ConcurrentSkipListMap - 秒懂
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JUC 高并发工具类（3文章）与高并发容器类（N文章） ：
- 1 CyclicBarrier 使用&核心原理 图解
- 2 countDownLatch 使用&核心原理 图解
- 3 Semaphore 使用&核心原理 图解
- 4 跳表 核心原理 图解
- 5 ConcurrentSkipListMap - 秒懂
- 6 ConcurrentSkipListSet - 秒懂
说明：阅读本文以前，请先掌握本文前置知识： 跳表 核心原理 图解。编程
ConcurrentSkipListMap 的结构
ConcurrentSkipListMap 的节点主要由 Node, Index, HeadIndex 构成;下面是一个典型的ConcurrentSkipListMap 的实例的结构图：
安全
1 ConcurrentSkipListMap2结构
ConcurrentSkipListMap 的节点主要由 Node, Index, HeadIndex 构成，
数据结构
下面是Node, Index, HeadIndex 的介绍并发
11 普通结点Node
/**
* 最上层链表的头指针head
*/
private transient volatile HeadIndex<K, V> head;
/* ---------------- 普通结点Node定义 -------------- */
static final class Node<K, V> {
final K key;
volatile Object value;
volatile Node<K, V> next;
// ...
}
1.2 索引结点Index
/* ---------------- 索引结点Index定义 -------------- */
static class Index<K, V> {
final Node<K, V> node; // node指向最底层链表的Node结点
final Index<K, V> down; // down指向下层Index结点
volatile Index<K, V> right; // right指向右边的Index结点
// ...
}
1.3 头索引结点HeadIndex
/* ---------------- 头索引结点HeadIndex -------------- */
static final class HeadIndex<K, V> extends Index<K, V> {
final int level; // 层级
// ...
}
}
1.1.4 ConcurrentSkipListMap2内部类与成员汇总
public class ConcurrentSkipListMap2<K, V> extends AbstractMap<K, V>
implements ConcurrentNavigableMap<K, V>, Cloneable, Serializable {
/**
* 最底层链表的头指针BASE_HEADER
*/
private static final Object BASE_HEADER = new Object();
/**
* 最上层链表的头指针head
*/
private transient volatile HeadIndex<K, V> head;
/* ---------------- 普通结点Node定义 -------------- */
static final class Node<K, V> {
final K key;
volatile Object value;
volatile Node<K, V> next;
// ...
}
/* ---------------- 索引结点Index定义 -------------- */
static class Index<K, V> {
final Node<K, V> node; // node指向最底层链表的Node结点
final Index<K, V> down; // down指向下层Index结点
volatile Index<K, V> right; // right指向右边的Index结点
// ...
}
/**
*Nodes heading each level keep track of their level.
*/
/* ---------------- 头索引结点HeadIndex -------------- */
static final class HeadIndex<K, V> extends Index<K, V> {
final int level; // 层级
static final class HeadIndex<K,V> extends Index<K,V> {
final int level;
HeadIndex(Node<K,V> node, Index<K,V> down, Index<K,V> right, int level) {
super(node, down, right);
this.level = level;
}
// ...
