逐行分析AQS源码(3)——共享锁的获取与释放

前言

前面两篇我们以ReentrantLock为例了解了AQS独占锁的获取与释放，本篇我们来看看共享锁。由于AQS对于共享锁与独占锁的实现框架比较类似，因此如果你搞定了前面的独占锁模式，则共享锁也就很容易弄懂了。

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共享锁与独占锁的区别

共享锁与独占锁最大的区别在于，独占锁是独占的，排他的，因此在独占锁中有一个exclusiveOwnerThread属性，用来记录当前持有锁的线程。当独占锁已经被某个线程持有时，其他线程只能等待它被释放后，才能去争锁，并且同一时刻只有一个线程能争锁成功。

而对于共享锁而言，由于锁是可以被共享的，因此它可以被多个线程同时持有。换句话说，如果一个线程成功获取了共享锁，那么其他等待在这个共享锁上的线程就也可以尝试去获取锁，并且极有可能获取成功。

共享锁的实现和独占锁是对应的，我们可以从下面这张表中看出：

独占锁	共享锁
tryAcquire(int arg)	tryAcquireShared(int arg)
tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)	tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
acquire(int arg)	acquireShared(int arg)
acquireQueued(final Node node, int arg)	doAcquireShared(int arg)
acquireInterruptibly(int arg)	acquireSharedInterruptibly(int arg)
doAcquireInterruptibly(int arg)	doAcquireSharedInterruptibly(int arg)
doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)	doAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
release(int arg)	releaseShared(int arg)
tryRelease(int arg)	tryReleaseShared(int arg)
-	doReleaseShared()

可以看出，除了最后一个属于共享锁的doReleaseShared()方法没有对应外，其他的方法，独占锁和共享锁都是一一对应的。

事实上，其实与doReleaseShared()对应的独占锁的方法应当是unparkSuccessor(h)，只是doReleaseShared()逻辑不仅仅包含了unparkSuccessor(h)，还包含了其他操作，这一点我们下面分析源码的时候再看。

另外，尤其需要注意的是，在独占锁模式中，我们只有在获取了独占锁的节点释放锁时，才会唤醒后继节点——这是合理的，因为独占锁只能被一个线程持有，如果它还没有被释放，就没有必要去唤醒它的后继节点。

然而，在共享锁模式下，当一个节点获取到了共享锁，我们在获取成功后就可以唤醒后继节点了，而不需要等到该节点释放锁的时候，这是因为共享锁可以被多个线程同时持有，一个锁获取到了，则后继的节点都可以直接来获取。因此，在共享锁模式下，在获取锁和释放锁结束时，都会唤醒后继节点。 这一点也是doReleaseShared()方法与unparkSuccessor(h)方法无法直接对应的根本原因所在。

共享锁的获取

public final void acquireShared(int arg) {
    if (tryAcquireShared(arg) < 0)
        doAcquireShared(arg);
}

我们拿它和独占锁模式对比一下：

public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) &&
        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

这两者的结构看上去似乎有点差别，但事实上是一样的，只不过是共享锁模式下，将与addWaiter(Node.EXCLUSIVE)对应的addWaiter(Node.SHARED)，以及selfInterrupt()操作全部移到了doAcquireShared方法内部，这一点我们在下面分析doAcquireShared方法时就一目了然了。

不过这里先插一句，相对于独占的锁的tryAcquire(int arg)返回boolean类型的值，共享锁的tryAcquireShared(int acquires)返回的是一个整型值：

• 如果该值小于0，则代表当前线程获取共享锁失败
• 如果该值大于0，则代表当前线程获取共享锁成功，并且接下来其他线程尝试获取共享锁的行为很可能成功
• 如果该值等于0，则代表当前线程获取共享锁成功，但是接下来其他线程尝试获取共享锁的行为会失败

因此，只要该返回值大于等于0，就表示获取共享锁成功。

acquireShared中的tryAcquireShared方法由具体的子类负责实现，这里我们暂且不表。

接下来我们看看doAcquireShared方法，它对应于独占锁的acquireQueued，两者其实很类似，我们把它们相同的部分注释掉，只看不同的部分：

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);
    }*/
}

关于上面的if部分，独占锁对应的acquireQueued方法为：

if (p == head && tryAcquire(arg)) {
    setHead(node);
    p.next = null; // help GC
    failed = false;
    return interrupted;
}

因此，综合来看，这两者的逻辑仅有两处不同：

1. addWaiter(Node.EXCLUSIVE) -> addWaiter(Node.SHARED)
2. setHead(node) -> setHeadAndPropagate(node, r)

