本文中多次提到CAS算法，先做个CAS算法的简单描述
CAS（非阻塞算法）说明
CAS有3个操作数，内存值V，旧的预期值A，要修改的新值B。当且仅当预期值A和内存值V相同时，将内存值V修改为B，否则什么都不做。
ConcurrentLinkedQueue是一种线程安全的队列。他是使用非阻塞算法（CAS）来实现线程安全的。ConcurrentLinkedQueue是一个基于链接节点的无界线程安全队列，它采用先进先出的规则对节点进行排序，当我们添加一个元素的时候，它会添加到队列的尾部；当我们获取一个元素时，它会返回队列头部的元素。ConcurrentLinkedQueue不变式
在后面的源代码分析中，我们将会看到队列有时会处于不一致状态。为此，ConcurrentLinkedQueue 使用三个不变式 ( 基本不变式，head 的不变式和 tail 的不变式 )，来约束队列中方法的执行。通过这三个不变式来维护非阻塞算法的正确性
基本不变式
在执行方法之前和之后，队列必须要保持的不变式：
当入队插入新节点之后，队列中有一个 next 域为 null 的（最后）节点。 从 head 开始遍历队列，可以访问所有 item 域不为 null 的节点。head 的不变式和可变式
在执行方法之前和之后，head 必须保持的不变式：
所有“活着”的节点（指未删除节点），都能从 head 通过调用 succ() 方法遍历可达。 head 不能为 null。 head 节点的 next 域不能引用到自身。 在执行方法之前和之后，head 的可变式： head 节点的 item 域可能为 null，也可能不为 null。 允许 tail 滞后（lag behind）于 head，也就是说：从 head 开始遍历队列，不一定能到达 tail。tail 的不变式和可变式
在执行方法之前和之后，tail 必须保持的不变式：
通过 tail 调用 succ() 方法，最后节点总是可达的。 tail 不能为 null。 在执行方法之前和之后，tail 的可变式： tail 节点的 item 域可能为 null，也可能不为 null。 允许 tail 滞后于 head，也就是说：从 head 开始遍历队列，不一定能到达 tail。 tail 节点的 next 域可以引用到自身。 在接下来的源代码分析中，在初始化 ConcurrentLinkedQueue 之后及调用入队 / 出队方法之前和之后，我们都会参照上面三个不变式来分析它们的正确性。数据结构
public class ConcurrentLinkedQueueextends AbstractQueue implements Queue , java.io.Serializable
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。
节点类实现及队列初始化
节点类定义
ConcurrentLinkedQueue 是用节点链接成的链表来实现的。首先，让我们来看看节点类的源代码
private static class Node{ private volatile E item; // 声明为 volatile 型 private volatile Node next; // 声明为 volatile 型 Node(E item) { // 创建新节点 lazySetItem(item); // 惰性设置 item 域的值 } E getItem() { return item; } boolean casItem(E cmp, E val) { // 使用 CAS 指令设置 item 域的值 return UNSAFE.compareAndSwapObject(this, itemOffset, cmp, val); } void setItem(E val) { // 使用“volatile 写”的方式，设置 item 域的值 item = val; } voidlazySetItem(E val) { //惰性设置 item 域的值 UNSAFE.putOrderedObject(this, itemOffset, val); } void lazySetNext(Node val) { // 惰性设置 next 域的值 UNSAFE.putOrderedObject(this, nextOffset, val); } Node getNext() { return next; } boolean casNext(Node cmp, Node val) { //CAS 设置 next 域的值 return UNSAFE.compareAndSwapObject(this, nextOffset, cmp, val); } private static final sun.misc.Unsafe UNSAFE= // 域更新器sun.misc.Unsafe.getUnsafe(); private static final long nextOffset= //next 域的偏移量objectFieldOffset(UNSAFE, "next", Node.class); private static final long itemOffset= //item 域的偏移量objectFieldOffset(UNSAFE, "item", Node.class); }