}
3 ConcurrentSkipListMap 的几个特色:
-
ConcurrentSkipListMap 的节点主要由 Node, Index, HeadIndex 构成;app
-
ConcurrentSkipListMap 的数据结构横向纵向都是链表less
-
最下面那层是Node层(数据节点)层, 上面几层都是Index(索引)层dom
-
从纵向链表来看, 最左边的是 HeadIndex 层, 右边的都是Index 层, 且每层的最底端都是对应Node, 纵向上的索引都是指向最底端的Node
4 ConcurrentSkipListMap在新建时的初始状态
ConcurrentSkipListMap在初始时, 只存在 HeadIndex 和 Base_Header 节点，初始状态以下：
下面来看看 ConcurrentSkipListMap 的主要方法 doPut, doGet, doRemove方法的原理。
5 doPut 原理
put方法主要经历了2个步骤：
第一大步：在底层查找合适的位置，插入该节点的Node实例。
第二大步：插入该节点的一个或者多个IndexNode节点（数量和层数有关）。
5.1 第一大步：查找合适的位置，插入该Node节点。具体以下：
step1)查找前驱跳跃点b,而且获取b.next节点为 n。
step2)遍历查找合适的插入点，n 为null就建立节点，添加在前驱b的next节点，添加成功跳出第一步，失败从新进行step1
step3)n不为null，则n为其应该插入的节点。明确了位置以后，先要判断n是否仍是b的next节点，防止被抢先在中间插入了，再判断n节点是不是有效节点，如n被逻辑删除了就回到step1后再重来。最后判断b节点是否被删除了。接下来，判断node的key的是否大小n节点的key，若是等于就替换掉该节点的value值（表示更新value），跳出第一步。若是大于意味着还要往n后找，最后找到了合适的插入点就尝试插入，若是失败重来step1，成功结束第一步。
完成第一步大部，仅仅是将节点插入了链表中，还须要完成跳表的IndexNode构成。
5.1 第二大步：构建跳跃表的结点，调整跳表。
step1) 随机级别，偶数且大于0。
说明：node级别就意味着跳表的间隔，node级别越大，层次越高，高级别层次的结点越少，key间隔越大。级别越大，在查找的时候能够提高查找速度，从最大的级别开始，逐级定位结点。一个新加结点，首先要肯定其属于几级，1级就不须要构建IndexNode，一系列判断出其所属级别后，就先构建down方向的一系列结点，再经过各层的头结点，将整个层的IndexNode的right方向结点联通。
step2)若是该级别的 level 是0(要知道得到0的几率是很大的)，不须要插入Index索引结点。插入的工做结束。
step2) 若是该级别的 level<= max（head的级别，当前的最大level），生成一系列的Index索引节点，而且经过down成员进行串接，全部级别Index索引结点（node为插入节点）构成down链，生成的Index索引节点从级别1开始。
step3)若是该级别的 level> max（head的级别，当前的最大level） (这个函数返回的最大值也就31, 也就是说, 最多有31层的索引)，则加大一个跳表级别，生成从1开始的全部级别Index索引结点（node为插入节点）构成down链。
step4)再次判断头结点级别，若是head级别比该级别高，证实head被其余线程抢先调整了，重来。没有抢先，从新构建head头结点的索引headIndex，node是头结点的node，补充缺失的级别就能够了。替换头结点HeadIndex成功跳出循环，失败重来。
上面都是构建down方向的结点，确保head的down方向包含了全部索引级别。后面的方法就是构建right方法的链接了。这里要注意，h变成了新的头结点，level倒是旧的级别。
step5)h结点或h的right结点r为null，不必进行，结束该环节
step6)r不为null，比较key和r的结点n的key，n结点被逻辑删除，就帮助其移除，移除后找下一个r结点。当前r结点要小于key，则key还在右边，继续找r。直到找到key应该在的位置，即r结点>=key，key的right就是r。
step7)不断降级，直到找到当前的插入级别，直到到指定级别，构建链接，链接失败重来，成功若是构建的结点被逻辑删除了，经过findNode方法，删除它。
6 图解： put的完成过程
6.1 添加第1个节点
添加 key=1, value = A 节点, 结果如图:
步骤以下：
-
1 doPut（）寻找前驱节点, 这时返回的 b = BaseHeader, n = null
-
2 doPut直接 CAS操做设置b 的next节点
-
3 这里假设获取的 level 是0(要知道得到0的几率是很大的, 这个函数返回的最大值也就31, 也就是说, 最多有31层的索引)
-
4 因此这时 index索引节点= null, 操做结束
6.2 添加第2个节点
再次添加 key=2, value = B 节点, 最终效果图以下:
6.3 添加第3个节点
这里为了理解上的便利, 咱们再添加一个节点, 最终效果图以下:
步骤以下：
-
1 doPut（）寻找前驱节点, 这时返回的 b = node2, n = null
-
2 doPut直接 CAS操做设置b 的next节点为新的node3
-
3 这里假设获取的 level 是1, 则 level <= max(max = 1)成立, 初始化一个 index索引节点
-
4 最终找到要插入index位置, 而后进行down连接操做, 因此这时 index索引节点的down= null, 操做结束
此次增长了索引层 index 1
6.4 添加第4个节点
再put节点 key=4 value = D (情形和 Node1, Node2 同样), 最终结果:
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-Am5hoyuI-1604491989652)(file:///C:/Users/WUQING~1/AppData/Local/Temp/msohtmlclip1/01/clip_image006.png)]
6.5 添加第5个节点
添加 key=5, value = E 节点, 结果如图:
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-iIncHfVK-1604491989653)(file:///C:/Users/WUQING~1/AppData/Local/Temp/msohtmlclip1/01/clip_image007.png)]
步骤以下：
-
1 doPut（）寻找前驱节点, 这时返回的 b = node4, n = null
-
2 doPut直接 CAS操做设置b 的next节点为新的node5
-
3 这里假设获取的 level 是2, 则 level <= max(max = 1)不成立, 只要 level > max, 只是在原来的 max + 1, 就是指增长一层的索引
-
4 进行 index 索引链表的初始化, 一共两个index 节点，1层一个，index链表是纵向的链表
-
5 增长一个层次，在原来的 HeadIndex 的纵向链表上增长一个新节点，新的HeadIndex的 down= 老的HeadIndex,纵向链接起来， 而新HeadIndex的index是第二层的 Index，HadeIndex与Index横向链接起来了
此次增长了索引层 index 1
7 put的源码
/**
* Main insetion method. Adds element if not present, or
* replaces value if present and onlyIfAbsent is false.
