SynchronousQueue是一种特殊的阻塞队列，不同于LinkedBlockingQueue、ArrayBlockingQueue和PriorityBlockingQueue，其内部没有任何容量，任何的入队操作都需要等待其他线程的出队操作，反之亦然。如果将SynchronousQueue用于生产者/消费者模式，那么相当于生产者和消费者手递手交易，即生产者生产出一个货物，则必须等到消费者过来取货，方可完成交易。 
SynchronousQueue有一个fair选项，如果fair为true，称为fair模式，否则就是unfair模式。fair模式使用一个先进先出的队列保存生产者或者消费者线程，unfair模式则使用一个后进先出的栈保存。

基本原理

SynchronousQueue通过将入队出队的线程绑定到队列的节点上，并借助LockSupport的park()和unpark()实现等待，先到达的线程A需调用LockSupport的park()方法将当前线程进入阻塞状态，知道另一个与之匹配的线程B调用LockSupport.unpark(Thread)来唤醒在该节点上等待的线程A。 
基本逻辑：

1. 初始状态队列为null
2. 当一个线程到达，如果队列为null，无与之匹配的线程，则进入队列等待；队列不为null，参考3
3. 当另一个线程到达，如果队列不为null，则判断队列中的第一个元素（针对fair和unfair不同）是否与其匹配，如果匹配则完成交易，不匹配则也入队；队列为null，参考2

常用方法解析

在深入分析其实现机制之前，我们先了解对于SynchronousQueue可执行哪些操作，由于SynchronousQueue的容量为0，所以一些针对集合的操作，如：isEmpty()/size()/clear()/remove(Object)/contains(Object)等操作都是无意义的，同样peek()也总是返回null。所以针对SynchronousQueue只有两类操作：

• 入队（put(E)/offer(E, long, TimeUnit)/offer(E)）
• 出队（take()/poll(long, TimeUnit)/poll()）

这两类操作内部都是调用Transferer的transfer(Object, boolean, long)方法，通过第一个参数是否为null，来区分是生产者还是消费者（生产者不为null）。 
针对以上情况，我们将着重分析Transferer的transfer(Object, boolean, long)方法，这里由于两种不同的公平模式，会存在两个Transferer的派生类：

public SynchronousQueue(boolean fair) { transferer = (fair)? new TransferQueue() : new TransferStack(); }

可见fair模式使用TransferQueue，unfair模式使用TransferStack，下面我们将分别对这两种模式进行着重分析。

fair模式

fair模式使用一个FIFO的队列保存线程，TransferQueue的结构如下：

/** Dual Queue */ static final class TransferQueue extends Transferer { /** Node class for TransferQueue. */ static final class QNode { volatile QNode next; // next node in queue volatile Object item; // CAS'ed to or from null volatile Thread waiter; // to control park/unpark final boolean isData; QNode(Object item, boolean isData) { this.item = item; this.isData = isData; } ... } /** Head of queue */ transient volatile QNode head; /** Tail of queue */ transient volatile QNode tail; /** * Reference to a cancelled node that might not yet have been * unlinked from queue because it was the last inserted node * when it cancelled. */ transient volatile QNode cleanMe; TransferQueue() { QNode h = new QNode(null, false); // initialize to dummy node. head = h; tail = h; } ... }

以上是TransferQueue的大致结构，可以看到TransferQueue同一个普通的队列，同时存在一个指向队列头部的指针——head，和一个指向队列尾部的指针——tail；cleanMe的存在主要是解决不可清楚队列的尾节点的问题，后面会介绍到；队列的节点通过内部类QNode封装，QNode包含四个变量：

• next：指向队列中的下一个节点
• item：节点包含的数据
• waiter：等待在该节点上的线程
• isData：表示该节点由生产者创建还是由消费者创建，由于生产者是放入数据，所以isData==true，而消费者==false

其他的内容就是一些CAS变量以及操作，下面主要分析TransferQueue的三个重要方法：transfer(Object, boolean, long)、awaitFulfill(QNode, Object, boolean, long)、clean(QNode, QNode)。这三个方法是TransferQueue的核心，入口是transfer()，下面具体看代码。