这里第一点不同就是独占锁的acquireQueued调用的是addWaiter(Node.EXCLUSIVE)，而共享锁调用的是addWaiter(Node.SHARED)，表明了该节点处于共享模式，这两种模式的定义为：

/** Marker to indicate a node is waiting in shared mode */
static final Node SHARED = new Node();
/** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode */
static final Node EXCLUSIVE = null;

该模式被赋值给了节点的nextWaiter属性：

Node(Thread thread, Node mode) {     // Used by addWaiter
    this.nextWaiter = mode;
    this.thread = thread;
}

我们知道，在条件队列中，nextWaiter是指向条件队列中的下一个节点的，它将条件队列中的节点串起来，构成了单链表。但是在sync queue队列中，我们只用prev,next属性来串联节点，形成双向链表，nextWaiter属性在这里只起到一个标记作用，不会串联节点，这里不要被Node SHARED = new Node()所指向的空节点迷惑，这个空节点并不属于sync queue，不代表任何线程，它只起到标记作用，仅仅用作判断节点是否处于共享模式的依据：

// Node#isShard()
final boolean isShared() {
    return nextWaiter == SHARED;
}

这里的第二点不同就在于获取锁成功后的行为，对于独占锁而言，是直接调用了setHead(node)方法，而共享锁调用的是setHeadAndPropagate(node, r)：

private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
    Node h = head; // Record old head for check below
    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();
    }
}

在该方法内部我们不仅调用了setHead(node)，还在一定条件下调用了doReleaseShared()来唤醒后继的节点。这是因为在共享锁模式下，锁可以被多个线程所共同持有，既然当前线程已经拿到共享锁了，那么就可以直接通知后继节点来拿锁，而不必等待锁被释放的时候再通知。

关于这个doReleaseShared方法，我们到下面分析锁释放的时候再看。

共享锁的释放

我们使用releaseShared(int arg)方法来释放共享锁：

public final boolean releaseShared(int arg) {
    if (tryReleaseShared(arg)) {
        doReleaseShared();
        return true;
    }
    return false;
}

该方法对应于独占锁的release(int arg)方法：

public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

在独占锁模式下，由于头节点就是持有独占锁的节点，在它释放独占锁后，如果发现自己的waitStatus不为0，则它将负责唤醒它的后继节点。

在共享锁模式下，头节点就是持有共享锁的节点，在它释放共享锁后，它也应该唤醒它的后继节点，但是值得注意的是，我们在之前的setHeadAndPropagate方法中可能已经调用过该方法了，也就是说它可能会被同一个头节点调用两次，也有可能在我们从releaseShared方法中调用它时，当前的头节点已经易主了，下面我们就来详细看看这个方法：

private void doReleaseShared() {
    for (;;) {
        Node h = head;
        if (h != null && h != tail) {
            int ws = h.waitStatus;
            if (ws == Node.SIGNAL) {
                if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
                    continue;            // loop to recheck cases
                unparkSuccessor(h);
            }
            else if (ws == 0 &&
                     !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
                continue;                // loop on failed CAS
        }
        if (h == head)                   // loop if head changed
            break;
    }
}

该方法可能是共享锁模式最难理解的方法了，在看该方法时，我们需要明确以下几个问题：

(1) 该方法有几处调用？

该方法有两处调用，一处在acquireShared方法的末尾，当线程成功获取到共享锁后，在一定条件下调用该方法；一处在releaseShared方法中，当线程释放共享锁的时候调用。

(2) 调用该方法的线程是谁？

在独占锁中，只有获取了锁的线程才能调用release释放锁，因此调用unparkSuccessor(h)唤醒后继节点的必然是持有锁的线程，该线程可看做是当前的头节点(虽然在setHead方法中已经将头节点的thread属性设为了null，但是这个头节点曾经代表的就是这个线程)

在共享锁中，持有共享锁的线程可以有多个，这些线程都可以调用releaseShared方法释放锁；而这些线程想要获得共享锁，则它们必然曾经成为过头节点，或者就是现在的头节点。因此，如果是在releaseShared方法中调用的doReleaseShared，可能此时调用方法的线程已经不是头节点所代表的线程了，头节点可能已经被易主好几次了。

(3) 调用该方法的目的是什么？

无论是在acquireShared中调用，还是在releaseShared方法中调用，该方法的目的都是在当前共享锁是可获取的状态时，唤醒head节点的下一个节点。这一点看上去和独占锁似乎一样，但是它们的一个重要的差别是——在共享锁中，当头节点发生变化时，是会回到循环中再立即唤醒head节点的下一个节点的。也就是说，在当前节点完成唤醒后继节点的任务之后将要退出时，如果发现被唤醒后继节点已经成为了新的头节点，则会立即触发唤醒head节点的下一个节点的操作，如此周而复始。

