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Caffeine TimerWheel时间轮 深度解析：O(1)复杂度增删和触发时间事件

news 2025/9/1 6:38:40

Kafka以另一种简洁方式实现了时间轮，见：

Kafka 时间轮深度解析

TimerWheel（时间轮）是一种高效的数据结构，专门用于管理大量的定时事件。它的核心思想源于现实世界中的时钟，通过将时间划分为不同的"格子"（buckets），并将定时事件放入对应时间点的格子里，从而避免了对所有事件进行频繁排序的开销。

在 Caffeine 中，TimerWheel 的主要职责是管理缓存条目（Node）的过期事件。当一个条目被设置为在未来某个时间点过期时，它就被"安排"到时间轮上。时间轮会随着时间的推移而"转动"，当指针扫过某个格子时，这个格子里的所有事件就被触发（即条目过期）。

TimerWheel 是 Caffeine 实现高效、可伸缩的过期策略的基石。通过精巧的​​分层时间轮算法​​、​​位运算​​和​​哨兵节点​​等技术，它能够在 O(1) 的摊销时间内完成定时事件的调度和处理，完美支撑了 Caffeine 的高性能特性（处理高并发和大量缓存条目的场景）。

核心数据结构与分层设计

Caffeine 的 TimerWheel 采用了一种更高级的​​分层时间轮（Hierarchical Timer Wheel）​​设计，以应对跨度极大的过期时间（从几秒到几天）。这通过几个关键的静态常量和成员变量来实现：

  • wheel: final Node<K, V>[][]：这是一个二维数组，是时间轮的核心。第一维代表不同的"轮"，每个轮具有不同的时间精度（例如，秒轮、分钟轮、小时轮）。第二维是该轮的"桶"（buckets），每个桶代表一个时间片。
  • BUCKETS: static final int[]：定义了每个轮有多少个桶。 { 64, 64, 32, 4, 1 } 表示第一个轮有64个桶，第二个轮有64个，以此类推。
  • SPANS: static final long[]：定义了每个轮的每个桶所代表的时间跨度（以纳秒为单位）。这些值被设计为2的幂，以便使用位运算进行快速计算。例如，SPANS[0] 大约是1.07秒，SPANS[1] 大约是1.14分钟。
  • SHIFT: static final long[]：预先计算好的位移量，用于通过位运算（>>>）快速确定一个给定的过期时间应该落在哪个轮的哪个桶里。
  static final long[] SPANS = {ceilingPowerOfTwo(TimeUnit.SECONDS.toNanos(1)), // 1.07sceilingPowerOfTwo(TimeUnit.MINUTES.toNanos(1)), // 1.14mceilingPowerOfTwo(TimeUnit.HOURS.toNanos(1)),   // 1.22hceilingPowerOfTwo(TimeUnit.DAYS.toNanos(1)),    // 1.63dBUCKETS[3] * ceilingPowerOfTwo(TimeUnit.DAYS.toNanos(1)), // 6.5dBUCKETS[3] * ceilingPowerOfTwo(TimeUnit.DAYS.toNanos(1)), // 6.5d};static final long[] SHIFT = {Long.numberOfTrailingZeros(SPANS[0]),Long.numberOfTrailingZeros(SPANS[1]),Long.numberOfTrailingZeros(SPANS[2]),Long.numberOfTrailingZeros(SPANS[3]),Long.numberOfTrailingZeros(SPANS[4]),};

​​分层逻辑​​：
当一个事件被调度时，比如它将在80分钟后过期。直接把它放在秒级的轮上效率很低（需要转很多圈）。分层设计会根据过期时长，将其放入一个更粗粒度的轮上，比如"小时轮"。当时间推进，"小时轮"转动一格时，这一格里的所有事件会被取出，并根据它们剩余的精确时间，重新调度到更细粒度的"分钟轮"或"秒轮"中。这个过程称为​​层级降级（cascading）​​。

