源码阅读(40)：Java中线程安全的Queue、Deque结构——LinkedTransferQueue（3）

（接上文《源码阅读(39)：Java中线程安全的Queue、Deque结构——LinkedTransferQueue（2）》）

2.4.1、生产者端对xfer方法的调用

请注意我们讨论的情况是同时有多个生产者线程，在进行LinkedTransferQueue队列的数据添加操作。最初，单向链表中只有一个虚拟节点，LinkedTransferQueue队列的head属性、tail属性都引用它，如下图所示

接着，由于是生产者线程调用xfer方法，所以xfer方法的4个方法的特性是：e是该生产者线程添加的数据对象（不为null）；haveData参数的属性为true；至于how参数和nanos参数，会有多种值的情况，但是并不影响我们进行讨论。接着运行内层for循环时，由于判定条件：

(t != (t = tail) && t.isData == haveData)

的判定结果为true，所以p变量的引用将以当前tail属性的引用值为准。如下图所示：

按照上文所述，只有当前处理节点p的isData标识和入参的haveData标识一致，且当前处理节点p真实的数据对象存在情况和入参的haveData标识一致，既如下判定式的结果为true，才是出队操作：

p.isData != haveData && haveData == ((item = p.item) == null) {// ......
}

很明显，当多个生产者线程在进行xfer操作时，无论单向链表已形成了多少Node节点（Node节点都是存储任务），在当前操作的入参haveData值为true时，以上判定式的结果都为false，所以当前xfer操作不会进入出队处理逻辑。

由于p变量（代表当前正在处理的，处于单向链表中的node节点）从tail属性引用的位置开始，所以在经过以下语句逻辑后，p节点就会指向当前单向链表中的最后一个Node节点位置（注意这个“最后一个Node节点”的位置可能并不是tail属性指向的位置，且这个“最后一个Node节点”的位置可能在本线程操作过程中发生变化——因为还有其它生产者线程在同时操作）

// ......
// 通过以下的语句模式，p变量所代表的节点终会是某一个瞬时下
// 当前单向链表的最后一个Node节点
restart: for (Node s = null, t = null, h = null;;) {for (Node p = (t != (t = tail) && t.isData == haveData) ? t : (h = head);; ) {// ......if ((q = p.next) == null) {// ......}if (p == (p = q)) {continue restart;}// ......}
}
// ......

一旦“(q = p.next) == null”的判定是成立，本次xfer操作就开始进行入队处理逻辑。通过“s = new Node(e);”创建新的Node节点；通过“p.casNext(null, s)”原子操作，试图将创建的新节点s，成功引用到链单向链表的末尾；通过“casTail(t, s)”试图重新为tail属性指定新的引用位置——是否成功都无所谓。如下图是一种可能成功的操作状态：

2.4.2、消费者端对xfer方法的调用

我们设在多个消费者线程操作前，LinkedTransferQueue中的单向链表呈现如下的状态：

如上图所示，head引用指向的Node节点是一个“虚”节点，该节点是在LinkedTransferQueue初始化时创建的，其isData属性的值和item属性拥有值的真实情况是相悖的——这种特点的节点，将在skipDeadNodesNearHead方法中被清理掉。

那么当（多个）消费者线程调用xfer方法时，入参e为null，haveData为false。起初进入xfer方法时，通过后者外层for循环的初始表达时判定后，局部变量p将被赋值为head的引用位置，代码段如下所示：

// 由于tail引用的对象，其isData属性值与入参haveData不一致
// 所以p变量将被赋值为head的对象引用
for (Node p = (t != (t = tail) && t.isData == haveData) ? t : (h = head);; ) {// ......
}

用图形化的表达方式，展示如下：

接着，由于head引用的节点是一个“虚”节点，所以p变量的引用位置将基于“q = p.next” 和 “p = q”语句的配合，向链表的后续结“移动”，随后p变量的引用将指向对象编号为642的Node对象。由于这个Node符合出队操作的判定式，所以开始执行出队逻辑：

  // ......// 对象id编号为642的Node结点，其isData属性值和入参haveData的值相悖// 并且其item属性真实存在数据的情况也和入参haveData的值相悖（注意，不要看到“==”就认为是相同，请仔细分析判定场景）if (p.isData != haveData && haveData == ((item = p.item) == null)) {// 出队逻辑在这里// ......}// ......

这里需要注意，由于是多个出队操作同时进行，所以当前p变量所引用的对象节点的数据可能已经被某个操作线程取出（甚至该节点已经被skipDeadNodesNearHead方法以无效节点的身份清理，变成了自引用状态），那么以上表达式可能不成立，需要按照cas的思路重新确认p变量的引用位置，然后再重新开始处理逻辑。请注意出队逻辑中的如下语句：

// ......
// 由于我们示例的操作场景，单向链表由生产者模式下的Node节点构成
// 所以消费者任务进行出队操作时，以下方法调用成功，将使得p节点item属性值变为null。
if (p.tryMatch(item, e)) {// ......
}
// ......

