空当前等待队列的第一个节点的nextWaiter指针

transferForSignal(first) 方法，实参是first等待队列队首节点，表示等待队列队首删除的节点，同步队列队尾添加的节点

transferForSignal(first) 要将等待队列中移除的这个节点使用尾插法插入到同步队列中，所以直接将这个first节点作为参数传递给transferForSignal()操作，记住，这个first节点就是被等待队列移除的节点

final boolean transferForSignal(Node node) {

if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))

return false;

Node p = enq(node); // 将node节点这个被等待队列移除的节点尾插法插入到的同步队列中

int ws = p.waitStatus;

if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))

LockSupport.unpark(node.thread);

return true;

}

4.2.1.2 同步队列中的添加这个节点：enq()

对于enq()两种情况，

1、同步队列中没有节点，所以tail == null

2、同步队列中有节点，所以tail != null

第一种情况：同步队列中没有节点，所以tail==null，程序执行如下：

Node t = tail; // 同步队列中没有节点，tail==null

compareAndSetHead(new Node()) //

tail = head;

t=tail; // 重新更新尾节点记录

// 插入操作三步骤

node.prev = t;

compareAndSetTail(t, node)

t.next = node;

return t; // 返回尾节点前面的一个节点，当前同步队列中一共两个节点 t node,现在返回t

第二种情况：同步队列中有节点，所以tail!=null，程序执行如下：

Node t = tail; // 同步队列中没有节点，tail!=null

// 插入操作三步骤

node.prev = t;

compareAndSetTail(t, node)

t.next = node;

return t; // 返回尾节点前面的一个节点，当前同步队列中一共n个节点 node1 node2 ... t node,现在返回t

问题1：为什么enq()方法返回的是尾节点的前一个节点的状态？

回答1：因为尾节点的前一个节点，就是插入前的尾节点啊，所有说enq的意义在于两点，插入参数指定的新节点+返回原来的尾节点。

问题2：为什么enq()方法中tail==null，一定要新建一个节点？

回答2：接上面，因为enq的意义在于两点，插入参数指定的新节点+返回原来的尾节点，因为要返回原来的尾节点，所有如果没有原来的尾节点，就要新建一个节点当做原来的尾节点，为返回值服务。

4.2.2 获取同步锁(了解即可)

enq()方法给同步队列队尾添加节点后，不等transferForSignal()执行完，await()方法中的循环检测很快就检测到了，同步队列中的有了刚刚被阻塞的节点(就是刚刚被阻塞的节点从阻塞队列中出来了，到同步队列中去了，所有这个这个节点里面的线程可以竞争同步锁了，tryAcquire)

public final void await() throws InterruptedException {

if (Thread.interrupted())

throw new InterruptedException();

Node node = addConditionWaiter();

int savedState = fullyRelease(node);

int interruptMode = 0;

while (!isOnSyncQueue(node)) { // 当同步队列中有了这个节点

LockSupport.park(this);

if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)

break;

}

// acquireQueued(node, savedState)

if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)

interruptMode = REINTERRUPT;

if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled

unlinkCancelledWaiters();

if (interruptMode != 0)

reportInterruptAfterWait(interruptMode);

}

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)) { // tryAcquire获取同步锁成功

setHead(node);

p.next = null; // help GC

failed = false;

return interrupted;

}

if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())

interrupted = true;

}

} finally {

if (failed)

cancelAcquire(node);

}

4.2.3 唤醒当前线程(了解即可)

接上面，await()方法中被阻塞的节点放开后，可以参与同步锁的抢占，CAS操作抢占同步锁成功后，transferForSignal()方法里面唤醒node节点当前线程，即执行LockSupport.unpark(node.thread)语句。

final boolean transferForSignal(Node node) {

if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))

return false;

Node p = enq(node); // 将node节点这个被等待队列移除的节点尾插法插入到的同步队列中,返回尾节点的前一个节点

int ws = p.waitStatus; // 尾节点前一个节点状态，上一个尾节点的状态

if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL)) // 如果上一个尾节点ws==1,表示上一个节点已经被取消cannceled，或者上一个尾节点cas设置等待状态失败

LockSupport.unpark(node.thread); // 唤醒node线程重新同步

return true;

}

五、面试金手指

面试问题：lock机制是如何实现condition的await和signal的(因为synchronized直接使用Object类的wait()和notify()方法)？

回答：就是下面“面试金手指”部分的，都答上去就好了。

5.1 ConditionObject类和Node类

核心语言组织：AQS类和Node类

AQS本质是一个非循环的双向链表(也可以称为队列)，所以它是由一个个节点构成的，就是Node，后面的lock() unlock() await() signal()/signalAll()都是以Node为基本元素操作的，那么在这个Node类中需要保存什么信息呢？

