Java并发编程第12讲——cancelAcquire()流程详解及acquire方法总结

上篇文章介绍了AQS的设计思想以及独占式获取和释放同步状态的源码分析，但是还不够，一是感觉有点零零散散，二是里面还有很多细节没介绍到——比如cancelAcquire()方法（重点），迫于篇幅原因，今天就把它放到这篇文章里，继续深入AQS！

一、acquire方法

源码的分析在上一篇文章，感兴趣的同学可以去看一下，我的建议是两篇文章一起看。

1.1 几个状态（重点）

ps：waitStatus>0说明等待状态时CANCELLED，waitStatus<0为其它状态。

//表示线程已取消：由于在同步队列中等待的线程等待超时或中断
//需要从同步队列中取消等待，节点进入该状态将不会变化（即要移除/跳过的节点）
static final int CANCELLED =  1;
//表示后继节点处于park，需要唤醒：后继节点的线程处于park，而当前节点
//的线程如果进行释放或者被取消，将会通知（signal）后继节点。
static final int SIGNAL = -1;
//表示线程正在等待状态：即节点在等待队列中，节点线程在Condition上，
//当其他线程对Condition调用signal方法后，该节点会从条件队列中转移到同步队列中
static final int CONDITION = -2;
//表示下一次共享模式同步状态会无条件地传播下去
static final int PROPAGATE = -3;
//节点的等待状态，即上面的CANCELLED/SIGNAL/CONDITION/PROPAGATE，初始值为0
volatile int waitStatus;

1.2 acquire()流程图及分析

基本流程描述：

调用子类重写的tryAcquire方法尝试获取同步状态，若成功则返回，反之进入addWaiter方法。
基于当前线程新建一个Node节点，若队列不为空则将Node节点CAS操作挂在队列尾部，队列为空或CAS失败进入enq方法。
查看队列是否已经初始化，若没有则优先初始化队列（自旋），随后将Node节点以CAS的方式插入队列，CAS失败则继续自旋，反之进入acquireQueued方法。
若Node的前驱节点为头节点，且再次tryAcquire()成功，则将Node设置为头节点，并结束自旋。若两个条件任意一个失败则进入shuoldParkAfterFailedAcquire方法。
若Node的前驱节点等待状态为SIGNAL，则调用parkAndCheckInterrupt方法将当前线程阻塞，若当前线程的中断状态为ture则将acquireQueued的返回值置为true，并继续自旋；反之则判断Node的前驱节点的等待状态是否为CANCELLED，若不是则CAS尝试将Node的前驱节点等待状态改为SIGNAL，并继续自旋；若是则说明这个前驱节点无效，直接跳过该节点并找一个非CANCELLED节点作为Node的前驱节点，并结束自旋（acquireQueued方法结束）。
若acquireQueued方法返回ture则说明当前线程需要被中断（也就是Node节点的前面还有节点在排队，还没轮到Node节点）。
若在acquireQueued方法中出现异常，则会调用cancelAcquire方法进行该节点的取消逻辑，这也是我们今天的重点，下面会具体分析。

二、cancelAcquire方法

上篇文章在分析它的源码时就感觉有点懵懵的，很多地方都不太理解（那面试的时候怎么跟面试官battle啊😁），那么今天就深入的分析一下。

2.1 源码

再次附上源码，方便观看。

在acquireQueued方法中出现异常会走cancelAcquire方法取消正在进行acquire的尝试，以防止死锁或长时间的等待。这里我把它分为两个红框，下面图解流程时会用到。

2.2 流程图

解释一下颜色代表的意思：

紫色——方法开始和结束。
橙色——断开与取消结点联系的执行逻辑。
黄色——node结点为tail结点执行的逻辑。
蓝色——node结点不为tail结点执行的逻辑（为head结点的后继结点或中间结点）。
其它——一般逻辑。

2.3 Node为尾节点

初始状态：即N1为Node节点

执行第一个红框：

将Node结点Thread置空。
Node节点的前驱结点N2的等待状态为CANCELLED，所以断开N1到N2的联系，并与N3建立联系。
将pred指向N3结点，predNext指向N2（这里不是node节点）并把Node结点的等待状态置为CANCELLED。

