【转载原文】javadoop
本文关注以下几点内容：
- 深入理解 ReentrantLock 公平锁和非公平锁的区别
- 深入分析 AbstractQueuedSynchronizer 中的 ConditionObject
- 深入理解 java 线程中断和 InterruptedException 异常
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 。
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
公平锁的 lock 方法：
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;
}
}
非公平锁的 lock 方法：
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;
}
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。
相对来说，非公平锁会有更好的性能，因为它的吞吐量比较大。当然，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。
Condition
Tips: 这里重申一下，要看懂这个，必须要先看懂上一篇关于 AbstractQueuedSynchronizer 的介绍，或者你已经有相关的知识了，否则这节肯定是看不懂的。
我们先来看看 Condition 的使用场景，Condition 经常可以用在生产者-消费者的场景中，请看 Doug Lea 给出的这个例子：
class BoundedBuffer {
final Lock lock = new ReentrantLock();
// condition 依赖于 lock 来产生
final Condition notFull = lock.newCondition();
final Condition notEmpty = lock.newCondition();
final Object[] items = new Object[100];
int putptr, takeptr, count;
// 生产
public void put(Object x) throws InterruptedException {
lock.lock();
try {
while (count == items.length)
notFull.await(); // 队列已满，等待，直到 not full 才能继续生产
items[putptr] = x;
if (++putptr == items.length) putptr = 0;
++count;
notEmpty.signal(); // 生产成功，队列已经 not empty 了，发个通知出去
} finally {
lock.unlock();
}
}
// 消费
public Object take() throws InterruptedException {
lock.lock();
try {
while (count == 0)
notEmpty.await(); // 队列为空，等待，直到队列 not empty，才能继续消费
Object x = items[takeptr];
if (++takeptr == items.length) takeptr = 0;
--count;
notFull.signal(); // 被我消费掉一个，队列 not full 了，发个通知出去
return x;
} finally {
lock.unlock();
}
}
}
（ArrayBlockingQueue 采用这种方式实现了生产者-消费者，所以请只把这个例子当做学习例子，实际生产中可以直接使用 ArrayBlockingQueue）
我们常用 obj.wait()，obj.notify() 或 obj.notifyAll() 来实现相似的功能，但是，它们是基于对象的监视器锁的。而这里说的 Condition 是基于 ReentrantLock 实现的，而 ReentrantLock 是依赖于 AbstractQueuedSynchronizer 实现的。
在往下看之前，读者心里要有一个整体的概念。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：
final ConditionObject newCondition() {
return new ConditionObject();
}
我们首先来看下我们关注的 Condition 的实现类 AbstractQueuedSynchronizer 类中的 ConditionObject。
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;
......
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），我画了一张简单的图用来说明这个。
这里的阻塞队列如果叫做同步队列（sync queue）其实比较贴切，不过为了和前篇呼应，我就继续使用阻塞队列了。记住这里的两个概念，阻塞队列和条件队列。
image.png
这里，我们简单回顾下 Node 的属性：
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;
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
基本上，把这张图看懂，你也就知道 condition 的处理流程了。所以，我先简单解释下这图，然后再具体地解释代码实现。
- 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；
- 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；
- 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。
我这里说的 1、2、3 是最简单的流程，没有考虑中断、signalAll、还有带有超时参数的 await 方法等，不过把这里弄懂是这节的主要目的。
同时，从图中也可以很直观地看出，哪些操作是线程安全的，哪些操作是线程不安全的。
这个图看懂后，下面的代码分析就简单了。
接下来，我们一步步按照流程来走代码分析，我们先来看看 wait 方法：
/ 首先，这个方法是可被中断的，不可被中断的是另一个方法 awaitUninterruptibly()
// 这个方法会阻塞，直到调用 signal 方法（指 signal() 和 signalAll()，下同），或被中断
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
// 添加到 condition 的条件队列中
Node node = addConditionWaiter();
// 释放锁，返回值是释放锁之前的 state 值