回答：Node节点属性包括七个(重点是前面五个)

volatile int waitStatus; //当前节点等待状态

volatile Node prev; //上一个节点

volatile Node next; //下一个节点

volatile Thread thread; //节点中的值

Node nextWaiter; //下一个等待节点

static final Node SHARED = new Node(); //指示节点共享还是独占，默认初始是共享

static final Node EXCLUSIVE = null;

处在同步队列中使用到的属性(加锁、解锁)包括：next prev thread waitStatus。

所以同步队列是双向非循环链表，涉及的类变量AbstractQueuedSynchronizer类中的head和tail，分别指向同步队列中的头结点和尾节点。

处在等待队列中使用到的属性(阻塞、唤醒)包括：nextWaiter thread waitStatus。

所以等待队列是单向非循环链表，涉及的类变量ConditionObject类中的firstWaiter和lastWaiter，分别指向等待队列中的头结点和尾节点。

AQS队列是工作队列、同步队列，是非循环双向队列：

当使用到head tail的时候，就说AQS队列建立起来了，单个线程不使用到head tail，所以AQS队列没有建立起来；

等待队列，是非循环单向队列：

当使用firstWaiter lastWaiter的时候，就说等待队列建立起来了。

lock()和unlock()就是操作同步队列：

await()和signal()就是操作等待队列：

await()将线程封装到节点里面(此时，节点使用到的属性是thread prev next waitStatus)，放到等待队列里面，signal()从等待队列中拿出元素。

问题：为什么负责同步队列的head和tail在AbstractQueuedSynchronizer类中，但是负责等待队列的firstWaiter和lastWaiter在ConditionObject类中？

回答：

5.2 condition.await()

5.2.1 核心-面试语言组织(等待队列、释放同步锁、阻塞线程)

大致流程：第一个方法插入到等待队列中，第二个方法释放同步锁，第三个方法阻塞当前线程，三个一体，不能分开，第二个方法先于第三个方法，先释放同步锁，再挂起线程，目的：为了避免当前线程没有释放的锁的时候，然后就被挂起，从而导致其他的线程获取不到锁，亦或者导致死锁的情况。

整体流程详细：

第三步，然后将当前的线程进行park(解释：park之后这个线程只能被动地等待其他的线程调用signal方法将当前的线程unpark)，对应代码 LockSupport.park(this);

小结：第一个方法使用数据结构插入到等待队列中，

第二个方法使用unpark释放同步锁：unparkSuccessor(h);

第三个方法使用park阻塞当前线程：LockSupport.park(this);

5.2.2 附加-应对面试官问题的解释：等待队列：addConditionWaiter()方法，三种情况

第一种情况，当前等待队列中没有节点(此时firstWaiter和tailWaiter都为null)

程序执行如下：

Node t = lastWaiter; // 因为要采用尾插法，先将尾指针记录下来

Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);

firstWaiter = node; // 因为现在等待队列中就只有这一个刚刚新建的Node节点，所以，将负责等待队列的首尾指针都指向这个节点

lastWaiter = node;

return node; // 返回当前线程新建好的这个节点

执行程序如下：

Node t = lastWaiter; // 因为要采用尾插法，先将尾指针记录下来

Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);

t.nextWaiter = node; // 尾插法经典两步：(1)当前节点下一个节点为新建节点；(2)等待队列尾指针指向新建节点

lastWaiter = node;

return node; // 返回新加入等待队列的节点

执行程序如下：

Node t = lastWaiter; // 记录尾指针所指向节点，为使用尾插法准备

unlinkCancelledWaiters(); //相对于第二种的特殊情况，这里需要处理

t = lastWaiter; //相对于第二种的特殊情况，这里需要处理

Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);

t.nextWaiter = node; // 尾插法经典两步

lastWaiter = node;

return node;

执行程序如上，没什么问题，看新增的两句

unlinkCancelledWaiters();

// 解释：解绑所有的处于取消状态的等待者，

// 这个使用canceled，表示已取消状态，这里使用watiers，表示不止一个

t = lastWaiter; // 解释：重置一下t，继续记录新的尾巴指针指向的节点，为下面尾插法准备

特殊地，解释unlinkCancelledWaiters()程序

private void unlinkCancelledWaiters() {

Node t = firstWaiter; // 1、记录等待队列中头指针所指向节点

// 为什么这里记录头指针指向，因为等待队列是非循环单链表，所以while循环删除已取消结点，只能从头结点开始遍历

while (t != null) {

Node next = t.nextWaiter; // 3、准备移动，trail记录t,单链表基本操作

if (t.waitStatus != Node.CONDITION) {

t.nextWaiter = null; //

if (trail == null) // 4、这是执行 trail=t 之前执行的,trail=t 执行之前，不断向后移动，同时不断修改头指针firstWaiter