*
* @param key the key
* @param value the values that must be associated with key
* @param onlyIfAbstsent if should not insert if already present
* @return the old value, or null if newly inserted
*/
private V doPut(K key, V value, boolean onlyIfAbstsent){
Node<K, V> z; // adde node
if(key == null){
throw new NullPointerException();
}
Comparator<? super K> cmp = comparator;
outer:
for(;;){
// 0.
for(Node<K, V> b = findPredecessor(key, cmp), n = b.next;;){ // 1. 将 key 对应的前继节点找到, b 为前继节点, n是前继节点的next, 若没发生 条件竞争, 最终 key在 b 与 n 之间 (找到的b在 base_level 上)
if(n != null){ // 2. n = null时 b 是链表的最后一个节点, key 直接插到 b 以后 (调用 b.casNext(n, z))
Object v; int c;
Node<K, V> f = n.next; // 3 获取 n 的右节点
if(n != b.next){ // 4. 条件竞争(另一个线程在b以后插入节点, 或直接删除节点n), 则 break 到位置 0, 从新
break ;
}
if((v = n.value) == null){ // 4. 若 节点n已经删除, 则 调用 helpDelete 进行帮助删除 (详情见 helpDelete), 则 break 到位置 0, 从新来
n.helpDelete(b, f);
break ;
}
if(b.value == null || v == n){ // 5. 节点b被删除中 ,则 break 到位置 0, 调用 findPredecessor 帮助删除 index 层的数据, 至于 node 层的数据 会经过 helpDelete 方法进行删除
break ;
}
if((c = cpr(cmp, key, n.key)) > 0){ // 6. 若 key 真的 > n.key (在调用 findPredecessor 时是成立的), 则进行 向后走
b = n;
n = f;
continue ;
}
if(c == 0){ // 7. 直接进行赋值
if(onlyIfAbstsent || n.casValue(v, value)){
V vv = (V) v;
return vv;
}
break ; // 8. cas 竞争条件失败 重来
}
// else c < 0; fall through
}
// 9. 到这边时 n.key > key > b.key
z = new Node<K, V> (key, value, n);
if(!b.casNext(n, z)){
break ; // 10. cas竞争条件失败 重来
}
break outer; // 11. 注意 这里 break outer 后, 上面的 for循环不会再执行, 然后执行下面的代码, 这里是break 不是 continue outer, 这二者的效果是不同的
}
}
int rnd = KThreadLocalRandom.nextSecondarySeed();
if((rnd & 0x80000001) == 0){ // 12. 判断是否须要添加level
int level = 1, max;
while(((rnd >>>= 1) & 1) != 0){
++level;
}
// 13. 上面这段代码是获取 level 的, 咱们这里只须要知道获取 level 就能够 (50%的概率返回0，25%的概率返回1，12.5%的概率返回2...最大返回31。)
Index<K, V> idx = null;
HeadIndex<K, V> h = head;
if(level <= (max = h.level)){ // 14. 初始化 max 的值, 若 level 小于 max , 则进入这段代码 (level 是 1-31 之间的随机数)
for(int i = 1; i <= level; ++i){
idx = new Index<K, V>(z, idx, null); // 15 添加 z 对应的 index 数据, 并将它们组成一个上下的链表(index层是上下左右都是链表)
}
}
else{ // 16. 若 level > max 则只增长一层 index 索引层
level = max + 1; // 17. 跳表新的 level 产生
Index<K, V>[] idxs = (Index<K, V>[])new Index<?, ?>[level + 1];
for(int i = 1; i <= level; ++i){
idxs[i] = idx = new Index<K, V>(z, idx, null);
}
for(;;){
h = head;
int oldLevel = h.level; // 18. 获取老的 level 层
if(level <= oldLevel){ // 19. 另外的线程进行了index 层增长操做, 因此 不须要增长 HeadIndex 层数
break;
}
HeadIndex<K, V> newh = h;
Node<K, V> oldbase = h.node; // 20. 这里的 oldbase 就是BASE_HEADER