transfer

/** * @By Vicky:交换数据，生产者和消费者通过e==null来区分 */ Object transfer(Object e, boolean timed, long nanos) { QNode s = null; // constructed/reused as needed boolean isData = (e != null);// e==null，则isData==false,else idData==true for (;;) {// 循环 QNode t = tail; QNode h = head; if (t == null || h == null) // 无视即可，具体信息在方法开始的注释中有提到 continue; // spin // h==t队列为null,tail的isData==isData表示该队列中的等待的线程与当前线程是相同模式 //（同为生产者，或者同为消费者）（队列中只存在一种模式的线程） // 此时需要将该线程插入到队列中进行等待 if (h == t || t.isData == isData) { QNode tn = t.next; if (t != tail) // inconsistent read continue; // 这里的目的是为了帮助其他线程完成入队操作 if (tn != null) { // lagging tail // 原子性将tail从t更新为tn，即将tail往后移动，直到队列的最后一个元素 advanceTail(t, tn); continue; } // 如果nanos<=0则说明不等待，那么到这里已经说到队列没有可匹配的线程，所以直接返回null即可 if (timed && nanos <= 0) // can't wait return null; // 仅初始化一次s，节点s会保存isData信息作为生产者和消费者的区分 if (s == null) s = new QNode(e, isData); // 原子性的更新t的next指针指向s，上面将tail从t更新为tn就是为了处理此处剩下的操作 // 由于此处插入一个节点分成了两个步骤，所以过程中会插入其他线程，导致看到不一致状态 // 所以其他线程会执行剩下的步骤帮助其完成入队操作 if (!t.casNext(null, s)) // failed to link in continue; // 如果自己执行失败没有关系，会有其他线程帮忙执行完成的，所以才无需锁，类似ConcurrentLinkedQueue advanceTail(t, s); // swing tail and wait // 等待匹配 Object x = awaitFulfill(s, e, timed, nanos); // 这里有两种情况： // A:匹配完成，返回数据 // B:等待超时/取消，返回原节点s if (x == s) { // wait was cancelled // 情况B则需要清除掉节点s clean(t, s); return null; } // 情况A，则匹配成功了，但是还需要将该节点从队列中移除 // 由于FIFO原则，所以匹配上的元素必然是队列的第一个元素，所以只需要移动head即可 if (!s.isOffList()) { // not already unlinked // 移动head指向s，则下次匹配从s.next开始 advanceHead(t, s); // unlink if head // 清除对节点中保存的数据的引用，GC友好 if (x != null) // and forget fields s.item = s; s.waiter = null; } return (x != null)? x : e; } else { // complementary-mode // 进行匹配，从队列的头部开始，即head.next，非head QNode m = h.next; // node to fulfill if (t != tail || m == null || h != head) continue; // inconsistent read // 判断该节点的isData是否与当前线程的isData匹配 // 相等则说明m已经匹配过了，因为正常情况是不相等才对 // x==m说明m被取消了，见QNode的tryCancel()方法 // CAS设置m.item为e，这里的e，如果是生产者则是数据，消费者则是null， // 所以m如果是生产者，则item变为null，消费者则变为生产者的数据 // CAS操作失败，则直接将m出队，CAS失败说明m已经被其他线程匹配了，所以将其出队，然后retry Object x = m.item; if (isData == (x != null) || // m already fulfilled x == m || // m cancelled !m.casItem(x, e)) { // lost CAS advanceHead(h, m); // dequeue and retry continue; } // 与m匹配成功，将m出队，并唤醒等待在m上的线程m.waiter advanceHead(h, m); // successfully fulfilled LockSupport.unpark(m.waiter); return (x != null)? x : e; } } }

从上面的代码可以看出TransferQueue.transfer()的整体流程：

1. 判断当前队列是否为null或者队尾线程是否与当前线程匹配，为null或者不匹配都将进行入队操作
2. 入队主要很简单，分成两步：修改tail的next为新的节点，修改tail为新的节点，这两步操作有可能分在两个不同的线程执行，不过不影响执行结果
3. 入队之后需要将当前线程阻塞，调用LockSupport.park()方法，直到打断/超时/被匹配的线程唤醒
4. 如果被取消，则需要调用clean()方法进行清除
5. 由于FIFO，所以匹配总是发生在队列的头部，匹配将修改等待节点的item属性传递数据，同时唤醒等待在节点上的线程