时间轮工作过程的直观类比

可以想象成 多层级时钟 ：

  • 秒针层 （第0层）：64个桶，每桶1.07秒，转一圈≈70秒

  • 分针层 （第1层）：64个桶，每桶1.14分钟，转一圈≈73分钟

  • 时针层 （第2层）：32个桶，每桶1.22小时，转一圈≈39小时

  • ...更高层级以此类推

运行机制 ：

  1. 初始放置 ：新条目根据过期时间放入对应层级的桶（如2小时后过期的放入第2层）

  2. 时间推进 ： advance() 方法定期被调用，推进当前时间【桶是静止的，只是时间的指针移动，想一想 钟表的刻度 和 分针】

  3. 桶级联 ：当某层的当前桶时间到达，会将桶内所有条目：

    1. 已过期的：调用 cache.evictEntry() 移除

    2. 未过期的：重新计算并放入更细粒度的下层桶

  4. 最终过期 ：条目逐渐从高层级"下沉"到低层级，最终在秒针层过期

核心优势

  • 时间复杂度 ：所有操作（添加/移除/过期）均为O(1)摊销复杂度

  • 内存效率 ：通过分层结构避免了单一时间轮的巨大空间开销

  • 精度平衡 ：高层级粗粒度+低层级细粒度，兼顾长短期过期需求

  • 并发安全 ：通过哨兵节点和双向链表实现无锁化桶操作

构造与初始化

TimerWheel() 的构造函数非常直接：

@SuppressWarnings({"rawtypes", "unchecked"})
TimerWheel() {wheel = new Node[BUCKETS.length][];for (int i = 0; i < wheel.length; i++) {wheel[i] = new Node[BUCKETS[i]];for (int j = 0; j < wheel[i].length; j++) {wheel[i][j] = new Sentinel<>();}}
}

它根据 BUCKETS 的定义创建了二维数组。最关键的一步是，每个桶（wheel[i][j]）都被初始化为一个 Sentinel 对象。Sentinel 是一个特殊的 Node，它充当每个桶内双向链表的​​哨兵节点​​。使用哨兵节点可以极大地简化链表的插入和删除操作，避免了对头节点和尾节点的特殊处理。

TimerWheel 和 cache

简单来说，它们是 分工协作 的关系：

  1. TimerWheel (时间轮) ：扮演着一个 高效的定时器 或 调度器 的角色。它不存储缓存的完整键值对，只关心一件事：管理和追踪缓存条目（ Node ）的 到期时间 。它的设计目标是以 O(1) 的摊销时间复杂度处理大量的定时事件。

  2. Cache (缓存实现) ：这是 缓存的核心 。它负责存储实际的键值对数据（在一个 ConcurrentHashMap 中），并执行所有核心的缓存操作，比如读、写以及最终的驱逐（eviction）动作。

当缓存需要清理过期条目时（通常在写入操作后触发），它会调用 timerWheel.advance() 方法， advance 方法会根据流逝的时间计算出哪些时间桶（bucket）已经过期，然后调用 expire 方法来处理这些桶。

总结一下关系 ：

  • Cache 是“老板”，它持有并管理着所有数据。

  • TimerWheel 是老板雇佣的“秘书”，专门负责管理日程表（条目何时过期）。

  • 到了预定时间，秘书（ TimerWheel ）会把到期的日程（ Node ）拿出来，并告诉老板（ BoundedLocalCache ）：“这个条目该处理了”。

  • 老板（ cache.evictEntry() ）接到通知后，亲自去执行驱逐操作。

  • 如果秘书发现某个日程还没到精确时间，或者老板处理失败，秘书会把这个日程重新放回日程表（ schedule(node) ），等待下次检查。

通过这种方式，Caffeine 实现了一个高效、低锁竞争的过期策略。 TimerWheel 保证了时间管理的效率，而 BoundedLocalCache 则专注于数据的存储和最终一致性。

advance 方法

时间轮本身是被动的，它需要一个外部的"动力"来推进。这个动力就是 advance 方法。

public void advance(BoundedLocalCache<K, V> cache, @Var long currentTimeNanos) {@Var long previousTimeNanos = nanos;nanos = currentTimeNanos;// If wrapping then temporarily shift the clock for a positive comparison. We assume that the// advancements never exceed a total running time of Long.MAX_VALUE nanoseconds (292 years)// so that an overflow only occurs due to using an arbitrary origin time (System.nanoTime()).if ((previousTimeNanos < 0) && (currentTimeNanos > 0)) {previousTimeNanos += Long.MAX_VALUE;currentTimeNanos += Long.MAX_VALUE;}try {for (int i = 0; i < SHIFT.length; i++) {long previousTicks = (previousTimeNanos >>> SHIFT[i]);long currentTicks = (currentTimeNanos >>> SHIFT[i]);long delta = (currentTicks - previousTicks);if (delta <= 0L) {break;}expire(cache, i, previousTicks, delta);}} catch (Throwable t) {nanos = previousTimeNanos;throw t;}
}