for(int j = oldLevel+1; j <= level; ++j){ // 21. 这里其实就是增长一层的 HeadIndex (level = max + 1)
newh = new HeadIndex<K, V>(oldbase, newh, idxs[j], j); // 22. idxs[j] 就是上面的 idxs中的最高层的索引
}
if(casHead(h, newh)){ // 23. 这只新的 headIndex
h = newh; // 24. 这里的 h 变成了 new HeadIndex
idx = idxs[level = oldLevel]; // 25. 这里的 idx 上从上往下第二层的 index 节点 level 也变成的 第二
break;
}
}
}
// find insertion points and splice in
splice:
for(int insertionLevel = level;;){ // 26. 这时的 level 已是 第二高的 level(若上面 步骤19 条件竞争失败, 则多出的 index 层实际上是无用的, 由于 那是 调用 Index.right 是找不到它的)
int j = h.level;
for(Index<K, V> q = h, r = q.right, t = idx;;){ // 27. 初始化对应的数据
if(q == null || t == null){ // 28. 节点都被删除 直接 break出去
break splice;
}
if(r != null){
Node<K, V> n = r.node;
// compare before deletion check avoids needing recheck
int c = cpr(cmp, key, n.key);
if(n.value == null){ // 29. 老步骤, 帮助index 的删除
if(!q.unlink(r)){
break ;
}
r = q.right; // 30. 向右进行遍历
continue ;
}
if(c > 0){ // 31. 向右进行遍历
q = r;
r = r.right;
continue ;
}
}
// 32.
// 代码运行到这里, 说明 key < n.key
// 第一次运行到这边时, j 是最新的 HeadIndex 的level j > insertionLevel 很是用可能, 而下面又有 --j, 因此终会到 j == insertionLevel
if(j == insertionLevel){
if(!q.link(r, t)){ // 33. 将 index t 加到 q 与 r 中间, 若条件竞争失败的话就重试
break ; // restrt
}
if(t.node.value == null){ // 34. 若这时 node 被删除, 则开始经过 findPredecessor 清理 index 层, findNode 清理 node 层, 以后直接 break 出去, doPut调用结束
findNode(key);
break splice;
}
if(--insertionLevel == 0){ // 35. index 层添加OK， --1 为下层插入 index 作准备
break splice;
}
}
/**
* 下面这行代码实际上是最重要的, 理解这行代码, 那 doPut 就差很少了
* 1). --j 要知道 j 是 newhead 的level， 一开始必定 > insertionLevel的, 经过 --1 来为下层操做作准备 (j 是 headIndex 的level)
* 2). 经过 19. 21, 22 步骤, 我的认为 --j >= insertionLevel 是横成立, 而 --j 是必需要作的
* 3) j 通过几回--1， 当出现 j < level 时说明 (j+1) 层的 index已经添加成功, 因此处理下层的 index
*/
if(--j >= insertionLevel && j < level){
t = t.down;
}
/** 到这里时, 其实有两种状况
* 1) 尚未一次index 层的数据插入
* 2) 已经进行 index 层的数据插入, 如今为下一层的插入作准备
*/
q = q.down; // 从 index 层向下进行查找
r = q.right;
}
}
}
return null;
}
8 findPredecessor() 寻找前继节点
整体思路是: 从矩形链表的左上角的 HeadIndex 索引开始, 先向右, 遇到 null, 或 > key 时向下, 重复向右向下找, 一直找到 对应的前继节点(前继节点就是小于 key 的最大节点)
/**
* Returns a base-level node with key strictly less than given key,
* or the base-level header if there is no such node. Also
* unlinks indexes to deleted nodes found along the way. Callers
* rely on this side-effect of clearing indices to deleted nodes
* @param key the key
* @return a predecessor of the key
*/
private Node<K, V> findPredecessor(Object key, Comparator<? super K> cmp){
if(key == null)
throw new NullPointerException(); // don't postpone errors
