自旋锁是采用让当前线程不停地的在循环体内执行实现的，当循环的条件被其他线程改变时才能进入临界区。
JDK里面自旋锁的实现有 SynchronousQueue 和 LinkedTransferQueue。 本文只是自己对源码的简单理解。
先说公平锁，先等待的线程先获得数据。SynchronousQueue的内部类TransferQueue实现了公平锁。
某一时刻 线程A看到内存的情况如下： 链表，head 和 tail 分别指向链首和链尾，并且线程执行了ht = tail 。
* * head ht=tail * | | * v v * M -> U -> U -> U *
M 代表match ， 表示该节点已经匹配到了数据， poll 等到了 offer ，或者 offer 等到了 poll 。
U 代表unmatch ， 表示该节点在等待填充数据或者数据等待poll 。
由于并发操作，经过其他线程的操作使得链表变成如下：（此操作是瞬间完成的）
* head ht tail * | | | * v v v * M -> M -> U -> U -> U -> U *
有两个U节点添加进来， 第二个节点M匹配到了数据。
假设此时线程A想再往链表添加U节点：
那么需要进行那些操作？
1： 发现ht != tail , 于是需要继续循环
2：在 ht == tail 的情况下需要先 判断 tail.next 是否为null ， 如果不是则继续循环
3：新建一个node，将 tail.next 指向新node。
4：将U赋值给tail 。 （如果只执行了3而还没有执行4，就会出现2中的情况，ht=tail,但是ht.next 为空，说明此时有线程执行了3操作但是还没有执行4操作，此时只需要继续循环即可）
* head ht=tail * | | * v v * U -> U -> U -> U -> U
/* * head tail * | | * v v * U -> U -> U -> U -> U * */
5： 自旋等待match。
6： 等待结束有两种可能结果： 6.1 超时取消 6.2 成功
成功时： 因此只需将 head 指向node.next . 并且将 node.next 置空。 虽然此时 M -> M 但是只要其它线程正确的执行了M.next = null 即可。
/* * head tail * | | * v v * M M M M M M -> M -> U -> U - > U ->U * */
/* * head tail * | | * v v * M M M M M M -> M U -> U - > U ->U * */
等待超时：此时U按理也应该来到了链首，前面node的也都超时了，但万一其他的线程没有获得cpu呢，就会出现如下的状况，需要将U前面的几个node也顺便清理掉
/* * head tail * | | * v v * M M M M M U -> U -> U -> U - > U ->U * */
假设此时线程A是想将U变成M，这个逻辑很简单，按顺序找到一个U，尝试给U的item赋值。成功结束，不成功继续循环。
E transfer(E e, boolean timed, long nanos) {
QNode s = null; // constructed/reused as needed boolean isData = (e != null); for (;;) { QNode t = tail; QNode h = head; if (t == null || h == null) // saw uninitialized value continue; // spin if (h == t || t.isData == isData) { // empty or same-mode QNode tn = t.next; if (t != tail) // inconsistent read continue; if (tn != null) { // lagging tail advanceTail(t, tn); continue; } if (timed && nanos <= 0) // can't wait return null; if (s == null) s = new QNode(e, isData); if (!t.casNext(null, s)) // failed to link in continue; advanceTail(t, s); // swing tail and wait Object x = awaitFulfill(s, e, timed, nanos); if (x == s) { // wait was cancelled clean(t, s); return null; }
if (!s.isOffList()) { // not already unlinked
advanceHead(t, s); // unlink if head if (x != null) // and forget fields s.item = s; s.waiter = null; } return (x != null) ? (E)x : e; } else { // complementary-mode QNode m = h.next; // node to fulfill if (t != tail || m == null || h != head) continue; // inconsistent read 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; }
advanceHead(h, m); // successfully fulfilled
LockSupport.unpark(m.waiter); return (x != null) ? (E)x : e; } } }
自旋分析：
Object awaitFulfill(QNode s, E e, boolean timed, long nanos) { /* Same idea as TransferStack.awaitFulfill */ final long deadline = timed ? System.nanoTime() + nanos : 0L; Thread w = Thread.currentThread(); int spins = ((head.next == s) ? (timed ? maxTimedSpins : maxUntimedSpins) : 0); for (;;) { if (w.isInterrupted()) s.tryCancel(e); Object x = s.item; if (x != e) return x; if (timed) { nanos = deadline - System.nanoTime(); if (nanos <= 0L) { s.tryCancel(e); continue; } } if (spins > 0) --spins; else if (s.waiter == null) s.waiter = w; else if (!timed) LockSupport.park(this); else if (nanos > spinForTimeoutThreshold) LockSupport.parkNanos(this, nanos); } }
循环判断 node.item 有没有变化，如果有变化则匹配成功，如果没有则继续循环， 循环一定的次数(spins)后还没有匹配成功则使用 LockSupport.park() 来阻塞线程。这个循环过程即可称为自旋。
但是公平锁存在一个问题：
/* * * head ht=tail * | | * v v * M -> U -> U -> U * * | * | * U变成M，但是此线程并没有获得cpu，没法立即执行，于是后面获得cpu的线程便有了意见，为啥不将数据给我，我能立即执行。 */
要想解决此问题说来也十分简单，每个线程只需不停的将自己的node和head进行交换(casHead)即可优先获得task。 这个是在 TransferStack中实现的，说起来简单，但实现起来则困难得多。其实这也是经常听到的抢占式执行吧，SynchronousQueue 默认使用非公平锁。
public SynchronousQueue() { this(false); } public SynchronousQueue(boolean fair) { transferer = fair ? new TransferQueue<E>() : new TransferStack<E>(); }