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一、AQS原理 （小米 京东）
这道题想考察什么？
是否了解Java并发编程的相关知识？
考察的知识点
AQS的原理
考生应该如何回答
什么是AQS
AQS即AbstractQueuedSynchronizer，是一个用于构建锁和同步器的框架。它能降低构建锁和同步器的工作量，还可以避免处理多个位置上发生的竞争问题。在基于AQS构建的同步器中，只可能在一个时刻发生阻塞，从而降低上下文切换的开销，并提高吞吐量。
AQS核心思想是，如果被请求的共享资源空闲，那么就将当前请求资源的线程设置为有效的工作线程，将共享资源设置为锁定状态；如果共享资源被占用，就需要一定的阻塞等待唤醒机制来保证锁分配。这个机制主要用的是CLH队列的变体实现的，将暂时获取不到锁的线程加入到队列中。
CLH
CLH指的是：三位创作者的名字简称:Craig、Landin and Hagersten (CLH)。是一种基于链表的可扩展、高性能、公平的自旋锁，申请线程仅仅在本地变量上自旋，它不断轮询前驱的状态，假设发现前驱释放了锁就结束自旋。
AQS中的队列是CLH变体的虚拟双向队列（FIFO），AQS是通过将每条请求共享资源的线程封装成一个节点来实现锁的分配。
image.png
AQS支持独占锁（exclusive）和共享锁(share)两种模式。
- 独占锁：只能被一个线程获取到(Reentrantlock)。
- 共享锁：可以被多个线程同时获取(CountDownLatch,ReadWriteLock)。
无论是独占锁还是共享锁，本质上都是对AQS内部的一个变量state的获取。state是一个原子的int变量，用来表示锁状态、资源数等。
image.png
同步队列的作用是：当线程获取资源失败之后，就进入同步队列的尾部保持自旋等待，不断判断自己是否是链表的头节点，如果是头节点，就不断参试获取资源，获取成功后则退出同步队列。
条件队列是为Lock实现的一个基础同步器，并且一个线程可能会有多个条件队列，只有在使用了Condition才会存在条件队列。
AQS中包含一个内部类:Node。该内部类是一个双向链表，保存前后节点，然后每个节点存储了当前的状态waitStatus、当前线程thread。同步队列和条件队列都是由一个个Node组成的。
static final class Node {
static final Node EXCLUSIVE = null;
//当前节点由于超时或中断被取消
static final int CANCELLED = 1;
//表示当前节点的前节点被阻塞
static final int SIGNAL = -1;
//当前节点在等待condition
static final int CONDITION = -2;
//状态需要向后传播
static final int PROPAGATE = -3;
volatile int waitStatus;
volatile Node prev;
volatile Node next;
volatile Thread thread;
Node nextWaiter;
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker
}
Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}
独占模式下获取资源:
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
acquire(int arg)首先调用tryAcquire(arg)尝试直接获取资源，如果获取成功，因为与运算的短路性质，就不再执行后面的判断，直接返回。tryAcquire(int arg)的具体实现由子类负责。如果没有直接获取到资源，就将当前线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式，使线程在等待队列中自旋等待获取资源，直到获取资源成功才返回。如果线程在等待的过程中被中断过，就返回true，否则返回false。
如果acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)执行过程中被中断过，那么if语句的条件就全部成立，就会执行selfInterrupt();方法。因为在等待队列中自旋状态的线程是不会响应中断的，它会把中断记录下来，如果在自旋时发生过中断，就返回true。然后就会执行selfInterrupt()方法，而这个方法就是简单的中断当前线程Thread.currentThread().interrupt();其作用就是补上在自旋时没有响应的中断。
可以看出在整个方法中，最重要的就是acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)。我们首先看Node addWaiter(Node mode)方法，顾名思义，这个方法的作用就是添加一个等待者，根据之前对AQS中数据结构的分析，可以知道，添加等待者就是将该节点加入等待队列。
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
Node pred = tail;
//尝试快速入队
if (pred != null) { //队列已经初始化
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node; //快速入队成功后，就直接返回了
}
}
//快速入队失败，也就是说队列都还没初始化，就使用enq
enq(node);
return node;
}
//执行入队
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
//如果队列为空，用一个空节点充当队列头
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;//尾部指针也指向队列头
} else {
//队列已经初始化，入队
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;//打断循环
}
}
}
}
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();//拿到node的上一个节点
//前置节点为head，说明可以尝试获取资源。排队成功后，尝试拿锁
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);//获取成功，更新head节点
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
//尝试拿锁失败后，根据条件进行park
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
//获取资源失败后，检测并更新等待状态
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 {
//如果前节点取消了，那就往前找到一个等待状态的接待你，并排在它的后面
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;
}
//阻塞当前线程，返回中断状态
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
公平锁的实现
在并发环境中，每个线程在获取锁时会先查看此锁维护的等待队列，如果为空，或者当前线程是等待队列的第一个，就占有锁，否则就会加入到等待队列中，以后会按照FIFO的规则从队列中取到自己。公平锁的优点是等待锁的线程不会饿死。缺点是整体吞吐效率相对非公平锁要低，等待队列中除第一个线程以外的所有线程都会阻塞，CPU唤醒阻塞线程的开销比非公平锁大。
