JUC源码分析-集合篇（三）ConcurrentLinkedQueue
在并发编程中，有时候需要使用线程安全的队列。如果要实现一个线程安全的队列有两种方式：一种是使用阻塞算法，另一种是使用非阻塞算法。使用阻塞算法的队列可以用一个锁（入队和出队用同一把锁）或两个锁（入队和出队用不同的锁）等方式来实现。非阻塞的实现方
式则可以使用循环 CAS 的方式来实现。本节让我们一起来研究一下 Doug Lea 是如何使用非阻塞的方式来实现线程安全队列 ConcurrentLinkedQueue 的，相信从大师身上我们能学到不少并发编程的技巧。
ConcurrentLinkedQueue先进先出(FIFO)单向队列ConcurrentLinkedDeque双向队列
下面以 ConcurrentLinkedQueue 为例看使用非阻塞算法(CAS) 保证线程安全。
1. 数据结构
ConcurrentLinkedQueue 由 head 节点和 tail 节点组成，每个节点（Node）由节点元素（item）和
指向下一个节点（next）的引用组成，节点与节点之间就是通过这个 next 关联起来，从而组成一
张链表结构的队列。默认情况下 head 节点存储的元素为空，tail 节点等于 head 节点。head、tail 以及 Node.item、Node.next 都是 volatile 修辞。
private transient volatile Node<E> head;
private transient volatile Node<E> tail;
private static class Node<E> {
volatile E item;
volatile Node<E> next;
}
默认情况下 head、tail 都是空节点。
public ConcurrentLinkedQueue() {
head = tail = new Node<E>(null);
}
获取一个节点的后继节点
// 遇到哨兵节点，从 head 开始遍历
final Node<E> succ(Node<E> p) {
Node<E> next = p.next;
return (p == next) ? head : next;
}
2. 入队 offer
入队列就是将入队节点添加到队列的尾部。为了方便理解入队时队列的变化，以及 head 节点和 tail 节点的变化，每添加一个节点我就做了一个队列的快照图(注意这是单线程入队情况)。
第一步添加元素 e1。队列更新 head 节点的 next 节点为元素 e1 节点。又因为 tail 节点默认情况下等于 head 节点，所以它们的 next 节点都指向元素 e1 节点。
第二步添加元素 e2。队列首先设置元素 e1 节点的 next 节点为元素 e2 节点，然后更新 tail 节点指向元素 e2 节点。
第三步添加元素 e3，设置 tail 节点的next节点为元素 e3 节点。
第四步添加元素 e4，设置元素 e3 的 next 节点为元素 e4 节点，然后将 tail 节点指向元素 e4 节点。
通过 debug 入队过程并观察 head 节点和 tail 节点的变化，发现入队主要做两件事情，第一是将入队节点设置成当前队列尾节点的下一个节点。第二是更新 tail 节点，如果 tail 节点的 next 节点不为空，则将入队节点设置成 tail 节点，如果 tail 节点的 next 节点为空，则将入队节点设置成 tail 的 next 节点，所以 tail 节点不总是尾节点，理解这一点对于我们研究源码会非常有帮助。
上面的分析让我们从单线程入队的角度来理解入队过程，但是多个线程同时进行入队情况就变得更加复杂，因为可能会出现其他线程插队的情况。如果有一个线程正在入队，那么它必须先获取尾节点，然后设置尾节点的下一个节点为入队节点，但这时可能有另外一个线程插队了，那么队列的尾节点就会发生变化，这时当前线程要暂停入队操作，然后重新获取尾节点。让我们再通过源码来详细分析下它是如何使用CAS算法来入队的。
public boolean offer(E e) {
checkNotNull(e);
final Node<E> newNode = new Node<E>(e);
for (Node<E> t = tail, p = t;;) {
Node<E> q = p.next;
// 1. p is last node
if (q == null) {
// 1.1 通过自旋保证节点一定添加到数据链中
if (p.casNext(null, newNode)) {
// 1.2 p代表当前结点，当前节点不是尾节点时更新
// 也就是说tail不一定是尾节点，尾节点为tail或tail.next
// 更新失败了也没关系，因为失败了表示有其他线程成功更新了tail节点
if (p != t) // hop two nodes at a time
casTail(t, newNode); // Failure is OK.
return true;
}
// Lost CAS race to another thread; re-read next
}
// 2. 遇到哨兵节点，从 head 开始遍历
// 但是如果 tail 被修改，则使用 tail（因为可能被修改正确了）
else if (p == q)
p = (t != (t = tail)) ? t : head;
// 3. 尾节点只可能是tail或tail.next。如果tail发生变化则直接从tail开始遍历
else
// Check for tail updates after two hops.