(4) 退出该方法的条件是什么

该方法是一个自旋操作(for(;;))，退出该方法的唯一办法是走最后的break语句：

if (h == head)   // loop if head changed
    break;

即，只有在当前head没有易主时，才会退出，否则继续循环。
这个怎么理解呢？
为了说明问题，这里我们假设目前sync queue队列中依次排列有

dummy node -> A -> B -> C -> D

现在假设A已经拿到了共享锁，则它将成为新的dummy node，

dummy node (A) -> B -> C -> D

此时，A线程会调用doReleaseShared，我们写做doReleaseShared[A]，在该方法中将唤醒后继的节点B，它很快获得了共享锁，成为了新的头节点：

dummy node (B) -> C -> D

此时，B线程也会调用doReleaseShared，我们写做doReleaseShared[B]，在该方法中将唤醒后继的节点C，但是别忘了，在doReleaseShared[B]调用的时候，doReleaseShared[A]还没运行结束呢，当它运行到if(h == head)时，发现头节点现在已经变了，所以它将继续回到for循环中，与此同时，doReleaseShared[B]也没闲着，它在执行过程中也进入到了for循环中。。。

由此可见，我们这里形成了一个doReleaseShared的“调用风暴”，大量的线程在同时执行doReleaseShared，这极大地加速了唤醒后继节点的速度，提升了效率，同时该方法内部的CAS操作又保证了多个线程同时唤醒一个节点时，只有一个线程能操作成功。

那如果这里doReleaseShared[A]执行结束时，节点B还没有成为新的头节点时，doReleaseShared[A]方法不就退出了吗？是的，但即使这样也没有关系，因为它已经成功唤醒了线程B，即使doReleaseShared[A]退出了，当B线程成为新的头节点时，doReleaseShared[B]就开始执行了，它也会负责唤醒后继节点的，这样即使变成这种每个节点只唤醒自己后继节点的模式，从功能上讲，最终也可以实现唤醒所有等待共享锁的节点的目的，只是效率上没有之前的“调用风暴”快。

由此我们知道，这里的“调用风暴”事实上是一个优化操作，因为在我们执行到该方法的末尾的时候，unparkSuccessor基本上已经被调用过了，而由于现在是共享锁模式，所以被唤醒的后继节点极有可能已经获取到了共享锁，成为了新的head节点，当它成为新的head节点后，它可能还是要在setHeadAndPropagate方法中调用doReleaseShared唤醒它的后继节点。

明确了上面几个问题后，我们再来详细分析这个方法，它最重要的部分就是下面这两个if语句：

if (ws == Node.SIGNAL) {
    if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
        continue;            // loop to recheck cases
    unparkSuccessor(h);
}
else if (ws == 0 &&
         !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
    continue;                // loop on failed CAS

第一个if很好理解，如果当前ws值为Node.SIGNAL，则说明后继节点需要唤醒，这里采用CAS操作先将Node.SIGNAL状态改为0，这是因为前面讲过，可能有大量的doReleaseShared方法在同时执行，我们只需要其中一个执行unparkSuccessor(h)操作就行了，这里通过CAS操作保证了unparkSuccessor(h)只被执行一次。

比较难理解的是第二个else if，首先我们要弄清楚ws啥时候为0，一种是上面的compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0)会导致ws为0，但是很明显，如果是因为这个原因，则它是不会进入到else if语句块的。所以这里的ws为0是指当前队列的最后一个节点成为了头节点。为什么是最后一个节点呢，因为每次新的节点加进来，在挂起前一定会将自己的前驱节点的waitStatus修改成Node.SIGNAL的。(对这一点不理解的详细看这里)

其次，compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE)这个操作什么时候会失败？既然这个操作失败，说明就在执行这个操作的瞬间，ws此时已经不为0了，说明有新的节点入队了，ws的值被改为了Node.SIGNAL，此时我们将调用continue，在下次循环中直接将这个刚刚新入队但准备挂起的线程唤醒。

其实，如果我们再结合外部的整体条件，就很容易理解这种情况所针对的场景，不要忘了，进入上面这段还有一个条件是

if (h != null && h != tail)

