一 自动扩容
最小可用原则，容量超过一定阈值便自动进行扩容。
扩容是通过resize方法来实现的。扩容发生在putVal方法的最后，即写入元素之后才会判断是否需要扩容操作，当自增后的size大于之前所计算好的阈值threshold，即执行resize操作。
通过位运算<<1进行容量扩充，即扩容1倍，同时新的阈值newThr也扩容为老阈值的1倍。
扩容时，总共存在三种情况：
- 哈希桶数组中某个位置只有1个元素，即不存在哈希冲突时，则直接将该元素copy至新哈希桶数组的对应位置即可。
- 哈希桶数组中某个位置的节点为树节点时，则执行红黑树的扩容操作。
- 哈希桶数组中某个位置的节点为普通节点时，则执行链表扩容操作，在JDK1.8中，为了避免之前版本中并发扩容所导致的死链问题，引入了高低位链表辅助进行扩容操作。
在日常的开发过程中，会遇到一些bad case，比如：
当hashMap设置最后一个元素3的时候，会发现当前的哈希桶数组大小已经达到扩容阈值2*0.75=1.5，紧接着会执行一次扩容操作，因此，此类的代码每次运行的时候都会进行一次扩容操作，效率低下。在日常开发过程中，一定要充分评估好HashMap的大小，尽可能保证扩容的阈值大于存储元素的数量，减少其扩容次数。
二 初始化与懒加载
初始化的时候只会设置默认的负载因子，并不会进行其他初始化的操作，在首次使用的时候才会进行初始化。
当new一个新的HashMap的时候，不会立即对哈希数组进行初始化，而是在首次put元素的时候，通过resize()方法进行初始化。
resize()中会设置默认的初始化容量DEFAULT_INITIAL_CAPACITY为16，扩容的阈值为0.75*16 = 12，即哈希桶数组中元素达到12个便进行扩容操作。
最后创建容量为16的Node数组，并赋值给成员变量哈希桶table，即完成了HashMap的初始化操作。
三 哈希计算
哈希表以哈希命名，足以说明哈希计算在该数据结构中的重要程度。而在实现中，JDK并没有直接使用Object的native方法返回的hashCode作为最终的哈希值，而是进行了二次加工。
以下分别为HashMap与ConcurrentHashMap计算hash值的方法，核心的计算逻辑相同，都是使用key对应的hashCode与其hashCode右移16位的结果进行异或操作。此处，将高16位与低16位进行异或的操作称之为扰动函数，目的是将高位的特征融入到低位之中，降低哈希冲突的概率。
举个例子来理解下扰动函数的作用：
若HashMap容量为4，在不使用扰动函数的情况下，key1与key2的hashCode注定会冲突(后两位相同，均为01)。
经过扰动函数处理后，可见key1与key2 hashcode的后两位不同，上述的哈希冲突也就避免了。
这种增益会随着HashMap容量的减少而增加。《An introduction to optimising a hashing strategy》文章中随机选取了哈希值不同的352个字符串，当HashMap的容量为2^9时，使用扰动函数可以减少10%的碰撞，可见扰动函数的必要性。
此外，ConcurrentHashMap中经过扰乱函数处理之后，需要与HASH_BITS做与运算，HASH_BITS为0x7ffffff，即只有最高位为0，这样运算的结果使hashCode永远为正数。在ConcurrentHashMap中，预定义了几个特殊节点的hashCode，如：MOVED、TREEBIN、RESERVED，它们的hashCode均定义为负值。因此，将普通节点的hashCode限定为正数，也就是为了防止与这些特殊节点的hashCode产生冲突。
1 哈希冲突
通过哈希运算，可以将不同的输入值映射到指定的区间范围内，随之而来的是哈希冲突问题。考虑一个极端的case，假设所有的输入元素经过哈希运算之后，都映射到同一个哈希桶中，那么查询的复杂度将不再是O(1)，而是O(n)，相当于线性表的顺序遍历。因此，哈希冲突是影响哈希计算性能的重要因素之一。哈希冲突如何解决呢?主要从两个方面考虑，一方面是避免冲突，另一方面是在冲突时合理地解决冲突，尽可能提高查询效率。前者在上面的章节中已经进行介绍，即通过扰动函数来增加hashCode的随机性，避免冲突。针对后者，HashMap中给出了两种方案：拉链表与红黑树。
拉链表