// 其实我认为这里一直取p.next节点遍历最终可以遍历到尾节点，可以不必取重新tail
// 可能重新取tail会遍历更快
p = (p != t && t != (t = tail)) ? t : q;
}
}
3. hops 设计意图
上面分析我们知道真正的尾节点可能 tail 或 tail.next，doug lea 写的代码和逻辑还是稍微有点复杂。那么可不可以让 tail 永远指向尾节点呢？代码如下
public boolean offer(E e) {
Node n = new Node(e);
for (;;) {
Node</e><e> t = tail;
if (t.casNext(null, n) && casTail(t, n)) {
return true;
}
}
}
让 tail 节点永远作为队列的尾节点，这样实现代码量非常少，而且逻辑非常清楚和易懂。但是这么做有个缺点就是每次都需要使用循环 CAS 更新 tail 节点，如果能减少 CAS 更新 tail 节点的次数，就能提高入队的效率。
所以 doug lea 使用 hops 变量(JDK1.8没有直接使用hops，但逻辑没有改变)来控制并减少 tail 节点的更新频率，并不是每次节点入队后都将 tail 节点更新成尾节点，而是当 tail 节点和尾节点的距离大于等于常量 HOPS 的值（默认等于1）时才更新 tail 节点，tail 和尾节点的距离越长使用 CAS 更新 tail 节点的次数就会越少，但是距离越长带来的负面效果就是每次入队时定位尾节点的时间就越长，因为循环体需要多循环一次来定位出尾节点，但是这样仍然能提高入队的效率，因为从本质上来看它通过增加对 volatile 变量的读操作来减少了对 volatile 变量的写操作，而对 volatile 变量的写操作开销要远远大于读操作，所以入队效率会有所提升。
// JDK1.7 代码直接使用 hops 来控制
public boolean offer(E e) {
if (e == null) throw new NullPointerException();
Node<E> n = new Node<E>(e);
retry:
for (;;) {
Node<E> t = tail;
Node<E> p = t;
for (int hops = 0; ; hops++) {
// 获得p节点的下一个节点。
Node<E> next = succ(p);
// next节点不为空，说明p不是尾节点，需要更新p后在将它指向next节点
if (next != null) {
if (hops > HOPS && t != tail)
continue retry;
p = next;
} else if (p.casNext(null, n)) {
if (hops >= HOPS)
casTail(t, n); // 更新tail节点，允许失败
return true;
} else {
p = succ(p);
}
}
}
}
4. 出队列 poll
出队列的就是从队列里返回一个节点元素，并清空该节点对元素的引用。让我们通过每个节点出队的快照来观察下head节点的变化。
出队的代码和入队差不多，也有 hop 的概念。出队了完成了两件事：一是将节点的 item 设置为 null；二是更新头节点并将头节点的 next 指向自己，也就是哨兵节点。
public E poll() {
restartFromHead:
for (;;) {
for (Node<E> h = head, p = h, q;;) {
E item = p.item;
// 1. 出队后 p.item 一定为 null
if (item != null && p.casItem(item, null)) {
if (p != h) // hop two nodes at a time
// 更新头节点并将头节点的 next 指向自己。成为哨兵节点，等 GC 回收
// 同样允许失败，说明其它的线程更新了头节点
updateHead(h, ((q = p.next) != null) ? q : p);
return item;
// 2. 遍历到尾节点了，没有元素了
} else if ((q = p.next) == null) {
updateHead(h, p);
return null;
// 3. 出现哨兵节点，说明有其它线程poll后更新了head，需要重新从head开始遍历
} else if (p == q)
continue restartFromHead;
// 4. 继续遍历
else
p = q;
}
}
}
5. 其它常用方法
5.1 元素个数 size
// 可以看到 size 是一个很耗时的方法
public int size() {
int count = 0;
for (Node<E> p = first(); p != null; p = succ(p))
if (p.item != null)
if (++count == Integer.MAX_VALUE)
break;
return count;
}
5.1 元素是否为空 isEmpty
public boolean isEmpty() {
return first() == null;
}
如果只判断集合中是否存在元素请使用 isEmpty
5.3 查找第一个有效元素 first
// 从 head 开始遍历找到第一个 item！=null 的元素
Node<E> first() {
restartFromHead:
for (;;) {
for (Node<E> h = head, p = h, q;;) {
boolean hasItem = (p.item != null);
// 要么找到了 item!=null 的元素，要么遍历完整个链表
if (hasItem || (q = p.next) == null) {
updateHead(h, p);
return hasItem ? p : null;
} else if (p == q)
continue restartFromHead;
else
p = q;
}
}
}
5.4 查找后继节点 succ
// 遇到哨兵节点，从 head 开始遍历
final Node<E> succ(Node<E> p) {
Node<E> next = p.next;
return (p == next) ? head : next;
}
参考：
- 《Java并发编程的艺术》第六章
- 并发队列-无界非阻塞队列 ConcurrentLinkedQueue 原理探究(有节点变化图)
- 聊聊并发（六）ConcurrentLinkedQueue的实现原理分析
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