它处于最外层：

private void doReleaseShared() {
    for (;;) {
        Node h = head;
        if (h != null && h != tail) { // 注意这里说明了队列至少有两个节点
            int ws = h.waitStatus;
            if (ws == Node.SIGNAL) {
                if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
                    continue;            
                unparkSuccessor(h);
            }
            else if (ws == 0 &&
                     !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
                continue;               
        }
        if (h == head)
            break;
    }
}

这个条件意味着，队列中至少有两个节点。

结合上面的分析，我们可以看出，这个

else if (ws == 0 && !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))

描述了一个极其严苛且短暂的状态：

1. 首先，大前提是队列里至少有两个节点
2. 其次，要执行到else if语句，说明我们跳过了前面的if条件，说明头节点是刚刚成为头节点的，它的waitStatus值还为0，尾节点是在这之后刚刚加进来的，它需要执行shouldParkAfterFailedAcquire，将它的前驱节点（即头节点）的waitStatus值修改为Node.SIGNAL，但是目前这个修改操作还没有来的及执行。这种情况使我们得以进入else if的前半部分else if (ws == 0 &&
3. 紧接着，要满足!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE)这一条件，说明此时头节点的waitStatus已经不是0了，这说明之前那个没有来得及执行的 在shouldParkAfterFailedAcquire将前驱节点的的waitStatus值修改为Node.SIGNAL的操作现在执行完了。

由此可见，else if 的 && 连接了两个不一致的状态，分别对应了shouldParkAfterFailedAcquire的compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL)执行成功前和执行成功后，因为doReleaseShared和
shouldParkAfterFailedAcquire是可以并发执行的，所以这一条件是有可能满足的，只是满足的条件非常严苛，可能只是一瞬间的事。

这里不得不说，如果以上的分析没有错的话，那作者对于AQS性能的优化已经到了“令人发指”的地步！！！虽说这种短暂的瞬间确实存在，也确实有必要重新回到for循环中再次去唤醒后继节点，但是这种优化也太太太～～～过于精细了吧！

我们来看看如果不加入这个精细的控制条件有什么后果呢？

这里我们复习一下新节点入队的过程，前面说过，在发现新节点的前驱不是head节点的时候，它将调用shouldParkAfterFailedAcquire：

private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
    int ws = pred.waitStatus;
    if (ws == Node.SIGNAL)
        /*
         * This node has already set status asking a release
         * to signal it, so it can safely park.
         */
        return true;
    if (ws > 0) {
        /*
         * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
         * indicate retry.
         */
        do {
            node.prev = pred = pred.prev;
        } while (pred.waitStatus > 0);
        pred.next = node;
    } else {
        /*
         * waitStatus must be 0 or PROPAGATE.  Indicate that we
         * need a signal, but don't park yet.  Caller will need to
         * retry to make sure it cannot acquire before parking.
         */
        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    }
    return false;
}

由于前驱节点的ws值现在还为0，新节点将会把它改为Node.SIGNAL，

但修改后，该方法返回的是false，也就是说线程不会立即挂起，而是回到上层再尝试一次抢锁：

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;
                }
            }
            // shouldParkAfterFailedAcquire的返回处
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

当我们再次回到for(;;)循环中，由于此时当前节点的前驱节点已经成为了新的head，所以它可以参与抢锁，由于它抢的是共享锁，所以大概率它是抢的到的，所以极有可能它不会被挂起。这有可能导致在上面的doReleaseShared调用unparkSuccessor方法unpark了一个并没有被park的线程。然而，这一操作是被允许的，当我们unpark一个并没有被park的线程时，该线程在下一次调用park方法时就不会被挂起，而这一行为是符合我们的场景的——因为当前的共享锁处于可获取的状态，后继的线程应该直接来获取锁，不应该被挂起。

事实上，我个人认为：

else if (ws == 0 && !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
    continue;  // loop on failed CAS

这一段其实也可以省略，当然有了这一段肯定会加速唤醒后继节点的过程，作者针对上面那种极其短暂的情况进行了优化可以说是和它之前“调用风暴”的设计一脉相承，可能也正是由于作者对于性能的极致追求才使得AQS如此之优秀吧。

总结

• 共享锁的调用框架和独占锁很相似，它们最大的不同在于获取锁的逻辑——共享锁可以被多个线程同时持有，而独占锁同一时刻只能被一个线程持有。
• 由于共享锁同一时刻可以被多个线程持有，因此当头节点获取到共享锁时，可以立即唤醒后继节点来争锁，而不必等到释放锁的时候。因此，共享锁触发唤醒后继节点的行为可能有两处，一处在当前节点成功获得共享锁后，一处在当前节点释放共享锁后。

（完）

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