awaitFulfill

下面看看具体如何让一个线程进入阻塞。

/** *@ By Vicky:等待匹配，该方法会进入阻塞，直到三种情况下才返回： * a.等待被取消了，返回值为s * b.匹配上了，返回另一个线程传过来的值 * c.线程被打断，会取消，返回值为s */ Object awaitFulfill(QNode s, Object e, boolean timed, long nanos) { // timed==false，则不等待，lastTime==0即可 long lastTime = (timed)? System.nanoTime() : 0; // 当前线程 Thread w = Thread.currentThread(); // 循环次数，原理同自旋锁，如果不是队列的第一个元素则不自旋，因为压根轮不上他，自旋只是浪费CPU // 如果等待的话则自旋的次数少些，不等待就多些 int spins = ((head.next == s) ? (timed? maxTimedSpins : maxUntimedSpins) : 0); for (;;) { if (w.isInterrupted())// 支持打断 s.tryCancel(e); // 如果s的item不等于e，有三种情况： // a.等待被取消了，此时x==s // b.匹配上了，此时x==另一个线程传过来的值 // c.线程被打断，会取消，此时x==s // 不管是哪种情况都不要再等待了，返回即可 Object x = s.item; if (x != e) return x; // 等到，直接超时取消 if (timed) { long now = System.nanoTime(); nanos -= now - lastTime; lastTime = now; if (nanos <= 0) { s.tryCancel(e); continue; } } // 自旋，直到spins==0，进入等待 if (spins > 0) --spins; // 设置等待线程 else if (s.waiter == null) s.waiter = w; // 调用LockSupport.park进入等待 else if (!timed) LockSupport.park(this); else if (nanos > spinForTimeoutThreshold) LockSupport.parkNanos(this, nanos); } }

awaitFulfill()主要涉及自旋以及LockSupport.park()两个关键点，自旋可去了解自旋锁的原理。

自旋锁原理：通过空循环则霸占着CPU，避免当前线程进入睡眠，因为睡眠/唤醒是需要进行线程上下文切换的，所以如果线程睡眠的时间很段，那么使用空循环能够避免线程进入睡眠的耗时，从而快速响应。但是由于空循环会浪费CPU，所以也不能一直循环。自旋锁一般适合同步快很小，竞争不是很激烈的场景。

LockSupport.park()可到API文档进行了解。

clean

下面再看看如何清除被取消的节点。

/** *@By Vicky:清除节点被取消的节点 */ void clean(QNode pred, QNode s) { s.waiter = null; // forget thread // 如果pred.next!=s则说明s已经出队了 while (pred.next == s) { // Return early if already unlinked QNode h = head; QNode hn = h.next; // Absorb cancelled first node as head // 从队列头部开始遍历，遇到被取消的节点则将其出队 if (hn != null && hn.isCancelled()) { advanceHead(h, hn); continue; } QNode t = tail; // Ensure consistent read for tail // t==h则队列为null if (t == h) return; QNode tn = t.next; if (t != tail) continue; // 帮助其他线程入队 if (tn != null) { advanceTail(t, tn); continue; } // 只能出队非尾节点 if (s != t) { // If not tail, try to unsplice // 出队方式很简单，将pred.next指向s.next即可 QNode sn = s.next; if (sn == s || pred.casNext(s, sn)) return; } // 如果s是队尾元素，那么就需要cleanMe出场了，如果cleanMe==null，则只需将pred赋值给cleanMe即可， // 赋值cleanMe的意思是等到s不是队尾时再进行清除，毕竟队尾只有一个 // 同时将上次的cleanMe清除掉，正常情况下此时的cleanMe已经不是队尾了，因为当前需要清除的节点是队尾 // (上面说的cleanMe其实是需要清除的节点的前继节点) QNode dp = cleanMe; if (dp != null) { // Try unlinking previous cancelled node QNode d = dp.next; QNode dn; // d==null说明需要清除的节点已经没了 // d==dp说明dp已经被清除了，那么dp.next也一并被清除了 // 如果d未被取消，说明哪里出错了，将cleanMe清除，不清除这个节点了 // 后面括号将清除cleanMe的next出局，前提是cleanMe.next没有已经被出局 if (d == null || // d is gone or d == dp || // d is off list or !d.isCancelled() || // d not cancelled or (d != t && // d not tail and (dn = d.next) != null && // has successor dn != d && // that is on list dp.casNext(d, dn))) // d unspliced casCleanMe(dp, null); // dp==pred说明cleanMe.next已经其他线程被更新了 if (dp == pred) return; // s is already saved node } else if (casCleanMe(null, pred)) return; // Postpone cleaning s } }

清除节点时有个原则：不能清除队尾节点。所以如果对尾节点需要被清除，则将其保存到cleanMe变量，等待下次进行清除。在清除cleanMe时可能说的有点模糊，因为涉及到太多的并发会出现很多情况，所以if条件太多，导致难以分析全部情况。