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
// 这里退出循环有两种情况，之后再仔细分析
// 1. isOnSyncQueue(node) 返回 true，即当前 node 已经转移到阻塞队列了
// 2. checkInterruptWhileWaiting(node) != 0 会到 break，然后退出循环，代表的是线程中断
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
// 被唤醒后，将进入阻塞队列，等待获取锁
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
其实，我大体上也把整个 await 过程说得十之八九了，下面我们分步把上面的几个点用源码说清楚。
1. 将节点加入到条件队列
addConditionWaiter() 是将当前节点加入到条件队列，看图我们知道，这种条件队列内的操作是线程安全的。
// 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;
}
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。
当 await 的时候如果发生了取消操作（这点之后会说），或者是在节点入队的时候，发现最后一个节点是被取消的，会调用一次这个方法。
// 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;
}
}
2. 完全释放独占锁
回到 wait 方法，节点入队了以后，会调用 int savedState = fullyRelease(node); 方法释放锁，注意，这里是完全释放独占锁，因为 ReentrantLock 是可以重入的。
// 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;
}
}
3. 等待进入阻塞队列
释放掉锁以后，接下来是这段，这边会自旋，如果发现自己还没到阻塞队列，那么挂起，等待被转移到阻塞队列。
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
// 线程挂起
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
isOnSyncQueue(Node node) 用于判断节点是否已经转移到阻塞队列了：
// 在节点入条件队列的时候，初始化时设置了 waitStatus = Node.CONDITION
// 前面我提到，signal 的时候需要将节点从条件队列移到阻塞队列，
// 这个方法就是判断 node 是否已经移动到阻塞队列了
final boolean isOnSyncQueue(Node node) {
// 移动过去的时候，node 的 waitStatus 会置为 0，这个之后在说 signal 方法的时候会说到
// 如果 waitStatus 还是 Node.CONDITION，也就是 -2，那肯定就是还在条件队列中
// 如果 node 的前驱 prev 指向还是 null，说明肯定没有在 阻塞队列
if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null)
return false;
// 如果 node 已经有后继节点 next 的时候，那肯定是在阻塞队列了
if (node.next != null)
return true;
// 这个方法从阻塞队列的队尾开始从后往前遍历找，如果找到相等的，说明在阻塞队列，否则就是不在阻塞队列
// 可以通过判断 node.prev() != null 来推断出 node 在阻塞队列吗？答案是：不能。
// 这个可以看上篇 AQS 的入队方法，首先设置的是 node.prev 指向 tail，
// 然后是 CAS 操作将自己设置为新的 tail，可是这次的 CAS 是可能失败的。
// 调用这个方法的时候，往往我们需要的就在队尾的部分，所以一般都不需要完全遍历整个队列的
return findNodeFromTail(node);
}
// 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;
}
}
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。
4. 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。
// 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;
}
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。
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。
5. 唤醒后检查中断状态
上一步 signal 之后，我们的线程由条件队列转移到了阻塞队列，之后就准备获取锁了。只要重新获取到锁了以后，继续往下执行。
等线程从挂起中恢复过来，继续往下看
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
// 线程挂起
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
先解释下 interruptMode。interruptMode 可以取值为 REINTERRUPT（1），THROW_IE（-1），0
- REINTERRUPT： 代表 await 返回的时候，需要重新设置中断状态
- THROW_IE： 代表 await 返回的时候，需要抛出 InterruptedException 异常
- 0 ：说明在 await 期间，没有发生中断
有以下三种情况会让 LockSupport.park(this); 这句返回继续往下执行：
- 常规路劲。signal -> 转移节点到阻塞队列 -> 获取了锁（unpark）
- 线程中断。在 park 的时候，另外一个线程对这个线程进行了中断
- signal 的时候我们说过，转移以后的前驱节点取消了，或者对前驱节点的CAS操作失败了
- 假唤醒。这个也是存在的，和 Object.wait() 类似，都有这个问题
线程唤醒后第一步是调用 checkInterruptWhileWaiting(node) 这个方法，此方法用于判断是否在线程挂起期间发生了中断，如果发生了中断，是 signal 调用之前中断的，还是 signal 之后发生的中断。
// 1. 如果在 signal 之前已经中断，返回 THROW_IE
// 2. 如果是 signal 之后中断，返回 REINTERRUPT
// 3. 没有发生中断，返回 0
private int checkInterruptWhileWaiting(Node node) {
return Thread.interrupted() ?