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {//状态为0表示可以加锁
if (!hasQueuedPredecessors() && //hasQueuedPredecessors表示之前的线程是否有在排队的，这里加了！表示没有排队
compareAndSetState(0, acquires)) { //那么就去尝试cas state
setExclusiveOwnerThread(current); //如果cas成功设置排他线程为当前线程，表示成功得到锁
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {//如果当前的排他线程是当前线程，表示是重入
int nextc = c + acquires; //重入计数器增加
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);//因为已经获得锁了，所以不用cas去设，直接设值就行
return true;
}
return false;
}
非公平锁的实现
直接尝试占有锁，如果尝试失败，就再采用类似公平锁那种方式。非公平锁的优点是可以减少唤起线程的开销，整体的吞吐效率高，因为线程有几率不阻塞直接获得锁，CPU不必唤醒所有线程。缺点是处于等待队列中的线程可能会饿死，或者等很久才会获得锁。
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
// 获取当前线程
final Thread current = Thread.currentThread();
// 获取当前state的值
int c = getState();
if (c == 0) {
// 看看设置值是否能成功
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
// 则将当前线程设置为独占线程
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
// 返回由setExclusiveOwnerThread设置的最后一个线程；如果从不设置，则返回null
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
// 设置state的值
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
释放锁实现
释放锁代码分析：尝试释放此锁。如果当前线程是此锁的持有者，则保留计数将减少。 如果保持计数现在为零，则释放锁定。 如果当前线程不是此锁的持有者，则抛出IllegalMonitorStateException。
public void unlock() {
sync.release(1);
}
sync.release(1) 调用的是AbstractQueuedSynchronizer中的release方法
## AbstractQueuedSynchronizer
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
分析tryRelease(arg)方法，tryRelease(arg)该方法调用的是ReentrantLock中
protected final boolean tryRelease(int releases) {
// 获取当前锁持有的线程数量和需要释放的值进行相减
int c = getState() - releases;
// 如果当前线程不是锁占有的线程抛出异常
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
// 如果此时c = 0就意味着state = 0，当前锁没有被任意线程占有
// 将当前所的占有线程设置为空
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
// 设置state的值为 0
setState(c);
return free;
}
如果头节点不为空，并且waitStatus != 0，唤醒后续节点如果存在的话。这里的判断条件为什么是h != null && h.waitStatus != 0？因为h == null的话，Head还没初始化。初始情况下，head == null，第一个节点入队，Head会被初始化一个虚拟节点。所以说，这里如果还没来得及入队，就会出现head == null 的情况。
- h != null && waitStatus == 0 表明后继节点对应的线程仍在运行中，不需要唤醒
- h != null && waitStatus < 0 表明后继节点可能被阻塞了，需要唤醒
private void unparkSuccessor(Node node) {
// 获取头结点waitStatus
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
// 获取当前节点的下一个节点
Node s = node.next;
//如果下个节点是null或者下个节点被cancelled，就找到队列最开始的非cancelled的节点
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 就从尾部节点开始找往前遍历，找到队列中第一个waitStatus<0的节点。
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
// 如果当前节点的下个节点不为空，而且状态<=0，就把当前节点唤醒
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
为什么要从后往前找第一个非Cancelled的节点？
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
从此处可以看到，节点入队并不是原子操作，也就是说，node.prev = pred, compareAndSetTail(pred, node) 这两个地方可以看作Tail入队的原子操作，但是此时pred.next = node;还没执行，如果这个时候执行了unparkSuccessor方法，就没办法从前往后找了，所以需要从后往前找。还有一点原因，在产生CANCELLED状态节点的时候，先断开的是Next指针，Prev指针并未断开，因此也是必须要从后往前遍历才能够遍历完全部的Node。 所以，如果是从前往后找，由于极端情况下入队的非原子操作和CANCELLED节点产生过程中断开Next指针的操作，可能会导致无法遍历所有的节点。所以，唤醒对应的线程后，对应的线程就会继续往下执行。
image.png
二、ReentrantLock的实现原理
这道题想考察什么？
- 是否了解并发相关的理论知识
- 是否对于锁机制有个全面的理论认知
- 是否对于AQS原理有自己的理解
考察的知识点
- 锁的分类（公平锁、重入锁、重力度锁等等）
- ReentrantLock实现方式与Synchronized实现方式的异同点
考生应该如何回答
Java中的大部分同步类（Lock、Semaphore、ReentrantLock等）都是基于队列同步器—AQS实现的。AQS原理见 《4.5 AQS原理》 。
在ReentrantLock中有一个抽象类Sync：
private final Sync sync;
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
...