for(;;){
for(Index<K, V> q = head, r = q.right, d;;){ // 1. 初始化数据 q 是head， r 是 最顶层 h 的右Index节点
if(r != null){ // 2. 对应的 r = null, 则进行向下查找
Node<K, V> n = r.node;
K k = n.key;
if(n.value == null){ // 3. n.value = null 说明 节点n 正在删除的过程当中
if(!q.unlink(r)){ // 4. 在 index 层直接删除 r 节点, 若条件竞争发生直接进行break 到步骤1 , 从新从 head 节点开始查找
break; // restart
}
r = q.right; //reread r // 5. 删除 节点r 成功, 获取新的 r 节点, 回到步骤 2 (仍是从这层索引开始向右遍历, 直到 r == null)
continue;
}
if(cpr(cmp, key, k) > 0){ // 6. 若 r.node.key < 参数key, 则继续向右遍历, continue 到 步骤 2处, 若 r.node.key > 参数key 直接跳到 步骤 7
q = r;
r = r.right;
continue;
}
}
if((d = q.down) == null){ // 7. 到这边时, 已经到跳表的数据层, q.node < key < r的 或q.node < key 且 r == null; 因此直接返回 q.node
return q.node;
}
q = d; // 8 未到数据层, 进行从新赋值向下走 (为何向下走呢? 回过头看看 跳表, 原来 上层的index 通常都是比下层的 index 个数少的)
r = d.right;
}
}
}
9. doGet() 获取节点对应的值
整个过程：
- 寻找 key 的前继节点 b (这时b.next = null || b.next > key, 则说明不存key对应的 Node)
- 接着就判断 b, b.next 与 key之间的关系(其中有些 helpDelete操做)
/**
* Gets value for key. Almost the same as findNode, but returns
* the found value (to avoid retires during ret-reads)
*
* 这个 doGet 方法比较简单
* @param key the key
* @return the value, or null if absent
*/
private V doGet(Object key){
if(key == null){
throw new NullPointerException();
}
Comparator<? super K> cmp = comparator;
outer:
for(;;){
for(Node<K, V> b = findPredecessor(key, cmp), n = b.next;;){ // 1. 获取 key 的前继节点 b, 其实这时 n.key >= key
Object v; int c;
if(n == null){ // 2. n == null 说明 key 对应的 node 不存在 因此直接 return null
break outer;
}
Node<K, V> f = n.next;
if(n != b.next){ // 3. 有另外的线程修改数据, 从新来
break ;
}
if((v = n.value) == null){ // 4. n 是被删除了的节点, 进行helpDelete 后从新再来
n.helpDelete(b, f);
break ;
}
if(b.value == null || v == n){ // 5. b已是删除了的节点, 则 break 后再来
break ;
}
if((c = cpr(cmp, key, n.key)) == 0){ // 6. 若 n.key = key 直接返回结果, 这里返回的结果有多是 null
V vv = (V) v;
return vv;
}
if(c < 0){ // 7. c < 0说明不存在 key 的node 节点
break outer;
}
// 8. 运行到这一步时, 实际上是 在调用 findPredecessor 后又有节点添加到 节点b的后面所致
b = n;
n = f;
}
}
return null;
}
10. doRemove() 删除节点
整个删除个 ConcurrentSkipListMap 里面 nonBlockingLinkedList 实现的一大亮点, 为何呢? 由于这个 nonBlockingLinkedList 同时支持并发安全的从链表中间添加/删除操做, 而 ConcurrentLinkedQueue 只支持并发安全的从链表中间删除;
删除操做:
- 寻找对应的节点
- 给节点的 value 至 null, node.value = null
- 将 node 有增长一个标记节点 (this.value = this 还记得哇, 不记得的直接看 node 类)
- 经过 CAS 直接将 K对应的Node和标记节点一同删除
/**
* Main deletion method. Locates node, nulls value, appends a
* deletion marker, unlinks predecessor, removes associated index
* nodes, and possibly reduces head index level
*
* Index nodes are cleared out simply by calling findPredecessor.