(transferAfterCancelledWait(node) ? THROW_IE : REINTERRUPT) :
0;
}
Thread.interrupted()：如果当前线程已经处于中断状态，那么该方法返回 true，同时将中断状态重置为 false，所以，才有后续的 重新中断（REINTERRUPT） 的使用。
看看怎么判断是 signal 之前还是之后发生的中断：
// 只有线程处于中断状态，才会调用此方法
// 如果需要的话，将这个已经取消等待的节点转移到阻塞队列
// 返回 true：如果此线程在 signal 之前被取消，
final boolean transferAfterCancelledWait(Node node) {
// 用 CAS 将节点状态设置为 0
// 如果这步 CAS 成功，说明是 signal 方法之前发生的中断，因为如果 signal 先发生的话，signal 中会将 waitStatus 设置为 0
if (compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0)) {
// 将节点放入阻塞队列
// 这里我们看到，即使中断了，依然会转移到阻塞队列
enq(node);
return true;
}
// 到这里是因为 CAS 失败，肯定是因为 signal 方法已经将 waitStatus 设置为了 0
// signal 方法会将节点转移到阻塞队列，但是可能还没完成，这边自旋等待其完成
// 当然，这种事情还是比较少的吧：signal 调用之后，没完成转移之前，发生了中断
while (!isOnSyncQueue(node))
Thread.yield();
return false;
}
这里再说一遍，即使发生了中断，节点依然会转移到阻塞队列。
到这里，大家应该都知道这个 while 循环怎么退出了吧。要么中断，要么转移成功。
6. 获取独占锁
while 循环出来以后，下面是这段代码：
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
由于 while 出来后，我们确定节点已经进入了阻塞队列，准备获取锁。
这里的 acquireQueued(node, savedState) 的第一个参数 node 之前已经经过 enq(node) 进入了队列，参数 savedState 是之前释放锁前的 state，这个方法返回的时候，代表当前线程获取了锁，而且 state == savedState了。
注意，前面我们说过，不管有没有发生中断，都会进入到阻塞队列，而 acquireQueued(node, savedState) 的返回值就是代表线程是否被中断。如果返回 true，说明被中断了，而且 interruptMode != THROW_IE，说明在 signal 之前就发生中断了，这里将 interruptMode 设置为 REINTERRUPT，用于待会重新中断。
继续往下：
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
本着一丝不苟的精神，这边说说 node.nextWaiter != null 怎么满足。我前面也说了 signal 的时候会将节点转移到阻塞队列，有一步是 node.nextWaiter = null，将断开节点和条件队列的联系。
可是，在判断发生中断的情况下，是 signal 之前还是之后发生的？ 这部分的时候，我也介绍了，如果 signal 之前就中断了，也需要将节点进行转移到阻塞队列，这部分转移的时候，是没有设置 node.nextWaiter = null 的。
之前我们说过，如果有节点取消，也会调用 unlinkCancelledWaiters 这个方法，就是这里了。
7. 处理中断状态
到这里，我们终于可以好好说下这个 interruptMode 干嘛用了。
- 0：什么都不做。
- THROW_IE：await 方法抛出 InterruptedException 异常
- REINTERRUPT：重新中断当前线程
private void reportInterruptAfterWait(int interruptMode)
throws InterruptedException {
if (interruptMode == THROW_IE)
throw new InterruptedException();
else if (interruptMode == REINTERRUPT)
selfInterrupt();
}
为什么这么处理？这部分的知识在本文的最后一节
带超时机制的 await
经过前面的 7 步，整个 ConditionObject 类基本上都分析完了，接下来简单分析下带超时机制的 await 方法。
public final long awaitNanos(long nanosTimeout)
throws InterruptedException
public final boolean awaitUntil(Date deadline)
throws InterruptedException
public final boolean await(long time, TimeUnit unit)
throws InterruptedException
这三个方法都差不多，我们就挑一个出来看看吧：
public final boolean await(long time, TimeUnit unit)
throws InterruptedException {
// 等待这么多纳秒
long nanosTimeout = unit.toNanos(time);
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
// 当前时间 + 等待时长 = 过期时间
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
// 用于返回 await 是否超时
boolean timedout = false;
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
// 时间到啦
if (nanosTimeout <= 0L) {
// 这里因为要 break 取消等待了。取消等待的话一定要调用 transferAfterCancelledWait(node) 这个方法
// 如果这个方法返回 true，在这个方法内，将节点转移到阻塞队列成功
// 返回 false 的话，说明 signal 已经发生，signal 方法将节点转移了。也就是说没有超时嘛
timedout = transferAfterCancelledWait(node);
break;
}
// spinForTimeoutThreshold 的值是 1000 纳秒，也就是 1 毫秒
// 也就是说，如果不到 1 毫秒了，那就不要选择 parkNanos 了，自旋的性能反而更好
if (nanosTimeout >= spinForTimeoutThreshold)
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
// 得到剩余时间