在JDK1.8之前，HashMap中是采用拉链表的方法来解决冲突，即当计算出的hashCode对应的桶上已经存在元素，但两者key不同时，会基于桶中已存在的元素拉出一条链表，将新元素链到已存在元素的前面。当查询存在冲突的哈希桶时，会顺序遍历冲突链上的元素。同一key的判断逻辑如下图所示，先判断hash值是否相同，再比较key的地址或值是否相同。
(1)死链
在JDK1.8之前，HashMap在并发场景下扩容时存在一个bug，形成死链，导致get该位置元素的时候，会死循环，使CPU利用率高居不下。这也说明了HashMap不适于用在高并发的场景，高并发应该优先考虑JUC中的ConcurrentHashMap。然而，精益求精的JDK开发者们并没有选择绕过问题，而是选择直面问题并解决它。在JDK1.8之中，引入了高低位链表(双端链表)。
什么是高低位链表呢?在扩容时，哈希桶数组buckets会扩容一倍，以容量为8的HashMap为例，原有容量8扩容至16，将[0, 7]称为低位，[8, 15]称为高位，低位对应loHead、loTail，高位对应hiHead、hiTail。
扩容时会依次遍历旧buckets数组的每一个位置上面的元素：
- 若不存在冲突，则重新进行hash取模，并copy到新buckets数组中的对应位置。
- 若存在冲突元素，则采用高低位链表进行处理。通过e.hash & oldCap来判断取模后是落在高位还是低位。举个例子：假设当前元素hashCode为0001(忽略高位)，其运算结果等于0，说明扩容后结果不变，取模后还是落在低位[0, 7]，即0001 & 1000 = 0000，还是原位置，再用低位链表将这类的元素链接起来。假设当前元素的hashCode为1001， 其运算结果不为0，即1001 & 1000 = 1000 ，扩容后会落在高位，新的位置刚好是旧数组索引(1) + 旧数据长度(8) = 9，再用高位链表将这些元素链接起来。最后，将高低位链表的头节点分别放在扩容后数组newTab的指定位置上，即完成了扩容操作。这种实现降低了对共享资源newTab的访问频次，先组织冲突节点，最后再放入newTab的指定位置。避免了JDK1.8之前每遍历一个元素就放入newTab中，从而导致并发扩容下的死链问题。
红黑树
在JDK1.8之中，HashMap引入了红黑树来处理哈希冲突问题，而不再是拉链表。那么为什么要引入红黑树来替代链表呢?虽然链表的插入性能是O(1)，但查询性能确是O(n)，当哈希冲突元素非常多时，这种查询性能是难以接受的。因此，在JDK1.8中，如果冲突链上的元素数量大于8，并且哈希桶数组的长度大于64时，会使用红黑树代替链表来解决哈希冲突，此时的节点会被封装成TreeNode而不再是Node(TreeNode其实继承了Node，以利用多态特性)，使查询具备O(logn)的性能。
这里简单地回顾一下红黑树，它是一种平衡的二叉树搜索树，类似地还有AVL树。两者核心的区别是AVL树追求“绝对平衡”，在插入、删除节点时，成本要高于红黑树，但也因此拥有了更好的查询性能，适用于读多写少的场景。然而，对于HashMap而言，读写操作其实难分伯仲，因此选择红黑树也算是在读写性能上的一种折中。
四 位运算
1 确定哈希桶数组大小
找到大于等于给定值的最小2的整数次幂。
tableSizeFor根据输入容量大小cap来计算最终哈希桶数组的容量大小，找到大于等于给定值cap的最小2的整数次幂。乍眼一看，这一行一行的位运算让人云里雾里，莫不如采用类似找规律的方式来探索其中的奥秘。
当cap为3时，计算过程如下：
当cap为5时，计算过程如下：
因此，计算的意义在于找到大于等于cap的最小2的整数次幂。整个过程是找到cap对应二进制中最高位的1，然后每次以2倍的步长(依次移位1、2、4、8、16)复制最高位1到后面的所有低位，把最高位1后面的所有位全部置为1，最后进行+1，即完成了进位。
类似二进制位的变化过程如下：
找到输入cap的最小2的整数次幂作为最终容量可以理解为最小可用原则，尽可能地少占用空间，但是为什么必须要2的整数次幂呢?答案是，为了提高计算与存储效率，使每个元素对应hash值能够准确落入哈希桶数组给定的范围区间内。确定数组下标采用的算法是 hash & (n - 1)，n即为哈希桶数组的大小。由于其总是2的整数次幂，这意味着n-1的二进制形式永远都是0000111111的形式，即从最低位开始，连续出现多个1，该二进制与任何值进行&运算都会使该值映射到指定区间[0, n-1]。比如：当n=8时，n-1对应的二进制为0111，任何与0111进行&运算都会落入[0,7]的范围内，即落入给定的8个哈希桶中，存储空间利用率100%。举个反例，当n=7，n-1对应的二进制为0110，任何与0110进行&运算会落入到第0、6、4、2个哈希桶，而不是[0,6]的区间范围内，少了1、3、5三个哈希桶，这导致存储空间利用率只有不到60%，同时也增加了哈希碰撞的几率。
