Condition的await-signal流程详解

       上一篇讲了ReentrantLock的lock-unlock流程，今天这篇讲讲Condition的await-signal流程。

Condition类图：

• Condition接口包含了多种await方式和两个通知方法
• ConditionObject实现了Condition接口，是AbstractQueuedSynchronizer的内部类
• Reentrantlock的newCondition方法返回与某个lock实例相关的Condition对象

       和release队列一样，Condition队列也是虚拟队列，每个Node通过nextWaiter进行关联。因为Condition Node要变为release Node才可以解除阻塞，所以不需要prevWaiter，这一点下面会有说明。
大概的整个过程是：

       调用await的线程都会进入一个Condition队列。调用signal的线程每一次都会从firstWaiter开始找出未取消的Condition Node放到release队列里，然后调用signal的线程在await或者unlock的时候执行release方法才有机会将其解除阻塞。相对于lock-unlock，正常的流程要简单一些，但是对于中断处理会更为复杂。

先看看调用await()至阻塞的过程

如图所示，该过程可分为三个步骤：

1. 新建Condition Node包装线程，加入Condition队列
2. 释放当前线程占用的锁
3. 阻塞当前线程

在阻塞当前线程之前，要判断Condition Node是否在release队列里。如果在的话则没必要阻塞，可直接参与锁竞争。关键代码如下：

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.class

final boolean isOnSyncQueue(Node node) {
    // 当进入Condition队列时，waitStatus肯定为CONDITION，如果同时别的线程调用signal，Node会从Condition队列中移除，并且移除时会清除CONDITION状态。
    // 从移除到进入release队列，中间这段时间prev必然为null，所以还是返回false，即被park
    if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null)
        return false;
    // 当别的线程进入release队列时，会和前一个Node建立前后关系，所以如果next存在，说明一定在release队列中
    if (node.next != null) // If has successor, it must be on queue
        return true;
    /*
     * node.prev can be non-null, but not yet on queue because
     * the CAS to place it on queue can fail. So we have to
     * traverse from tail to make sure it actually made it.  It
     * will always be near the tail in calls to this method, and
     * unless the CAS failed (which is unlikely), it will be
     * there, so we hardly ever traverse much.
     */
    // 可能该Node刚刚最后一个进入release队列，所以是tail，其next必然是null，所以需要从队尾向前查找
    return findNodeFromTail(node);
}

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.class

final boolean isOnSyncQueue(Node node) {
    // 当进入Condition队列时，waitStatus肯定为CONDITION，如果同时别的线程调用signal，Node会从Condition队列中移除，并且移除时会清除CONDITION状态。
    // 从移除到进入release队列，中间这段时间prev必然为null，所以还是返回false，即被park
    if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null)
        return false;
    // 当别的线程进入release队列时，会和前一个Node建立前后关系，所以如果next存在，说明一定在release队列中
    if (node.next != null) // If has successor, it must be on queue
        return true;
    /*
     * node.prev can be non-null, but not yet on queue because
     * the CAS to place it on queue can fail. So we have to
     * traverse from tail to make sure it actually made it.  It
     * will always be near the tail in calls to this method, and
     * unless the CAS failed (which is unlikely), it will be
     * there, so we hardly ever traverse much.
     */
    // 可能该Node刚刚最后一个进入release队列，所以是tail，其next必然是null，所以需要从队尾向前查找
    return findNodeFromTail(node);
}

signal()流程图

 

 

       signal方法更简单一些，就是从firstWaiter开始，找到一个没有取消的Node放入release队列。但是即使一开始找到的Node没被取消，但是入队列的时候也可能会被取消，因此代码对这个情况做了点特殊处理。我根据自己的理解将代码做了如下解释：

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.class

final boolean transferForSignal(Node node) {
    /*
     * If cannot change waitStatus, the node has been cancelled.
     */
    // 如果改变waitStatus失败，说明已经被取消，没必要再进入release队列了。外部再循环找到一个Condition Node
    // 如果改变waitStatus成功，但是之后又被取消会怎么样？没关系，虽然已经进入release队列了，但是release方法里的unpark操作会跳过已取消的Node。这里的检查只是为了减少unpark时不必要的工作
    if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
        return false;

    /*
     * Splice onto queue and try to set waitStatus of predecessor to
     * indicate that thread is (probably) waiting. If cancelled or
     * attempt to set waitStatus fails, wake up to resync (in which
     * case the waitStatus can be transiently and harmlessly wrong).
     */
    // p是该Node的前驱
    Node p = enq(node);
    int ws = p.waitStatus;
    // 这里影响设置waitStatus只可能发生于线程被取消，那时会调用cancelAcquire方法将waitStatus设置为CANCEL，但它不是CAS的
    if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
        LockSupport.unpark(node.thread);
    return true;
}

// AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.class

final boolean transferForSignal(Node node) {
    /*
     * If cannot change waitStatus, the node has been cancelled.
     */
    // 如果改变waitStatus失败，说明已经被取消，没必要再进入release队列了。外部再循环找到一个Condition Node
    // 如果改变waitStatus成功，但是之后又被取消会怎么样？没关系，虽然已经进入release队列了，但是release方法里的unpark操作会跳过已取消的Node。这里的检查只是为了减少unpark时不必要的工作
    if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
        return false;

    /*
     * Splice onto queue and try to set waitStatus of predecessor to
     * indicate that thread is (probably) waiting. If cancelled or
     * attempt to set waitStatus fails, wake up to resync (in which
     * case the waitStatus can be transiently and harmlessly wrong).
     */
    // p是该Node的前驱
    Node p = enq(node);
    int ws = p.waitStatus;
    // 这里影响设置waitStatus只可能发生于线程被取消，那时会调用cancelAcquire方法将waitStatus设置为CANCEL，但它不是CAS的
    if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
        LockSupport.unpark(node.thread);
    return true;
}

       我们可以看到，signal方法只是将Node修改了状态，并没有唤醒线程。要将修改状态后的Node唤醒，一种是再次调用await()，一种是调用unlock()。这两个方法内部都会执行release方法对release队列里的Node解除阻塞，关于这点我在上一篇文章里已经说明了。

 

下面我把调用await()的线程被解除阻塞后的流程也画了一下：

 

以上就是await和signal的详细流程。signalAll和signal很像，内部就是将Condition队列里所有的Node都加入到release队列中，仅此而已。
之后有时间我会把一些中断处理也用流程图描述下发出来。