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null)
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
return !timedout;
}
超时的思路还是很简单的，不带超时参数的 await 是 park，然后等待别人唤醒。而现在就是调用 parkNanos 方法来休眠指定的时间，醒来后判断是否 signal 调用了，调用了就是没有超时，否则就是超时了。超时的话，自己来进行转移到阻塞队列，然后抢锁。
不抛出 InterruptedException 的 await
关于 Condition 最后一小节了。
public final void awaitUninterruptibly() {
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
boolean interrupted = false;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if (Thread.interrupted())
interrupted = true;
}
if (acquireQueued(node, savedState) || interrupted)
selfInterrupt();
}
很简单，我就不废话了。
AbstractQueuedSynchronizer 独占锁的取消排队
这篇文章说的是 AbstractQueuedSynchronizer，只不过好像 Condition 说太多了，赶紧把思路拉回来。
接下来，我想说说怎么取消对锁的竞争？
上篇文章提到过，最重要的方法是这个，我们要在这里面找答案：
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);
}
}
首先，到这个方法的时候，节点一定是入队成功的。
我把 parkAndCheckInterrupt() 代码贴过来：
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
这两段代码联系起来看，是不是就清楚了。
如果我们要取消一个线程的排队，我们需要在另外一个线程中对其进行中断。比如某线程调用 lock() 老久不返回，我想中断它。一旦对其进行中断，此线程会从 LockSupport.park(this); 中唤醒，然后 Thread.interrupted(); 返回 true。
我们发现一个问题，即使是中断唤醒了这个线程，也就只是设置了 interrupted = true 然后继续下一次循环。而且，由于 Thread.interrupted(); 会清除中断状态，第二次进 parkAndCheckInterrupt 的时候，返回会是 false。
所以，我们要看到，在这个方法中，interrupted 只是用来记录是否发生了中断，然后用于方法返回值，其他没有做任何相关事情。
所以，我们看外层方法怎么处理 acquireQueued 返回 false 的情况。
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();
}
所以说，lock() 方法处理中断的方法就是，你中断归中断，我抢锁还是照样抢锁，几乎没关系，只是我抢到锁了以后，设置线程的中断状态而已，也不抛出任何异常出来。调用者获取锁后，可以去检查是否发生过中断，也可以不理会。
来条分割线。有没有被骗的感觉，我说了一大堆，可是和取消没有任何关系啊。
我们来看 ReentrantLock 的另一个 lock 方法：
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1);
}
方法上多了个 throws InterruptedException ，经过前面那么多知识的铺垫，这里我就不再啰里啰嗦了。
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
}
继续往里：
private void doAcquireInterruptibly(int arg) throws InterruptedException {
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;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
// 就是这里了，一旦异常，马上结束这个方法，抛出异常。
// 这里不再只是标记这个方法的返回值代表中断状态
// 而是直接抛出异常，而且外层也不捕获，一直往外抛到 lockInterruptibly
throw new InterruptedException();
}
} finally {
// 如果通过 InterruptedException 异常出去，那么 failed 就是 true 了
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
既然到这里了，顺便说说 cancelAcquire 这个方法吧：
private void cancelAcquire(Node node) {
// Ignore if node doesn't exist
if (node == null)
return;
node.thread = null;
// Skip cancelled predecessors
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will
// fail if not, in which case, we lost race vs another cancel
// or signal, so no further action is necessary.
Node predNext = pred.next;
// Can use unconditional write instead of CAS here.
// After this atomic step, other Nodes can skip past us.
// Before, we are free of interference from other threads.
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// If we are the tail, remove ourselves.
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
// If successor needs signal, try to set pred's next-link
// so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
int ws;
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // help GC
}
}
到这里，我想我应该把取消排队这件事说清楚了吧。
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