功能分析

  1. ​​更新时间​​：方法首先将内部时钟 nanos 更新为传入的 currentTimeNanos。
  2. ​​处理时钟回绕​​：System.nanoTime() 可能回绕（从正数变为负数）。代码通过将负数和正数都加上 Long.MAX_VALUE 来处理这种情况，确保时间差的计算是正确的。这是一个巧妙的设计，可以处理大约292年的连续运行时间而不会出错。
  3. ​​分层处理​​：TimerWheel 是分层的，每一层代表不同的时间粒度（由 SPANS 和 SHIFT 定义）。advance 方法会从最精确的轮子（i = 0）开始遍历到最粗糙的轮子。
  4. ​​计算时间差（Ticks）​​：对于每一层轮子，它通过位移（>>> SHIFT[i]）将纳秒时间转换为该层的"滴答数"（ticks）。然后计算从上次 advance 调用到现在的滴答数差 delta。
  5. ​​触发过期​​：如果 delta > 0，意味着时间至少前进了一个滴答，就需要处理这期间到期的条目。于是，它调用 expire 方法。
  6. ​​提前退出​​：如果某一层的 delta <= 0，说明在这一层及更粗粒度的层级上，时间并未前进一个滴答，因此可以直接 break 循环，优化性能。

expire

这是 advance 调用的核心子函数，负责处理指定轮子中到期的桶。

void expire(BoundedLocalCache<K, V> cache, int index, long previousTicks, long delta) {Node<K, V>[] timerWheel = wheel[index];int mask = timerWheel.length - 1;// We assume that the delta does not overflow an integer and cause negative steps. This can// occur only if the advancement exceeds 2^61 nanoseconds (73 years).int steps = Math.min(1 + (int) delta, timerWheel.length);int start = (int) (previousTicks & mask);int end = start + steps;for (int i = start; i < end; i++) {Node<K, V> sentinel = timerWheel[i & mask];Node<K, V> prev = sentinel.getPreviousInVariableOrder();@Var Node<K, V> node = sentinel.getNextInVariableOrder();sentinel.setPreviousInVariableOrder(sentinel);sentinel.setNextInVariableOrder(sentinel);while (node != sentinel) {Node<K, V> next = node.getNextInVariableOrder();node.setPreviousInVariableOrder(null);node.setNextInVariableOrder(null);try {if (((node.getVariableTime() - nanos) > 0)|| !cache.evictEntry(node, RemovalCause.EXPIRED, nanos)) {schedule(node);}node = next;} catch (Throwable t) {// ... existing code ...}}}
}

功能分析

  1. ​​确定范围​​：计算需要处理的桶的范围。start 是上次处理的最后一个桶的下一个，steps 是需要处理的桶的数量（等于 delta + 1，但不能超过整个轮子的大小）。
  2. ​​遍历到期桶​​：循环遍历从 start 到 end 的所有桶。
  3. ​​清空桶​​：对于每个桶，它首先将哨兵节点的 next 和 prev 指针都指向自己，从而在O(1)时间内将整个桶的链表"清空"。
  4. ​​处理节点​​：然后遍历刚刚从桶中取出的链表中的每一个节点（node）。
  5. ​​重新调度或驱逐​​：
    • 检查是否真的过期：((node.getVariableTime() - nanos) > 0) 检查节点的精确过期时间是否仍然在未来。如果一个事件被放在一个粗粒度的轮子里，当这个轮子的桶到期时，事件的精确时间可能还未到。在这种情况下，需要将它重新调度到更精确的轮子中。
    • 尝试驱逐：如果节点确实到期了，就调用 cache.evictEntry() 来尝试驱逐它。evictEntry 返回 false 可能意味着该条目已被用户手动删除或因其他原因（如容量限制）被驱逐。
    • 重新调度：如果节点尚未到期，或者驱逐失败（意味着它仍然"存活"），则调用 schedule 方法将其重新放入时间轮的正确位置。

schedule

schedule 负责将一个节点放入时间轮。

public void schedule(Node<K, V> node) {Node<K, V> sentinel = findBucket(node.getVariableTime());link(sentinel, node);
}Node<K, V> findBucket(@Var long time) {long duration = Math.max(0L, time - nanos);if (duration == 0L) {time = nanos;}int length = wheel.length - 1;for (int i = 0; i < length; i++) {if (duration < SPANS[i + 1]) {long ticks = (time >>> SHIFT[i]);int index = (int) (ticks & (wheel[i].length - 1));return wheel[i][index];}}return wheel[length][0];
}