2 ASHIFT偏移量计算
获取给定值的最高有效位数(移位除了能够进行乘除运算，还能用于保留高、低位操作，右移保留高位，左移保留低位)。
ConcurrentHashMap中的ABASE+ASHIFT是用来计算哈希数组中某个元素在实际内存中的初始位置，ASHIFT采取的计算方式是31与scale前导0的数量做差，也就是scale的实际位数-1。scale就是哈希桶数组Node[]中每个元素的大小，通过((long)i << ASHIFT) + ABASE)进行计算，便可得到数组中第i个元素的起始内存地址。
我们继续看下前导0的数量是怎么计算出来的，numberOfLeadingZeros是Integer的静态方法，还是沿用找规律的方式一探究竟。
假设 i = 0000 0000 0000 0100 0000 0000 0000 0000，n = 1
右移了24位等于0，说明24位到31位之间肯定全为0，即n = 1 + 8 = 9，由于高8位全为0，并且已经将信息记录至n中，因此可以舍弃高8位，即 i <<= 8。此时，
类似地，i >>> 28 也等于0，说明28位到31位全为0，n = 9 + 4 = 13，舍弃高4位。此时，
继续运算，
最终可得出n = 13，即有13个前导0。n -= i >>> 31是检查最高位31位是否是1，因为n初始化为1，如果最高位是1，则不存在前置0，即n = n - 1 = 0。
总结一下，以上的操作其实是基于二分法的思想来定位二进制中1的最高位，先看高16位，若为0，说明1存在于低16位;反之存在高16位。由此将搜索范围由32位(确切的说是31位)减少至16位，进而再一分为二，校验高8位与低8位，以此类推。
计算过程中校验的位数依次为16、8、4、2、1，加起来刚好为31。为什么是31不是32呢?因为前置0的数量为32的情况下i只能为0，在前面的if条件中已经进行过滤。这样一来，非0值的情况下，前置0只能出现在高31位，因此只需要校验高31位即可。最终，用总位数减去计算出来的前导0的数量，即可得出二进制的最高有效位数。代码中使用的是31 - Integer.numberOfLeadingZeros(scale)，而不是总位数32，这是为了能够得到哈希桶数组中第i个元素的起始内存地址，方便进行CAS等操作。
五 并发
1 悲观锁
全表锁
HashTable中采用了全表锁，即所有操作均上锁，串行执行，如下图中的put方法所示，采用synchronized关键字修饰。这样虽然保证了线程安全，但是在多核处理器时代也极大地影响了计算性能，这也致使HashTable逐渐淡出开发者们的视野。
分段锁
针对HashTable中锁粒度过粗的问题，在JDK1.8之前，ConcurrentHashMap引入了分段锁机制。整体的存储结构如下图所示，在原有结构的基础上拆分出多个segment，每个segment下再挂载原来的entry(上文中经常提到的哈希桶数组)，每次操作只需要锁定元素所在的segment，不需要锁定整个表。因此，锁定的范围更小，并发度也会得到提升。
2 乐观锁
Synchronized+CAS
虽然引入了分段锁的机制，即可以保证线程安全，又可以解决锁粒度过粗导致的性能低下问题，但是对于追求极致性能的工程师来说，这还不是性能的天花板。因此，在JDK1.8中，ConcurrentHashMap摒弃了分段锁，使用了乐观锁的实现方式。放弃分段锁的原因主要有以下几点：
- 使用segment之后，会增加ConcurrentHashMap的存储空间。
- 当单个segment过大时，并发性能会急剧下降。
ConcurrentHashMap在JDK1.8中的实现废弃了之前的segment结构，沿用了与HashMap中的类似的Node数组结构。
ConcurrentHashMap中的乐观锁是采用synchronized+CAS进行实现的。这里主要看下put的相关代码。
当put的元素在哈希桶数组中不存在时，则直接CAS进行写操作。