* which unlinks indexes to deleted nodes found along path to key,
* which will include the indexes to this node. This is node
* unconditionally. We can't check beforehand whether there are
* indexes hadn't been inserted yet for this node during initial
* search for it, and we'd like to ensure lack of garbage
* retention, so must call to be sure
*
* @param key the key
* @param value if non-null, the value that must be
* associated with key
* @return the node, or null if not found
*/
final V doRemove(Object key, Object value){
if(key == null){
throw new NullPointerException();
}
Comparator<? super K> cmp = comparator;
outer:
for(;;){
for(Node<K, V> b = findPredecessor(key, cmp), n = b.next;;){ // 1. 获取对应的前继节点 b
Object v; int c;
if(n == null){ // 2. 节点 n 被删除 直接 return null 返回 , 由于理论上 b.key < key < n.key
break outer;
}
Node<K, V> f = n.next;
if(n != b.next){ // 3. 有其余线程在 节点b 后增长数据, 重来
break ;
}
if((v = n.value) == null){ // 4. 节点 n 被删除, 调用 helpDelete 后重来
n.helpDelete(b, f);
break ;
}
if(b.value == null || v == n){ // 5. 节点 b 删除, 重来 调用findPredecessor时会对 b节点对应的index进行清除, 而b借点吧自己会经过 helpDelete 来删除
break ;
}
if((c = cpr(cmp, key, n.key)) < 0){ // 6. 若n.key < key 则说明 key 对应的节点就不存在, 因此直接 return
break outer;
}
if(c > 0){ // 7. c>0 出如今 有其余线程在本方法调用findPredecessor后又在b 后增长节点, 因此向后遍历
b = n;
n = f;
continue ;
}
if(value != null && !value.equals(v)){ // 8. 若 前面的条件为真, 则不进行删除 (调用 doRemove 时指定必定要知足 key value 都相同, 具体看 remove 方法)
break outer;
}
if(!n.casValue(v, null)){ // 9. 进行数据的删除
break ;
}
if(!n.appendMarker(f) || !b.casNext(n, f)){ // 10. 进行 marker 节点的追加, 这里的第二个 cas 不必定会成功, 但不要紧的 (第二个 cas 是删除 n节点, 不成功会有 helpDelete 进行删除)
findNode(key); // 11. 对 key 对应的index 进行删除
}
else{
findPredecessor(key, cmp); //12. 对 key 对应的index 进行删除 10进行操做失败后经过 findPredecessor 进行index 的删除
if(head.right == null){
tryReduceLevel(); // 13. 进行headIndex 对应的index 层的删除
}
}
V vv = (V) v;
return vv;
}
}
return null;
}
11 无锁编程（lock free）
常见的无锁编程（lock free）通常是基于CAS(Compare And Swap)+volatile 结合实现：（1）CAS保障操做的原子性，volatile 保障内存的可见性。
- 优势：
一、开销较小：不须要进入内核，不须要切换线程；
二、没有死锁：总线锁最长持续为一次read+write的时间；
三、只有写操做须要使用CAS，读操做与串行代码彻底相同，可实现读写不互斥。
- 缺点：
一、编程很是复杂，两行代码之间可能发生任何事，不少常识性的假设都不成立。
二、CAS模型覆盖的状况很是少，没法用CAS实现原子的复数操做。
12 无锁编程Key-Value结构的对比
目前经常使用的key-value数据结构有三种：Hash表、红黑树、SkipList，它们各自有着不一样的优缺点（不考虑删除操做）：
-
Hash表：插入、查找最快，为O(1)；如使用链表实现则可实现无锁；数据有序化须要显式的排序操做。
-
红黑树：插入、查找为O(logn)，但常数项较小；无锁实现的复杂性很高，通常须要加锁；数据自然有序。
-
SkipList：插入、查找为O(logn)，但常数项比红黑树要大；底层结构为链表，可无锁实现；数据自然有序。
若是要实现一个key-value结构，需求的功能有插入、查找、迭代、修改，那么首先Hash表就不是很适合了，由于迭代的时间复杂度比较高；而红黑树的插入极可能会涉及多个结点的旋转、变色操做，所以须要在外层加锁，这无形中下降了它可能的并发度。而SkipList底层是用链表实现的，能够实现为lock free，同时它还有着不错的性能（单线程下只比红黑树略慢），很是适合用来实现咱们需求的那种key-value结构。
因此，LevelDB、Redis的底层存储结构就是用的SkipList。
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- 1. ConcurrentSkipListSet - 秒懂
- 2. 跳表 - 秒懂
- 3. ConcurrentSkipListMap
- 4. BlockingQueue - 图解 - 秒懂
- 5. CyclicBarrier 原理（秒懂）
- 6. ConcurrentSkipListMap/ConcurrentSkipListSet
- 7. 秒懂 this
- 8. LengthFieldBasedFrameDecoder 秒懂
- 9. 秒懂快排
- 10. 秒懂卷积
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