功能分析

  1. ​​schedule​​：它的逻辑很简单，调用 findBucket 找到正确的桶，然后调用 link 将节点添加到该桶的双向链表的末尾。
  2. ​​findBucket​​：这是决定节点存放位置的关键。
    • 它首先计算出节点的过期时间与当前时间的差值 duration。
    • 然后，它从最精确的轮子开始查找，if (duration < SPANS[i + 1]) 这个判断是为了找到能容纳这个 duration 的最精确的轮子。
    • 一旦找到合适的轮子（i），它就会计算出在该轮子中的 ticks 和桶的索引 index。
    • 如果一个事件的过期时间非常遥远，超过了除最后一个轮子之外所有轮子的最大跨度，它将被放入最后一个轮子的第一个桶中，作为一个"蓄水池"。

总结

advance 方法通过一个级联的、分层的过程来管理定时事件：

  1. advance 启动过程，根据当前时间计算出每个时间轮需要前进的"滴答数"。
  2. expire 负责处理这些到期的"滴答"对应的桶，将桶中的所有事件取出。
  3. 对于取出的每个事件，expire 会判断它是否真的到期。如果到期，则尝试驱逐；如果尚未到期（即"级联"），则调用 schedule。
  4. schedule 通过 findBucket 为事件计算出新的、更精确的位置，并将其放入相应的桶中。

这个设计确保了添加、删除和处理过期事件的平摊时间复杂度都是 O(1)，因为处理一个桶的成本被分摊到了该桶所代表的整个时间跨度上。

getExpirationDelay() 

返回 到下一个事件触发 的 时间

getExpirationDelay 和 peekAhead 协同实现高效延迟估算：

  • ​​分层扫描​​：从细到粗，优先处理最紧急事件。
  • ​​精确与保守结合​​：精确计算当前层级延迟，保守估计更高层级延迟。
  • ​​立即返回​​：避免不必要计算，减少 CPU 空转。

此机制使 Caffeine 的过期调度器能“智能”休眠，在保证及时性的同时最小化资源消耗。

@SuppressWarnings({"IntLongMath", "Varifier"})
public long getExpirationDelay() {for (int i = 0; i < SHIFT.length; i++) {Node<K, V>[] timerWheel = wheel[i];long ticks = (nanos >>> SHIFT[i]);long spanMask = SPANS[i] - 1;int start = (int) (ticks & spanMask);int end = start + timerWheel.length;int mask = timerWheel.length - 1;for (int j = start; j < end; j++) {Node<K, V> sentinel = timerWheel[(j & mask)];Node<K, V> next = sentinel.getNextInVariableOrder();if (next == sentinel) {continue;}long buckets = (j - start);@Var long delay = (buckets << SHIFT[i]) - (nanos & spanMask);delay = (delay > 0) ? delay : SPANS[i];for (int k = i + 1; k < SHIFT.length; k++) {long nextDelay = peekAhead(k);delay = Math.min(delay, nextDelay);}return delay;}}return Long.MAX_VALUE;
}

工作流程分析

  1. ​​分层遍历（外层循环）​​：for (int i = 0; i < SHIFT.length; i++)

    • 从最精确的时间轮（i=0，通常为秒级）开始，逐级遍历到最粗糙的时间轮。
    • ​​核心思想​​：找到所有层级中第一个非空桶，其条目是下一个最可能过期的。

  2. ​​桶内扫描（内层循环）​​：for (int j = start; j < end; j++)

    • 对当前层级 i 的时间轮，从当前时间 nanos 对应的桶（start）开始扫描一圈。
    • ticks = (nanos >>> SHIFT[i])：计算当前时间在当前轮子下的“滴答数”。
    • start = (int) (ticks & spanMask)：通过位掩码计算当前“滴答数”对应的桶索引。

  3. ​​寻找非空桶​​：if (next == sentinel)