这里涉及到了两个重要的操作，tabAt与casTabAt。可以看出，这里面都使用了Unsafe类的方法。Unsafe这个类在日常的开发过程中比较罕见。我们通常对Java语言的认知是：Java语言是安全的，所有操作都基于JVM，在安全可控的范围内进行。然而，Unsafe这个类会打破这个边界，使Java拥有C的能力，可以操作任意内存地址，是一把双刃剑。这里使用到了前文中所提到的ASHIFT，来计算出指定元素的起始内存地址，再通过getObjectVolatile与compareAndSwapObject分别进行取值与CAS操作。
在获取哈希桶数组中指定位置的元素时为什么不能直接get而是要使用getObjectVolatile呢?因为在JVM的内存模型中，每个线程有自己的工作内存，也就是栈中的局部变量表，它是主存的一份copy。因此，线程1对某个共享资源进行了更新操作，并写入到主存，而线程2的工作内存之中可能还是旧值，脏数据便产生了。Java中的volatile是用来解决上述问题，保证可见性，任意线程对volatile关键字修饰的变量进行更新时，会使其它线程中该变量的副本失效，需要从主存中获取最新值。虽然ConcurrentHashMap中的Node数组是由volatile修饰的，可以保证可见性，但是Node数组中元素是不具备可见性的。因此，在获取数据时通过Unsafe的方法直接到主存中拿，保证获取的数据是最新的。
继续往下看put方法的逻辑，当put的元素在哈希桶数组中存在，并且不处于扩容状态时，则使用synchronized锁定哈希桶数组中第i个位置中的第一个元素f(头节点2)，接着进行double check，类似于DCL单例模式的思想。校验通过后，会遍历当前冲突链上的元素，并选择合适的位置进行put操作。此外，ConcurrentHashMap也沿用了HashMap中解决哈希冲突的方案，链表+红黑树。这里只有在发生哈希冲突的情况下才使用synchronized锁定头节点，其实是比分段锁更细粒度的锁实现，只在特定场景下锁定其中一个哈希桶，降低锁的影响范围。
Java Map针对并发场景解决方案的演进方向可以归结为，从悲观锁到乐观锁，从粗粒度锁到细粒度锁，这也可以作为我们在日常并发编程中的指导方针。
3 并发求和
CounterCell是JDK1.8中引入用来并发求和的利器，而在这之前采用的是【尝试无锁求和】+【冲突时加锁重试】的策略。看下CounterCell的注释，它是改编自LongAdder和Striped64。我们先看下求和操作，其实就是取baseCount作为初始值，然后遍历CounterCell数组中的每一个cell，将各个cell的值进行累加。这里额外说明下@sun.misc.Contender注解的作用，它是Java8中引入用来解决缓存行伪共享问题的。什么是伪共享呢?简单说下，考虑到CPU与主存之间速度的巨大差异，在CPU中引入了L1、L2、L3多级缓存，缓存中的存储单位是缓存行，缓存行大小为2的整数次幂字节，32-256个字节不等，最常见的是64字节。因此，这将导致不足64字节的变量会共享同一个缓存行，其中一个变量失效会影响到同一个缓存行中的其他变量，致使性能下降，这就是伪共享问题。考虑到不同CPU的缓存行单位的差异性，Java8中便通过该注解将这种差异性屏蔽，根据实际缓存行大小来进行填充，使被修饰的变量能够独占一个缓存行。
再来看下CounterCell是如何实现计数的，每当map中的容量有变化时会调用addCount进行计数，核心逻辑如下：
- 当counterCells不为空，或counterCells为空且对baseCount进行CAS操作失败时进入到后续计数处理逻辑，否则对baseCount进行CAS操作成功，直接返回。
- 后续计数处理逻辑中会调用核心计数方法fullAddCount，但需要满足以下4个条件中的任意一个：1、counterCells为空;2、counterCells的size为0;3、counterCells对应位置上的counterCell为空;4、CAS更新counterCells对应位置上的counterCell失败。这些条件背后的语义是，当前情况下，计数已经或曾经出现过并发冲突，需要优先借助于CounterCell来解决。若counterCells与对应位置上的元素已经初始化(条件4)，则先尝试CAS进行更新，若失败则调用fullAddCount继续处理。若counterCells与对应位置上的元素未初始化完成(条件1、2、3)，也要调用AddCount进行后续处理。