执行第二个红框：

将pred设置为tail节点。
断开N3到N2结点的联系。
最后N1和N2节点会被GC回收。

2.4 node为中间节点

2.4.1 N3节点取消流程

初始状态：Node节点为中间节点，既不是tail节点，也不是head节点的后继节点。

执行第一个红框：

将node的Thread置为null。
pred指向N4，preNext指向N3，也就是node节点。
将node的等待状态置为CANCELLED。

执行第二个红框：

next指向node节点的后继节点N2。
CAS将N4的后继节点置为N2。
Node的后继节点指向自己。

注意：此时N2对N3的指针还没有断开，这就意味着N2并不会被GC回收，那么N2对N3的引用为什么不断开？当时作者也有点不理解，直到...假设N2也调用了cancelAcquire方法，下面一起来看一下。

2.4.2 继N3取消后N2取消逻辑

初始状态：N2为取消节点，这里就不作解释了。

执行第一个红框：

执行第二个红框：

N2执行完取消逻辑后，N3就会被GC回收。这里我们思考一下如果N3取消逻辑执行完之后就断开N2到N3的prev指针会发生什么？很简单，N2就遍历不到它前面的结点了，所以N3在取消时保留了N2到N3的指针。
再思考一个问题，N3被GC回收了，要是N2执行取消逻辑后，没有后继结点取消了，那N2如何被GC回收回收呢？

2.4.3 继N2取消后N2被GC回收逻辑

N2被GC回收其实是在N4结点成功获取同步状态且释放同步状态，并唤醒其后继节点N1时完成的，我们来看一下。

此时的N4为head结点，N1为node结点。

我们再来回顾下acquireQueued方法。

注意此时N1的prev还是N2，所以会执行shouldParkAfterFailedAcquire方法。

至此N2也会被GC回收，T4继续自旋，直到成功获取同步状态或出现异常。

所以取消节点被GC回收有两种情形：一是后继结点取消，二是后继结点被唤醒。

2.5 node为头节点的后继结点

2.5.1 N3的取消逻辑

初始状态：

执行第一个红框：

执行第二个红框：会调用unparkSuccessor方法

2.5.2 继N3取消逻辑N2被唤醒

N2被唤醒尝试获取同步状态，也就是执行acquireQueued方法。

初始状态：

执行acquireQueued方法：

参考2.4.3 继N2取消后N2被GC回收逻辑，会调用shuldParkAfterFailedAcqquire断开N2到N3的指针。
然后回将pred的后继指针指向N2。

返回false，T2接着自旋，假设tryAcquire成功，执行setHead方法。

将head指针执行N2。
将node结点thread置为null。
将node的prev指针置为null。

接着有一段神奇的代码，将原head指向N2的next指针断开。

至此，原head结点完全脱离队列，等待GC回收。但不执行p.next=null似乎也符合GC的条件，那为什么要执行呢？

如果不执行p.next=null，垃圾回收器也能自动检测并回收，但这个过程相比较而言会更耗时。也就是如果p.next仍然引用N2，那么可能会遍历整个链表来标记垃圾，这就会花费更多的时间和资源才能发现并回收p结点。执行p.next=null可以明确地告诉垃圾回收器，与p关联的结点均为垃圾，并加速回收过程。

三、总结

cancelAcquire方法就负责取消结点的逻辑，即将前置结点等待状态、线程置空、非取消和后置非取消结点联系起来、或在特定场景下唤醒后继结点。
shouldParkFailedAcquire方法的作用就是挂起线程和队列调整进而GC回收取消节点，即当前结点前驱节点的等待状态为SIGNAL时，返回true，将当前线程挂起。反之会调整队列将取消结点进行GC回收。

还有setHead方法添加头节点（初始化队列）和删除头节点，p.next=null加速GC回收等等，每个方法甚至每段代码都配合的十分精妙，我只能说一句🐂🍺。

End：希望对大家有所帮助，如果有纰漏或者更好的想法，请您一定不要吝啬你的赐教🙋。