    • 检查哨兵节点 sentinel 的下一个节点是否为自身，若为空则继续扫描。

  4. ​​计算延迟（核心逻辑）​​：

    • buckets = (j - start)：计算目标桶与当前桶的距离。
    • delay = (buckets << SHIFT[i]) - (nanos & spanMask)：
      • (buckets << SHIFT[i])：将桶距离转换为纳秒（目标桶起始时间 - 当前桶起始时间）。
      • (nanos & spanMask)：当前时间在当前桶内已经过的时间。
    • delay = (delay > 0) ? delay : SPANS[i]：若 delay ≤ 0（目标桶为当前桶），则保守设置为 SPANS[i]。

  5. ​​展望更高层级（调用 peekAhead）​​：for (int k = i + 1; k < SHIFT.length; k++)

    • 检查比当前轮更粗糙的层级（k > i），通过 peekAhead 获取预估延迟。
    • delay = Math.min(delay, nextDelay)：取最小延迟，确保不遗漏任何过期事件。

  6. ​​返回结果​​：

    • 找到非空桶后立即返回 delay（最近的过期时间）。
    • 若所有桶为空，返回 Long.MAX_VALUE（无待过期条目）。

peekAhead() 

long peekAhead(int index) {long ticks = (nanos >>> SHIFT[index]);Node<K, V>[] timerWheel = wheel[index];long spanMask = SPANS[index] - 1;int mask = timerWheel.length - 1;int probe = (int) ((ticks + 1) & mask);Node<K, V> sentinel = timerWheel[probe];Node<K, V> next = sentinel.getNextInVariableOrder();return (next == sentinel) ? Long.MAX_VALUE : (SPANS[index] - (nanos & spanMask));
}
  1. ​​定位下一个桶​​：probe = (int) ((ticks + 1) & mask)
    • 仅检查下一个待处理的桶（ticks + 1）。
  2. ​​检查是否为空​​：next = sentinel.getNextInVariableOrder()
    • 若下一个桶为空，返回 Long.MAX_VALUE。
  3. ​​返回预估延迟​​：
    • 若非空，返回 SPANS[index] - (nanos & spanMask)（当前桶剩余时间）。
    • ​​保守估计​​：假设下一个桶的条目会在当前桶结束后立刻过期。

为什么 peekAhead 只检查下一个桶？

peekAhead 的作用是为更高层级的轮（ k > i ）提供一个 快速且保守的延迟估算 。它只检查下一个桶是基于以下事实：

  • 精确轮次整个跨度不超过下一层级的一个Span。

  • 时间轮的级联机制 ：当时间轮通过 advance() 方法向前推进时，如果一个高层级轮的桶过期了，里面的所有节点都会被取出，并根据它们精确的过期时间重新调度（ schedule ）到更低、更精确的层级轮中。

  • 有序性保证 ：这个级联机制保证了，对于任何一个 k 层的轮，所有比“当前时间格”更早的节点都已经被移动到了 k-1 层或更低的层级。因此，在 k 层轮中，我们唯一需要担心的、可能比 i 层（ i < k ）结果更早的，就是 紧邻当前时间点的下一个桶 中的节点。

时间说明

首先，最关键的一点是， TimerWheel 内部的时间戳 nanos (通常来自 System.nanoTime() ) 是一个 单调递增 的值，就像汽车的里程表一样，它只会前进，不会倒退或循环。它不是我们日常生活中“今天下午3点”和“明天下午3点”那样的循环时间。

所以，即使最细粒度的秒轮盘（wheel[0]）转了一圈又一圈，底层的 nanos 时间戳已经变得非常大了。系统通过比较节点自身的过期时间 node.getVariableTime() 和当前的 timerWheel.nanos 来判断是否到期，这是一个绝对时间的比较，因此不会混淆。

桶的索引是通过 (时间戳 >>> SHIFT) & mask 计算的，这确实是一个循环操作。一个桶会被一次又一次地重复使用。

那么，如何保证一个旧的、很久以前的事件不会和一个新的、即将到期的事件混在同一个桶里呢？

答案就在 advance 方法中。每次调用 advance(currentTimeNanos) 时，它会计算出从上次推进到的时间 previousTimeNanos 到 currentTimeNanos 之间经过了多少“滴答”（ticks）。然后，它会 遍历并处理这期间所有过期的桶 。