在 ConcurrentLinkedQueue 的实际应用中，会频繁分配大量生命周期短暂的节点对象。为了降低开销，Node 类的 item 域和 next 域被声明为普通的 volatile 类型。它们通过原子引用域更新器（AtomicReferenceFieldUpdater），使用反射来更新
节点类型说明
有效节点：从 head 向后遍历可达的节点当中，item 域不为 null 的节点。
无效节点：从 head 向后遍历可达的节点当中，item 域为 null 的节点。 以删除节点：从 head 向后遍历不可达的节点。 哨兵节点：链接到自身的节点（哨兵节点同时也是以删除节点）。 头节点：队列中的第一个有效节点（如果有的话）。 尾节点：队列中 next 域为 null 的节点（可以是无效节点）。 如下图所示：
对比 head 的不变式和 tail 的不变式可以看出，head 只能指向有效节点和无效节点，而 tail 可以指向任意节点，包括以删除节点和哨兵节点。在 ConcurrentLinkedQueue 中，入队时只能把新节点链接到尾节点的后面，出队时只能删除头节点
入队列
入队列过程
入队列就是将入队节点添加到队列的尾部，在 ConcurrentLinkedQueue 中，插入新节点时，不用考虑尾节点是否为有效节点，直接把新节点插入到尾节点的后面即可。由于 tail 可以指向任意节点，所以入队时必须先通过 tail 找到尾节点，然后才能执行插入操作。如果插入不成功（说明其他线程已经抢先插入了一个新的节点）就继续向后推进。重复上述迭代过程，直到插入成功为止。
下面让我们看看入队的源码public boolean offer(E e) { if (e == null) throw new NullPointerException(); // 入队前创建一个入队新节点 Node n = new Node (e); // 创建新节点 // 死循环，入队不成功反复入队。 retry: for (;;) { // 创建一个指向tail节点的引用 Node t = tail; // p用来表示队列的尾节点，默认情况下等于tail节点 Node p = t; for (int hops = 0;; hops++) { // 找到 tail 的下一个节点 next Node 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) { // 如果已经至少越过了两个节点，且 tail 被修改 (tail 被修改，说明其他线程向队列添加了新的节点，且更新 tail 成功 )， // 并且当前节点还是不等于尾节点 if (hops > HOPS && t != tail) // 跳出内外两层循环，重新开始迭代（因为 tail 刚刚被其他线程更新了） continue retry; // B2 // 向后推进到下一个节点 p = next; // B3 // 如果p是尾节点，则设置p节点的next节点为入队节点 } else if (p.casNext(null, n)) { // C // 如果tail节点有大于等于1个next节点，则将入队节点设置成tail节点， // 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 (hops >= HOPS) // C1 // 使用 CAS 原子指令更新 tail 指向这个新插入的节点,允许失败 casTail(t, n); // C2 return true; // C3 } else {// p有next节点,表示p的next节点是尾节点，则重新设置p节点 p = succ(p); // D1 } } } } 从源代码角度来看，整个入队过程主要做两件事情：第一是定位出尾节点；第二是使用CAS算法将入队节点设置成尾节点的next节点，如不成功则重试
定位尾节点
tail节点并不总是尾节点，所以每次入队都必须先通过tail节点来找到尾节点。尾节点可能是tail节点，也可能是tail节点的next节点。代码中循环体中的第一个if就是判断tail是否有next节点，有则表示next节点可能是尾节点。获取tail节点的next节点需要注意的是p节点等于p的next节点的情况，只有一种可能就是p节点和p的next节点都等于空，表示这个队列刚初始化，正准备添加节点，所以需要返回head节点
获取p节点的next节点源码如下：/** * Returns the successor of p, or the first node if p.next has been * linked to self, which will only be true if traversing with a * stale pointer that is now off the list. */ final Nodesucc(Node p) { // TODO: should we skip deleted nodes here? Node q = p.next; return (p == q) ? first() : q; }
下面针对tail可能出现的情况分别通过图示说明
1、tail指向尾节点
开始时，tail 指向 D 节点，首先寻找 D 节点的后继节点。由于 D 的后继节点为 null，所以插入新节点到 D 节点的后面。如果插入成功就退出方法；如果插入失败（说明其他线程刚刚插入了一个新节点），就向后推进到新插入的节点，然后重新开始迭代。下图是插入成功后的示意图：
在上图中，由于 tail 滞后于尾节点的节点数还没有达到 HOPS 指定的阈值，所以 tail 没有被更新。
2、tail指向非尾节点