以上就是TransferQueue的操作逻辑，下面看看后进先出的TransferStack。

unfair模式

unfair模式使用一个LIFO的队列保存线程，TransferStack的结构如下：

/** Dual stack */ static final class TransferStack extends Transferer { /* Modes for SNodes, ORed together in node fields */ /** Node represents an unfulfilled consumer */ static final int REQUEST = 0;// 消费者请求数据 /** Node represents an unfulfilled producer */ static final int DATA = 1;// 生产者生产数据 /** Node is fulfilling another unfulfilled DATA or REQUEST */ static final int FULFILLING = 2;// 正在匹配中... /** 只需要判断mode的第二位是否==1即可，==1则正在匹配中...*/ static boolean isFulfilling(int m) { return (m & FULFILLING) != 0; } /** Node class for TransferStacks. */ static final class SNode { volatile SNode next; // next node in stack volatile SNode match; // the node matched to this volatile Thread waiter; // to control park/unpark Object item; // data; or null for REQUESTs int mode; // Note: item and mode fields don't need to be volatile // since they are always written before, and read after, // other volatile/atomic operations. SNode(Object item) { this.item = item; } } /** The head (top) of the stack */ volatile SNode head; static SNode snode(SNode s, Object e, SNode next, int mode) { if (s == null) s = new SNode(e); s.mode = mode; s.next = next; return s; } }

TransferStacks比TransferQueue的结构复杂些。使用一个head指向栈顶元素，使用内部类SNode封装栈中的节点信息，SNode包含5个变量：

• next：指向栈中下一个节点
• match：与之匹配的节点
• waiter：等待的线程
• item：数据
• mode：模式，对应REQUEST/DATA/FULFILLING（第三个并不是FULFILLING，而是FULFILLING | REQUEST或者FULFILLING | DATA）

SNode的5个变量，三个是volatile的，另外两个item和mode没有volatile修饰，代码注释给出的解释是：对这两个变量的写总是发生在volatile/原子操作的之前，读总是发生在volatile/原子操作的之后。

上面提到SNode.mode的三个常量表示栈中节点的状态,f分别为：

• REQUEST：0，消费者的请求生成的节点
• DATA：1，生产者的请求生成的节点
• FULFILLING：2，正在匹配中的节点，具体对应的mode值是FULFILLING | REQUEST和FULFILLING | DATA

其他内部基本同TransferQueue，不同之处是当匹配到一个节点时并非是将被匹配的节点出栈，而是将匹配的节点入栈，然后同时将匹配上的两个节点一起出栈。下面我们参照TransferQueue来看看TransferStacks的三个方法：transfer(Object, boolean, long)、awaitFulfill(QNode, Object, boolean, long)、clean(QNode, QNode)。

transfer

/** * @By Vicky:交换数据，生产者和消费者通过e==null来区分 */ Object transfer(Object e, boolean timed, long nanos) { SNode s = null; // constructed/reused as needed int mode = (e == null)? REQUEST : DATA;// 根据e==null判断生产者还是消费者，对应不同的mode值 for (;;) { SNode h = head; // 栈为null或者栈顶元素的模式同当前模式，则进行入栈操作 if (h == null || h.mode == mode) { // empty or same-mode // 不等待，则直接返回null，返回之前顺带清理下被取消的元素 if (timed && nanos <= 0) { // can't wait if (h != null && h.isCancelled()) casHead(h, h.next); // pop cancelled node else return null; } else if (casHead(h, s = snode(s, e, h, mode))) {// 入栈，更新栈顶为新节点 // 等待，返回值m==s，则被取消，需清除 SNode m = awaitFulfill(s, timed, nanos); // m==s说明s被取消了，清除 if (m == s) { // wait was cancelled clean(s); return null; } // 帮忙出栈 if ((h = head) != null && h.next == s) casHead(h, s.next); // help s's fulfiller // 消费者则返回生产者的数据，生产者则返回自己的数据 return mode == REQUEST? m.item : s.item; } } else if (!isFulfilling(h.mode)) { // try to fulfill // 栈顶未开始匹配，则开始匹配 // h被取消，则出栈 if (h.isCancelled()) // already cancelled casHead(h, h.next); // pop and retry // 更新栈顶为新插入的节点，并更新节点的mode为FULFILLING，对应判断是否正在出栈的方法 // 匹配需要先将待匹配的节点入栈，所以不管是匹配还是不匹配都需要创建一个节点入栈 else if (casHead(h, s=snode(s, e, h, FULFILLING|mode))) { // 循环直到找到一个可以匹配的节点 for (;;) { // loop until matched or waiters disappear // m即与s匹配的节点 SNode m = s.next; // m is s's match // m==null说明栈s之后无元素了，直接将栈顶设置为null，并重新进行最外层的循环 if (m == null) { // all waiters are gone casHead(s, null); // pop fulfill node s = null; // use new node next time break; // restart main loop } // 将s设置为m的匹配节点，并更新栈顶为m.next，即将s和m同时出栈 SNode mn = m.next; if (m.tryMatch(s)) { casHead(s, mn); // pop both s and m return (mode == REQUEST)? m.item : s.item; } else // lost match // 设置匹配失败，则说明m正准备出栈，帮助出栈 s.casNext(m, mn); // help unlink } } } else { // help a fulfiller // 栈顶已开始匹配，帮助匹配 // 此处的操作逻辑同上面的操作逻辑一致，目的就是帮助上面进行操作，因为此处完成匹配需要分成两步： // a.m.tryMatch(s)和b.casHead(s, mn) // 所以必然会插入其他线程，只要插入的线程也按照这个步骤执行那么就避免了不一致问题 SNode m = h.next; // m is h's match if (m == null) // waiter is gone casHead(h, null); // pop fulfilling node else { SNode mn = m.next; if (m.tryMatch(h)) // help match casHead(h, mn); // pop both h and m else // lost match h.casNext(m, mn); // help unlink } } } }