}
可以看到Sync就继承自AQS，而ReentrantLock的lock解锁、unlock释放锁等操作其实都是借助的sync来完成。
public void lock() {
sync.lock();
}
public void unlock() {
sync.release(1);
}
Sync是个抽象类，ReentrantLock根据传入构造方法的布尔型参数实例化出Sync的实现类FairSync和NonfairSync，分别表示公平锁和非公平锁。
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
ReentrantLock与AQS的关系如下：
image.png
NonfairSync
在ReentrantLock的默认无参构造方法中，sync会被是实例化为：NonfairSync 表示非公平锁。
lock
static final class NonfairSync extends Sync {
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
}
NonfairSync就是一个AQS。因此在执行lock时，会首先利用CAS（ 《4.4 CAS无锁编程原理》 ）尝试设置AQS的state为1。如果设置成功表示成功获取锁；否则表示其他线程已经占用，此时会使用AQS#acquire将尝试获取锁失败的线程放入AQS的等待队列进行等待并且将线程挂起。
unlock
lock获取锁需要对state进行加1，那么对于重入锁而言，重入一次就需要对state执行一次加1。这样子，在解锁的时候，每次unlock就对state减一，等到state的值为0的时候，才能唤醒下一个等待线程。
因此ReentrantLock#unlock，实际上就是执行了AQS的release(1)：
public void unlock() {
sync.release(1);
}
FairSync
对于NonfairSync 而言，线程只要执行lock请求，就会马上尝试获取锁，不会管AQS当前管理的等待队列中是否存在正在等待的线程，这对于等待的线程不公平，因此NonfairSync表示非公平锁。
而FairSync表示公平锁，会在lock请求进行时，先判断AQS管理的等待队列中是否已经有正在等待的线程，有的话就不会尝试获取锁，直接进入等待队列，保证了公平性。此时FairSync#lock实际上执行的就是AQS的acquire
static final class FairSync extends Sync {
final void lock() {
acquire(1);
}
}
三、Synchronized的原理以及与ReentrantLock的区别。（360）
这道题想考察什么？
- 是否了解并发相关的理论知识
- 是否对于锁机制有个全面的理论认知
- 是否对于AQS原理有自己的理解
考察的知识点
- 锁的分类（公平锁、重入锁、重力度锁等等）
- ReentrantLock实现方式与Synchronized实现方式的异同点
考生应该如何回答
Synchronized的原理见 《4.8 Synchronized在JDK1.6之后做了哪些优化》 。
ReentrantLock与Synchronized的区别，除了一个是Java类实现，一个是关键字之外，还包括：
image.png
除此之外，ReenTrantLock相对于Synchronized还拥有自己的独有特性：
- ReenTrantLock可以指定是公平锁还是非公平锁。而synchronized只能是非公平锁。所谓的公平锁就是先等待的线程先获得锁。
- ReenTrantLock提供了一个Condition（条件）类，用来实现分组唤醒需要唤醒的线程们，而不是像synchronized要么随机唤醒一个线程要么唤醒全部线程。
- ReenTrantLock提供了一种能够中断等待锁的线程的机制，通过lock.lockInterruptibly()来实现这个机制。
4.8 volatile关键字干了什么？（什么叫指令重排） （字节跳动）
这道题想考察什么？
是否了解volatile关键字与真实场景使用
考察的知识点
volatile关键字的概念在项目中使用与基本知识
考生应该如何回答
volatile是java提供的可以声明在成员属性前的一个关键字。在声明中包含此关键字的作用有：
保证内存可见性
可见性是指线程之间的可见性，一个线程修改的状态对另一个线程是可见的。也就是一个线程修改的结果，另一个线程马上就能看到。
当对非volatile变量进行读写的时候，每个线程先从主内存拷贝变量到CPU缓存中，如果计算机有多个CPU，每个线程可能在不同的CPU上被处理，这意味着每个线程可以拷贝到不同的CPU cache中。