开始时，tail 指向 C 节点。首先找到 C 的后继节点 D，然后向后推进到节点 D，后面代码执行路径与上面的“tail 指向尾节点 ”的代码执行路径相同。下图是插入成功后的结构示意图：
上图中的 tail 更新了位置。因为在添加 E 节点后，tail 滞后的节点数达到了 HOPS 指定的阈值。这触发执行更新 tail 的 CAS 操作。
private static final int HOPS = 1;
3、tail滞后于head
开始时，tail 指向 A 节点。首先找到 A 的后继节点 B，然后向后推进到节点 B。由于 B 是哨兵节点，产生跳转动作，跳过 C 节点，从 head 指向的 D 节点开始继续向后遍历。后面的代码执行路径与“tail 指向非尾节点”相同。下面是成功插入一个新节点后的结构示意图
出队列
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。并不是每次出队时都更新head节点，当head节点里有元素时，直接弹出head节点里的元素，而不会更新head节点。只有当head节点里没有元素时，出队操作才会更新head节点。这种做法也是通过hops变量来减少使用CAS更新head节点的消耗，从而提高出队效率。
下面我看下出队的源码实现：public E poll() { Node h = head; // p表示头节点，需要出队的节点 Node p = h; for (int hops = 0; ; hops++) { // 获取p节点的元素 E item = p.getItem(); // 如果p节点的元素不为空，使用CAS设置p节点引用的元素为null if (item != null && p.casItem(item, null)) { // 如果迭代过程已经越过了不小于 1 个节点也就是 if (hops >= HOPS) { // 将p节点下一个节点设置成head节点 Node q = p.getNext(); // 如果 q 不为 null，设置 head 指向后继节点 q；否则设置 head 指向当前节点 p（此时队列为空，只有一个伪节点 p） updateHead(h, (q != null) ? q : p); } // 返回被移除节点 item 域的值 return item; } // 如果头节点的元素为空或头节点发生了变化，这说明头节点已经被另外 // 一个线程修改了。那么获取p节点的下一个节点 Node next = succ(p); // 如果p的下一个节点也为空，说明这个队列已经空了 if (next == null) { // 设置 head 指向 p 节点（此时队列为空，只有一个伪节点 p） updateHead(h, p); // 退出循环 break; } // 如果下一个元素不为空，则将头节点的下一个节点设置成头节点 p = next; } return null; } 首先获取头节点的元素，然后判断头节点元素是否为空，如果为空，表示另外一个线程已经进行了一次出队操作将该节点的元素取走，如果不为空，则使用CAS的方式将头节点的引用设置成null，如果CAS成功，则直接返回头节点的元素，如果不成功，表示另外一个线程已经进行了一次出队操作更新了head节点，导致元素发生了变化，需要重新获取头节点。
头节点定位
根据 head 的不变式和可变式，在执行出队操作前，head 在队列中的位置共有两种可能：
head 指向有效节点。 head 指向无效节点。 1、head指向有效节点
出队时，首先取得 head 指向的 A 节点的 item 域的值，然后通过 CAS 设置 A 节点 item 域的值为 null。如果成功，由于此时越过的节点数为 0，所以直接返回 A 节点 item 域原有的值。如果不成功，说明其他线程已经抢先删除了该节点，此时向后推进到 B 节点。重复这个过程，直到成功删除一个节点；如果遍历完队列也没有删除成功，则返回 null。下面是成功删除后的结构示意图：
在上图中，虽然 A 节点被设置成无效节点，但 head 依然指向它，因为删除操作越过的节点数还没有达到 HOPS 指定的阀值。
接下来，让我们来看看第二种情形的结构示意图 2、head指向无效节点
首先获得 head 指向节点的 item 域的值，由于为 null，所以向后推进到 B 节点。获得 B 节点 item 域的值后，通过 CAS 设置该值为 null。如果成功，由于已经达到 HOPS 指定的阀值，触发执行 head 更新。如果不成功（说明其他线程已经抢先删除了 B 节点），继续向后推进到 C 节点。重复这个过程，直到删除一个有效节点。如果遍历完队列也没有删除成功，则返回 null。下图是成功删除后的结构示意图：
从上图我们可以看到，在执行删除操作过程中，head 越过的节点数达到阀值，触发执行 head 的更新，使它指向 C 节点。
从上面删除头节点后的两个结构示意图可以看出，执行出队操作后的队列依然满足三个不变式。总结
ConcurrentLinkedQueue 的非阻塞算法实现非常精巧，也非常复杂。它使用 CAS 原子指令来处理对数据的并发访问。同时，它允许队列处于不一致状态。这个特性分离了入队 / 出队操作中包含的两个需要一起原子执行的步骤，从而有效的缩小了入队 / 出队时的原子化（更新值的）范围为唯一变量。由于队列可能处于不一致状态，为此 ConcurrentLinkedQueue 使用三个不变式来维护非阻塞算法的正确性。
参考书籍：
《Java并发编程》、JDK源码