从上面的代码可以看出TransferStack.transfer()的整体流程：

1. 判断当前栈是否为null或者栈顶线程是否与当前线程匹配，为null或者不匹配都将进行入栈操作
2. 入栈主要很简单，分成两步：插入一个节点入栈，该步无需同步，第二步需要head指针指向新节点，该步通过CAS保证安全
3. 入栈之后需要将当前线程阻塞，调用LockSupport.park()方法，直到打断/超时/被匹配的线程唤醒
4. 如果被取消，则需要调用clean()方法进行清除
5. 由于LIFO，所以匹配的节点总是栈顶的两个节点，分成两步：原子性更新节点的match变量，更新head。由于两步无法保证原子性，所以通过将栈顶元素的mode更新为FULFILLING，阻止其他线程在栈顶发生匹配时进行其他操作，同时其他线程需帮助栈顶进行的匹配操作

awaitFulfill

下面看看TransferStack是如何让一个线程进入阻塞。

/** *@ By Vicky:等待匹配，逻辑大致同TransferQueue可参考阅读 */ SNode awaitFulfill(SNode s, boolean timed, long nanos) { long lastTime = (timed)? System.nanoTime() : 0; Thread w = Thread.currentThread(); SNode h = head; // 计算自旋的次数，逻辑大致同TransferQueue int spins = (shouldSpin(s)? (timed? maxTimedSpins : maxUntimedSpins) : 0); for (;;) { if (w.isInterrupted()) s.tryCancel(); // 如果s的match不等于null，有三种情况： // a.等待被取消了，此时x==s // b.匹配上了，此时match==另一个节点 // c.线程被打断，会取消，此时x==s // 不管是哪种情况都不要再等待了，返回即可 SNode m = s.match; if (m != null) return m; if (timed) { // 等待 long now = System.nanoTime(); nanos -= now - lastTime; lastTime = now; if (nanos <= 0) { s.tryCancel(); continue; } } // 自旋 if (spins > 0) spins = shouldSpin(s)? (spins-1) : 0; // 设置等待线程 else if (s.waiter == null) s.waiter = w; // establish waiter so can park next iter // 等待 else if (!timed) LockSupport.park(this); else if (nanos > spinForTimeoutThreshold) LockSupport.parkNanos(this, nanos); } }

逻辑基本同TransferQueue，不同之处是通过修改SNode的match变量标示匹配，以及取消。

clean

下面再看看如何清除被取消的节点。

/** * @By Vicky:清除节点 */ void clean(SNode s) { s.item = null; // forget item s.waiter = null; // forget thread // 清除 SNode past = s.next; if (past != null && past.isCancelled()) past = past.next; // Absorb cancelled nodes at head // 从栈顶节点开始清除，一直到遇到未被取消的节点，或者直到s.next SNode p; while ((p = head) != null && p != past && p.isCancelled()) casHead(p, p.next); // Unsplice embedded nodes // 如果p本身未取消(上面的while碰到一个未取消的节点就会退出，但这个节点和past节点之间可能还有取消节点)， // 再把p到past之间的取消节点都移除。 while (p != null && p != past) { SNode n = p.next; if (n != null && n.isCancelled()) p.casNext(n, n.next); else p = n; } }

以上即全部的TransferStack的操作逻辑。

看完了TransferQueue和TransferStack的逻辑，SynchronousQueue的逻辑基本清楚了。

应用场景

SynchronousQueue的应用场景得看具体业务需求，J.U.C下有一个应用案例：Executors.newCachedThreadPool()就是使用SynchronousQueue作为任务队列。

出处：http://blog.csdn.net/vickyway/article/details/50113429