- 这里确定cell下标时采用了ThreadLocalRandom.getProbe()作为哈希值，这个方法返回的是当前Thread中threadLocalRandomProbe字段的值。而且当哈希值冲突时，还可以通过advanceProbe方法来更换哈希值。这与HashMap中的哈希值计算逻辑不同，因为HashMap中要保证同一个key进行多次哈希计算的哈希值相同并且能定位到对应的value，即便两个key的哈希值冲突也不能随便更换哈希值，只能采用链表或红黑树处理冲突。然而在计数场景，我们并不需要维护key-value的关系，只需要在counterCells中找到一个合适的位置放入计数cell，位置的差异对最终的求和结果是没有影响的，因此当冲突时可以基于随机策略更换一个哈希值来避免冲突。
接着，我们来看下核心计算逻辑fullAddCount，代码还是比较多的，核心流程是通过一个死循环来实现的，循环体中包含了3个处理分支，为了方便讲解我将它们依次定义A、B、C。
- A：表示counterCells已经初始化完成，因此可以尝试更新或创建对应位置的CounterCell。
- B：表示counterCells未初始化完成，且无冲突(拿到cellsBusy锁)，则加锁初始化counterCells，初始容量为2。
- C：表示counterCells未初始化完成，且有冲突(未能拿到cellsBusy锁)，则CAS更新baseCount，baseCount在求和时也会被算入到最终结果中，这也相当于是一种兜底策略，既然counterCells正在被其他线程锁定，那当前线程也没必要再等待了，直接尝试使用baseCount进行累加。
其中，A分支中涉及到的操作又可以拆分为以下几点：
- a1：对应位置的CounterCell未创建，采用锁+Double Check的策略尝试创建CounterCell，失败的话则continue进行重试。这里面采用的锁是cellsBusy，它保证创建CounterCell并放入counterCells时一定是串行执行，避免重复创建，其实就是使用了DCL单例模式的策略。在CounterCells的创建、扩容中都需要使用该锁。
- a2：冲突检测，变量wasUncontended是调用方addCount中传入的，表示前置的CAS更新cell失败，有冲突，需要更换哈希值【a7】后继续重试。
- a3：对应位置的CounterCell不为空，直接CAS进行更新。
- a4：
- 冲突检测，当counterCells的引用值不等于当前线程对应的引用值时，说明有其他线程更改了counterCells的引用，出现冲突，则将collide设为false，下次迭代时可进行扩容。
- 容量限制，counterCells容量的最大值为大于等于NCPU(实际机器CPU核心的数量)的最小2的整数次幂，当达到容量限制时后面的扩容分支便永远不会执行。这里限制的意义在于，真实并发度是由CPU核心来决定，当counterCells容量与CPU核心数量相等时，理想情况下就算所有CPU核心在同时运行不同的计数线程时，都不应该出现冲突，每个线程选择各自的cell进行处理即可。如果出现冲突，一定是哈希值的问题，因此采取的措施是重新计算哈希值a7，而不是通过扩容来解决。时间换空间，避免不必要的存储空间浪费，非常赞的想法~
- a5：更新扩容标志位，下次迭代时将会进行扩容。
- a6：进行加锁扩容，每次扩容1倍。
- a7：更换哈希值。
CounterCell的设计很巧妙，它的背后其实就是JDK1.8中的LongAdder。核心思想是：在并发较低的场景下直接采用baseCount累加，否则结合counterCells，将不同的线程散列到不同的cell中进行计算，尽可能地确保访问资源的隔离，减少冲突。LongAdder相比较于AtomicLong中无脑CAS的策略，在高并发的场景下，能够减少CAS重试的次数，提高计算效率。
六 结语
以上可能只是Java Map源码中的冰山一角，但是基本包括了大部分的核心特性，涵盖了我们日常开发中的大部分场景。读源码跟读书一样，仿佛跨越了历史长河与作者进行近距离对话，揣摩他的心思，学习他的思想并加以传承。信息加工转化为知识并运用的过程是痛苦的，但是痛并快乐着。