volatile变量不会被缓存在寄存器或者对其他处理器不可见的地方，保证了每次读写变量都从主内存中读，跳过CPU cache这一步。当一个线程修改了这个变量的值，新值对于其他线程是立即得知的。
禁止指令重排
指令重排序是JVM为了优化指令、提高程序运行效率，在不影响单线程程序执行结果的前提下，尽可能地提高并行度。指令重排序包括编译器重排序和运行时重排序。
latile变量禁止指令重排序。针对volatile修饰的变量，在读写操作指令前后会插入内存屏障，指令重排序时不能把后面的指令重排序到内存屏
示例说明：
示例说明：
double r = 2.1; //(1)
double pi = 3.14;//(2)
double area = pi*r*r;//(3)
虽然代码语句的定义顺序为1->2->3，但是计算顺序1->2->3与2->1->3对结果并无影响，所以编译时和运行时可以根据需要对1、2语句进行重排序。
指令重排带来的问题
如果一个操作不是原子的，就会给JVM留下重排的机会。
线程A中
{
context = loadContext();
inited = true;
}
线程B中
{
if (inited)
fun(context);
}
如果线程A中的指令发生了重排序，那么B中很可能就会拿到一个尚未初始化或尚未初始化完成的context,从而引发程序错误。
禁止指令重排的原理
volatile关键字提供内存屏障的方式来防止指令被重排，编译器在生成字节码文件时，会在指令序列中插入内存屏障来禁止特定类型的处理器重排序。
JVM内存屏障插入策略：
在每个volatile写操作的前面插入一个StoreStore屏障；
在每个volatile写操作的后面插入一个StoreLoad屏障；
在每个volatile读操作的后面插入一个LoadLoad屏障；
在每个volatile读操作的后面插入一个LoadStore屏障。
指令重排在双重锁定单例模式中的影响 基于双重检验的单例模式(懒汉型)
public class Singleton3 {
private static Singleton3 instance = null;
private Singleton3() {}
public static Singleton3 getInstance() {
if (instance == null) {
synchronized(Singleton3.class) {
if (instance == null)
instance = new Singleton3();// 非原子操作
}
}
return instance;
}
}
instance= new Singleton()并不是一个原子操作，其实际上可以抽象为下面几条JVM指令：
memory =allocate(); //1：分配对象的内存空间
ctorInstance(memory); //2：初始化对象
instance =memory; //3：设置instance指向刚分配的内存地址
上面操作2依赖于操作1，但是操作3并不依赖于操作2。所以JVM是可以针对它们进行指令的优化重排序的，经过重排序后如下：
memory =allocate(); //1：分配对象的内存空间
instance =memory; //3：instance指向刚分配的内存地址，此时对象还未初始化
ctorInstance(memory); //2：初始化对象
指令重排之后，instance指向分配好的内存放在了前面，而这段内存的初始化被排在了后面。在线程A执行这段赋值语句，在初始化分配对象之前就已经将其赋值给instance引用，恰好另一个线程进入方法判断instance引用不为null，然后就将其返回使用，导致出错。
volatile解决重排
用volatile关键字修饰instance变量，使得instance在读、写操作前后都会插入内存屏障，避免重排序。
public class Singleton3 {
private static volatile Singleton3 instance = null;
private Singleton3() {}
public static Singleton3 getInstance() {
if (instance == null) {
synchronized(Singleton3.class) {
if (instance == null)
instance = new Singleton3();
}
}
return instance;
}
}
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