  • 处理过程 ：对于每个过期的桶，它会清空里面的所有节点。

    • 如果节点真的到期了（ node.getVariableTime() <= currentTimeNanos ），就执行驱逐操作。

    • 如果节点还没到期（这通常发生在从高层轮盘级联下来时），就调用 schedule 方法，根据它最新的过期时间把它重新放入更精确的、更底层的轮盘中。

这个“清空并级联”的机制保证了当一个桶即将被“循环使用”时，它里面所有陈旧的事件都已经被处理完毕了。因此，桶里永远只会有在当前时间周期内有效的事件。

理解了以上两点， peekAhead 的逻辑就清晰了。 peekAhead 的目的是为了快速、保守地估算一个上层（更粗粒度）时间轮中的下一个事件还有多久。

为什么它只检查“下一个”桶（ (ticks + 1) & mask ）就足够了呢？

因为 advance() 已经保证了，任何位于 当前桶或之前桶 的事件，如果它们的精确过期时间已经到来，那么它们早就被级联到下层轮盘了。换句话说，一个粗粒度轮盘（比如“小时”轮）的当前桶里，不可能存在一个“本分钟”就该过期的事件，它一定已经被移动到“分钟”或“秒”轮里了。

因此，当 getExpirationDelay 在检查完“秒”轮后，想知道“分钟”轮里会不会有更早的事件时，它只需要 peekAhead 一下“分钟”轮的下一个桶就够了。这提供了一个安全的、最差情况下的延迟估计。 getExpirationDelay 会取所有轮盘估算出的延迟中的最小值，从而确保找到全局的最小延迟，让调度器可以精确地休眠。

总结 ：

  • 单调时间 ： nanos 保证了时间的绝对前进性。

  • 循环索引 ：桶通过 & mask 被循环使用。

  • advance() ：是时间轮的核心驱动力，通过“级联”机制，确保了在桶被复用前，旧事件已被妥善处理，从而保证了时间的正确性。

  • peekAhead() ：是一个基于 advance() 所建立的安全性的优化，它通过快速查看下一个可能的时间槽来提供一个保守的延迟估计，避免了全面搜索的高昂代价。

Node<K, V>：缓存条目的核心抽象

Node 是一个抽象类，定义了 Caffeine 缓存中条目（Entry）的基本特征和行为，是键值对及其元数据的"集装箱"。

​​核心职责与功能​​：

  1. ​​数据承载​​：

    • getKey()：获取键（Key）
    • getValue()：获取值（Value）
      这些是 Node 作为缓存条目的基本职责

  2. ​​生命周期管理​​：

    • isAlive()：节点是否存活（在哈希表和淘汰策略中都有效）
    • isRetired()：节点是否已从哈希表中移除（等待从淘汰策略中清理）
    • isDead()：节点是否已彻底死亡（从哈希表和淘汰策略中都已移除）
    • retire(), die()：改变节点生命周期状态的方法
      这些状态精确追踪了缓存条目从创建到销毁的全过程

  3. ​​权重（Weight）管理​​：

    • getWeight(), setWeight()：支持基于权重的淘汰策略，允许为不同条目设置不同"成本"

  4. ​​多种排序/淘汰策略支持​​：

    • 通过实现多个接口维护多套双向链表指针：
      • ​​访问顺序 (AccessOrder)​​：get/setPrevious/NextInAccessOrder()等方法，支持LRU/LIRS等策略
      • ​​写入顺序 (WriteOrder)​​：get/setPrevious/NextInWriteOrder()等方法，支持FIFO等策略
      • ​​可变顺序 (Variable order)​​：get/setPrevious/NextInVariableOrder()和get/setVariableTime()等方法，支持基于时间的过期策略（如TimerWheel）

​​实现特点​​：
Node 是抽象类，默认方法抛出UnsupportedOperationException，具体子类根据缓存策略动态实现功能，体现高度灵活的设计。

Sentinel<K, V>：时间轮中的"哨兵"

Sentinel 是一个静态内部类，它继承自 Node，但重写了所有方法，使其成为一个空操作或返回默认值。每个 Sentinel 实例代表一个桶内双向链表的头部。它的 next 和 prev 指针在初始化时都指向自己，形成一个空的循环链表。当新节点加入时，会被插入到 sentinel.prev 和 sentinel 之间，极大地简化了边界条件的处理。

​​定义​​：
TimerWheel内部的static final类，继承自Node，作为特殊的哨兵节点（非实际缓存条目）。

​​核心职责与功能​​：

  1. ​​链表头/尾节点​​：

    • 在TimerWheel中，每个"桶"（Bucket）是一个由Sentinel引领的双向链表
    • 构造函数Sentinel() { prev = next = this; }创建空循环链表（当桶为空时，哨兵节点的指针指向自身）