我们来看一下tryMatch方法的内部逻辑：

/** Tries to CAS-match this node; if successful, wakes waiter. */
final boolean tryMatch(Object cmp, Object val) {// 使用原子操作设定当前Node对象的item属性为null// 如果设置成功，则通知Node对象中记录的可能的waiter线程（等待匹配操作的线程）// 解除阻塞状态。LockSupport工具类之前的文章已经花较大篇幅介绍了，这里不再赘述if (casItem(cmp, val)) {LockSupport.unpark(waiter);return true;}return false;
}

一个中心思想是，当p变量引用的Node节点对象成功调用tryMatch方法后，这个节点对象的isData属性值和item属性中实际的数据对象引用情况，就变得相悖——也就是说这个Node节点对象变成了一个“虚”节点。如下图所示（编号642的Node节点对象变成了虚节点）：

接下来，由于p != h的判定式成立，所以出队逻辑会调用skipDeadNodesNearHead方法将h变量指向的节点（包含）和p变量指向的节点（包含）间的所有节点，作为无效节点清除掉，并且重新设置LinkedTransferQueue队列head属性的引用位置。我们来看看skipDeadNodesNearHead方法内部是如何工作的：

// 该方法负责清理单向链表中的无效节点，既是isData属性值和item属性值相悖的那些节点
// h变量表示清理的开始（节点）位置
// p变量表示清理的结束（节点）位置，p所引用的Node节点一定是一个无效节点
private void skipDeadNodesNearHead(Node h, Node p) {// 循环的目的并不是cas原理，而是为了找到单向链表中离链表头部最近的有效节点for (;;) {final Node q;// 如果清理过程发现已经达到当前链表的最后一个节点，则p节点不能再“向后移动”了// 注意每次循环都会有一个变量q，指向当前p变量所指向Node节点对象的下一个Node节点对象if ((q = p.next) == null) {break;}// 如果q变量指向的Node节点是有效的，就说明已找到了单向链表中离链表头部最近的有效节点了// 将q变量的值赋给p，以便达到“向后移动”的目的，并且不需要再继续向后找了，推出循环else if (!q.isMatched()) { p = q;break;}// 如果以上条件不成立，则还是要将q变量的值赋给p，而且通过循环，继续向链表的后续结点寻找。// 注意：如果p节点出现了自循环的情况，这种情况代表p已经被其它线程的调用过程清理出了队列，那么直接退出处理即可else if (p == (p = q)) {return;}}// 当方法的以上操作成功找到自己认为的最接近链表头部的有效节点// 则通过原则操作，重新设置单向链表的head属性的对象引用位置，并将原来h变量引用的Node节点设置为自循环// 表示这个节点已经被移出队列if (casHead(h, p)) {h.selfLink();}
}// 该方法用于确认当前Node节点对象的isData属性值和item属性值是否相悖（是否有效）
// 所谓相悖，是指如下两种情况中的一种：
// a、当isData属性值为true时，item属性却为null
// b、当isData属性值为false时，item属性却不为null 
// 如果两个属性的值相悖，则返回true
final boolean isMatched() {return isData == (item == null);
}

通过skipDeadNodesNearHead方法的调用，如果其中的cas操作成功，那么单向链表呈现的状态可用下图进行表示：

2.4.3、xfer方法工作过程总结

上文中我们逐句阅读了xfer中的源代码，并通过一个典型的多生产者、多消费者的使用场景讨论了LinkedTransferQueue队列的工作过程。要说明的是，无论是上文中提到的生产者先工作然后消费者再工作；还是反向的场景：消费者先工作然后生成者再工作；又或者生产者和消费者一同工作，LinkedTransferQueue中单向链表的基本工作原理都相同。

如此，我们基本可以总结出LinkedTransferQueue内部单向链表工作的几个特点：

• 单向链表中并不是所有节点都有效（有“虚”节点存在），但除了“虚”节点以外，整个单向链表所有有效节点只可能是同一种任务模式——要么全是取数任务，要么全是存储任务。

• tail引用的位置不一定在单向链表的最末尾，这可能是因为多线程下的并发操作导致的，还可能是在同一线程中两次连续操作导致的。

• head引用的位置也不一定在单向链表的头部，这也是因为多线程下的并发操作导致的。而且单向链表可以保证在head引用位置之前还没有脱离单向链表的所有Node节点都是“虚”节点（无效节点）。

• 而且基于以上两个描述，我们还可以得出一个结论，就是head可能在某种情况下，会指向tail引用之后的Node节点（也就是head引用的位置在tail引用位置之后），如下图所示：
  
  这种情况是正常的，最直白的解释就是：在多线程的操作场景下，出队操作追赶上了入队操作——或者说入队操作还没有来得急修正tail的引用位置，刚入队的Node节点就被出队了。

• 当xfer方法中通过skipDeadNodesNearHead方法清理无效Node节点时，并不是直接将无效节点置为null，而是将无效节点的next属性引用向它自己，这样做主要有两个原因：

  • 原因1：让无效Node节点失去引用路径可达性，以便帮助垃圾回收器进行回收

  • 原因2：但是以上原因并不是最主要的原因，毕竟即使不将无效节点对象的next属性引用指向它自己，无效Node节点也会因为head引用位置后移而失去路径可达性。这样做的最主要原因是在多线程场景下，方便告知处理进度“落后于”自己的出队处理线程，它们正在处理的Node节点已经被当前线程完成了出队处理，已经变成了无效状态，需要他们重新开始自己的出队逻辑。这就是xfer方法中“p == (p = q) {continue restart;}” 语句的意义。

============（接下文）