// 4.1 为什么trail=t 执行之前要不断修改头指针firstWaiter？

//因为t.waitStatus != Node.CONDITION，当前队列不行，所以要不断修改头指针firstWaiter

firstWaiter = next; //唯一一个设置头指针的地方，

// 4.2 为什么执行了trail=t之后就不要修改头指针了？

// 因为只要找到了为Node.CONDITION的t，就不会删除了，就是保留操作了，就是可以使用的等待队列了

else // 这是执行 trail=t 之后执行的

trail.nextWaiter = next; // 5、执行了 trail=t 之后，trail -> t -> next,因为t.waitStatus != Node.CONDITION，所以要去掉t,就执行 trail.nextWaiter = next; 变为 trail -> next

//5.1 为什么trail=t 执行之前不需要删除t,因为这时候trail==null

//5.2 为什么trail=t 执行之后要删除t,因为这时候firstWaiter确定了，等待队列确定了，当然要删去不合法的t,t.waitStatus != Node.CONDITION

lastWaiter = trail;

}

else

trail = t; // t的上一个记录到trail中

t = next; // t移动

}

5.2.3 附加-应对面试官问题的解释：释放同步锁：release()方法，三种情况

对于release()释放同步锁的逻辑总共有三种情况：

只有一个线程加锁，没有形成AQS队列：

这个并发过程中，只有一个线程加锁，所以AQS队列没有创建，这里if判断不成立，就是tryRelease()判断为false,release()方法直接返回false；

两个线程加锁，形成AQS队列，当线程B解锁的时候：

两个线程加锁，形成AQS队列，当线程A解锁的时候：

5.2.4 附加-应对面试官问题的解释：阻塞线程：isOnSyncQueue()，一种情况

final boolean isOnSyncQueue(Node node) {

// 当前处于等待状态，而且同步队列中没有前驱者

if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null)

return false;

// 如果这个node节点在同步队列中有后继者，他一定在同步队列中，

// prev和next是作用于同步队列的指针，nextWaiter作用于等待队列的指针

if (node.next != null)

return true;

// 上面两个条件都不满足，都被else了

// node.next==null node.prev!=null&&node.waitStatus != Node.CONDITION

return findNodeFromTail(node);

}

// 能够进入这个方法的，一定是node.next==null node.prev!=null，

// 所以，在同步队列中，从后往前遍历，找到这个节点返回true,一直到最前面都没找到，返回false

private boolean findNodeFromTail(Node node) {

Node t = tail;

for (;;) {

if (t == node)

return true;

if (t == null)

return false;

t = t.prev;

}

最后执行LockSupport.park(this)，完成了将当前的线程进行park(解释：park就是阻塞，unpark就是解锁)。

5.3 condition.notify()

5.3.1 核心-面试语言组织(等待队列、获取同步锁、唤醒线程)

第一步，等待队列中的节点放到AQS同步执行队列中，节点Node里面存放着线程thread，其中，signal方法会将当前的等待队列中第一个等待的线程的节点加入到原来的AQS队列中去，而signalAll方法是将等待队列中的所有的等待线程的节点全部加入到原来的AQS的队列中去

第二步，获取同步锁

第三步，唤醒当前线程

5.3.2 附加-应对面试官问题的解释：等待队列中的节点放到AQS同步执行队列中，一种情况，两个步骤

1、等待队列删去节点

分为两种情况：

如果等待队列中只有一个节点

firstWaiter = first.nextWaiter // 需要修改等待队列头指针，指向当前等待队列的下一个节点

lastWaiter = null; // 没有元素了，置空等待队列尾指针

first.nextWaiter = null; // 需要置空当前等待队列的第一个节点的nextWaiter指针

如果等待队列中2-n个节点

firstWaiter = first.nextWaiter // 需要修改等待队列头指针，指向当前等待队列的下一个节点

first.nextWaiter = null; // 需要置空当前等待队列的第一个节点的nextWaiter指针

2、enq()：同步队列尾插法添加节点

first节点：等待队列队首删除的节点，同步队列队尾添加的节点：transferForSignal(first) 要将等待队列中移除的这个节点使用尾插法插入到同步队列中，所以直接将这个first节点作为参数传递给transferForSignal()操作，记住，这个first节点就是被等待队列移除的节点

同步队列中的添加这个节点：enq()

对于enq()两种情况，

1、同步队列中没有节点，所以tail==null

2、同步队列中有节点，所以tail!=null

第一种情况：同步队列中没有节点，所以tail==null

程序执行如下：

Node t = tail; // 同步队列中没有节点，tail==null

compareAndSetHead(new Node()) //

tail = head;

t=tail; // 重新更新尾节点记录

// 插入操作三步骤

node.prev = t;