  2. ​​简化链表操作​​：

    • 哨兵模式优势：链表永不"空"（至少含Sentinel节点），统一插入/删除操作逻辑，无需空指针判断
    • 重写get/setPrevious/NextInVariableOrder()方法，使其能作为链表节点操作

  3. ​​无实际数据​​：

    • 重写数据相关方法：
      • getKey()/getValue()返回null
      • getKeyReference()/getValueReference()抛出异常
      • isAlive()/isRetired()/isDead()固定返回false
        明确表明其仅作为结构性工具

Node 与 Sentinel 的关系

角色比喻功能设计意义
Node"士兵"存储实际缓存数据和元信息，参与淘汰策略实现缓存核心功能
Sentinel"哨兵"不存储数据，仅作为链表头节点简化操作（如TimerWheel中的桶管理）提升链表操作效率，降低边界条件处理

​
在TimerWheel中，wheel数组的每个槽位存放一个Sentinel实例。当Node因过期时间被调度时，会插入对应桶的Sentinel管理的链表中。

Traverser：抽象的遍历器基类

TimerWheel 实现了 Iterable<Node<K, V>> 接口，提供了两种遍历方式：

  • ​​AscendingIterator​​：从最快要过期的节点（在最细粒度的轮的当前桶中）开始，向最晚过期的节点遍历。它大致按照过期时间的升序进行。
  • ​​DescendingIterator​​：与前者相反，从最晚要过期的节点（在最粗粒度的轮中）开始，向最早要过期的节点遍历。

这两个迭代器都设计为​​快速失败（fail-fast）​​的，如果在遍历过程中时间轮被 advance 修改，会抛出 ConcurrentModificationException。

Traverser 是一个抽象内部类，它定义了在 TimerWheel 的多层级结构中进行遍历所需要的通用逻辑和基本框架。它实现了 Iterator<Node<K, V>> 接口，但将具体的遍历方向（升序或降序）和移动逻辑交给了子类实现。

核心设计与功能：

  1. ​​并发修改检测​​：

    • final long expectedNanos;：在构造时，它会记录下当前 TimerWheel 的时间戳 nanos。
    • hasNext() 方法会在每次调用时检查 nanos != expectedNanos。如果时间轮的时间被 advance() 方法改变了，就意味着其内部结构可能已经发生了变化（节点被移除或重新调度），此时迭代器会抛出 ConcurrentModificationException，这是一种快速失败（fail-fast）机制，保证了迭代的安全性。

  2. ​​迭代器基本逻辑​​：

    • 它实现了标准的 hasNext() 和 next() 方法。hasNext() 的核心是调用 computeNext() 来预先查找并缓存下一个节点到 next 字段。next() 方法则返回缓存的节点并将其清空。
    • computeNext() 是遍历的核心，它在一个循环中不断尝试：
      1. 在当前桶内移动（ traverse(node)）。
      2. 如果当前桶遍历完，就移动到下一个桶（goToNextBucket()）。
      3. 如果当前层级的轮子遍历完，就移动到下一个轮子（goToNextWheel()）。
      4. 如果所有轮子都遍历完，则返回 null，表示迭代结束。
    @Nullable Node<K, V> computeNext() {@Var var node = (current == null) ? sentinel() : current;for (;;) {node = traverse(node);if (node != sentinel()) {return node;} else if ((node = goToNextBucket()) != null) {continue;} else if ((node = goToNextWheel()) != null) {continue;}return null;}}

​​抽象方法（留给子类实现）​​：Traverser 将具体的移动策略定义为一系列抽象方法，这使得它可以同时支持升序和降序两种遍历方式：

  • abstract boolean isDone();：判断整个迭代是否已经完成。
  • abstract Node<K, V> sentinel();：获取当前位置的哨兵节点，用于判断一个桶是否遍历完毕。
  • abstract Node<K, V> traverse(Node<K, V> node);：定义了在桶的链表中如何移动。升序迭代器会调用 node.getNextInVariableOrder()，而降序则会调用 getPreviousInVariableOrder()。
  • abstract @Nullable Node<K, V> goToNextBucket();：移动到下一个桶。
  • abstract @Nullable Node<K, V> goToNextWheel();：移动到下一个时间轮。

AscendingIterator：具体的升序迭代器

AscendingIterator 是 Traverser 的一个具体实现，它提供了按时间​​升序​​（从最近到最远）遍历 TimerWheel 中所有节点的能力。TimerWheel 的 iterator() 方法返回的就是这个类的实例。

AscendingIterator 通过实现 Traverser 的抽象方法来定义其升序遍历行为：

  1. ​​状态管理​​：

    • int wheelIndex：当前遍历到哪个时间轮（0 是最精确的，比如秒级）。
    • int steps：在当前时间轮上已经移动了多少个桶。

  2. ​​方法实现​​：

    • isDone()：当 wheelIndex 等于 wheel.length 时，表示所有层级的时间轮都已遍历完毕，迭代结束。
    • sentinel()：根据当前的 wheelIndex 和 bucketIndex() 计算结果，返回对应桶的 Sentinel 节点。
    • traverse(Node<K, V> node)：核心的升序移动逻辑，它返回 node.getNextInVariableOrder()，即沿着链表的 next 指针方向前进。
    • goToNextBucket()：将 steps 加一，如果还没超出当前轮的桶数，就返回新位置的哨兵节点。
    • goToNextWheel()：将 wheelIndex 加一，如果还没超出时间轮的总层数，就将 steps 重置为 0，并返回新轮子中第一个桶的哨兵节点。

  3. ​​bucketIndex() 的计算逻辑​​：
    这是 AscendingIterator 最复杂的逻辑之一。它需要计算出在当前时间 nanos 下，应该从哪个桶开始遍历。

    int ticks = (int) (nanos >>> SHIFT[wheelIndex]);
int bucketMask = wheel[wheelIndex].length - 1;
int bucketOffset = (ticks & bucketMask) + 1;
return (bucketOffset + steps) & bucketMask;
    • 它首先计算出当前时间 nanos 在当前层级 wheelIndex 对应的“滴答数” ticks。
    • bucketOffset 计算出当前时间所在的桶的下一个位置作为遍历的起点。
    • steps 记录了从起点开始已经走过的步数。
    • 通过 (bucketOffset + steps) & bucketMask 确保索引在桶数组的范围内循环。

int bucketOffset = (ticks & bucketMask) + 1;

  • ticks & bucketMask : 这行代码通过位运算计算出当前 ticks 对应的桶索引。例如，如果当前轮有 64 个桶，这个操作会返回 ticks % 64 的结果，范围是 0 到 63。

  • +1 : 这是 AscendingIterator （升序迭代器）的关键所在。迭代器需要遍历的是 未来 的事件。因此，它不从当前时间所在的桶开始，而是从 下一个桶 开始。 +1 操作就实现了这个“跳到下一个桶”的逻辑。

  • 目的 ：计算出升序遍历的 起始桶索引 。

return (bucketOffset + steps) & bucketMask;

  • steps : 这是 AscendingIterator 的一个成员变量，记录了在当前时间轮中已经向前遍历了多少个桶。初始值为 0。

  • bucketOffset + steps : 将起始桶索引与已经走过的步数相加，得到当前应该访问的桶的逻辑位置。

  • & bucketMask : 再次使用位掩码进行取模运算。这确保了即使 bucketOffset + steps 的结果超过了桶的总数，也能正确地“回绕”（wrap around）到时间轮的开头，实现循环遍历。

  • 目的 ：计算出本次迭代需要检查的 最终桶索引 。

DescendingIterator 的目标是 降序 遍历，即从最遥远的未来向当前时间回溯。它的 bucketOffset 计算没有 + 1 ，并且它是 - steps 。

- 它的起点就是“当前桶”。
- 它通过 - steps 从“当前桶”开始 向前 （即向时间戳更小的方向）回溯，实现降序遍历。

总结

Traverser 和 AscendingIterator 的设计体现了​​模板方法模式​​：

  • ​​Traverser（模板）​​：定义了迭代的整体算法骨架（hasNext、next、computeNext），但将易变的部分（如遍历方向、如何切换桶和轮子）抽象成方法。
  • ​​AscendingIterator（具体实现）​​：继承 Traverser 并实现了这些抽象方法，从而定义了具体的升序遍历行为。

这种结构使得代码逻辑清晰，复用性高。如果需要一个降序迭代器（DescendingIterator），只需再创建一个 Traverser 的子类并反向实现那些抽象方法即可，而无需重写整个迭代逻辑。

http://www.xdnf.cn/news/1409311.html

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