史上最详细的 JDK 1.8 HashMap 源码解析
概述
JDK 1.8 对 HashMap 进行了比较大的优化，底层实现由之前的 “数组+链表” 改为 “数组+链表+红黑树”，本文就 HashMap 的几个常用的重要方法和 JDK 1.8 之前的死循环问题展开学习讨论。
JDK 1.8 的 HashMap 的数据结构如下图所示，当链表节点较少时仍然是以链表存在，当链表节点较多时（大于8）会转为红黑树。
几个点
先了解以下几个点，有利于更好的理解 HashMap 的源码和阅读本文。
1、本文中头节点指的是 table 表上索引位置的节点，也就是链表的头节点。
2、根节点（root 节点）指的是红黑树最上面的那个节点，也就是没有父节点的节点。
3、红黑树的根节点不一定是索引位置的头节点（也就是链表的头节点），通过 moveRootToFront 方法来维持根结点在索引头结点，但在移除方法有例外。
4、转为红黑树节点后，链表的结构还存在，通过 next 属性维持，红黑树节点在进行操作时都会维护链表的结构，并不是转为红黑树节点，链表结构就不存在了。
5、在红黑树上，叶子节点也可能有 next 节点，因为红黑树的结构跟链表的结构是互不影响的，不会因为是叶子节点就说该节点已经没有 next 节点。
6、源码中一些变量定义：如果定义了一个节点 p，则 pl（p left）为 p 的左节点，pr（p right）为 p 的右节点，pp（p parent）为 p 的父节点，ph（p hash）为 p 的 hash 值，pk（p key）为 p 的 key 值，kc（key class）为 key 的类等等。源码中很喜欢在 if/for 等语句中进行赋值并判断，请注意。
7、链表中移除一个节点只需如下图操作，其他操作同理。
8、红黑树在维护链表结构时，移除一个节点只需如下图操作（红黑树中增加了一个 prev 属性），其他操作同理。注：此处只是红黑树维护链表结构的操作，红黑树还需要单独进行红黑树的移除或者其他操作。
9、源码中进行红黑树的查找时，会反复用到以下两条规则：1）如果目标节点的 hash 值小于 p 节点的 hash 值，则向 p 节点的左边遍历；否则向 p 节点的右边遍历。2）如果目标节点的 key 值小于 p 节点的 key 值，则向 p 节点的左边遍历；否则向 p 节点的右边遍历。这两条规则是利用了红黑树的特性（左节点 < 根节点 < 右节点）。
10、源码中进行红黑树的查找时，会用 dir（direction）来表示向左还是向右查找，dir 存储的值是目标节点的 hash/key 与 p 节点的 hash/key 的比较结果。
基本属性
// 默认容量16static final int DEFAULT_INITIAL_CAPACITY = 1 << 4;// 最大容量static final int MAXIMUM_CAPACITY = 1 << 30;// 默认负载因子0.75static final float DEFAULT_LOAD_FACTOR = 0.75f;// 链表节点转换红黑树节点的阈值, 9个节点转static final int TREEIFY_THRESHOLD = 8;// 红黑树节点转换链表节点的阈值, 6个节点转static final int UNTREEIFY_THRESHOLD = 6;// 转红黑树时, table的最小长度static final int MIN_TREEIFY_CAPACITY = 64;// 链表节点, 继承自Entrystatic class Node<K,V> implements Map.Entry<K,V> {final int hash;final K key;V value;Node<K,V> next;// ... ...}// 红黑树节点static final class TreeNode<K,V> extends LinkedHashMap.Entry<K,V> {TreeNode<K,V> parent; // red-black tree linksTreeNode<K,V> left;TreeNode<K,V> right;TreeNode<K,V> prev; // needed to unlink next upon deletionboolean red;// ...}
定位哈希桶数组索引位置
不管增加、删除、查找键值对，定位到哈希桶数组的位置都是很关键的第一步。前面说过 HashMap 的数据结构是“数组+链表+红黑树”的结合，所以我们当然希望这个 HashMap 里面的元素位置尽量分布均匀些，尽量使得每个位置上的元素数量只有一个，那么当我们用 hash 算法求得这个位置的时候，马上就可以知道对应位置的元素就是我们要的，不用遍历链表/红黑树，大大优化了查询的效率。HashMap 定位数组索引位置，直接决定了 hash 方法的离散性能。下面是定位哈希桶数组的源码：
// 代码1static final int hash(Object key) { // 计算key的hash值int h;// 1.先拿到key的hashCode值; 2.将hashCode的高16位参与运算return (key == null) ? 0 : (h = key.hashCode()) ^ (h >>> 16);}// 代码2int n = tab.length;// 将(tab.length - 1) 与 hash值进行&运算int index = (n - 1) & hash;
整个过程本质上就是三步：
拿到 key 的 hashCode 值
将 hashCode 的高位参与运算，重新计算 hash 值
将计算出来的 hash 值与 (table.length - 1) 进行 & 运算
方法解读
对于任意给定的对象，只要它的 hashCode() 返回值相同，那么计算得到的 hash 值总是相同的。我们首先想到的就是把 hash 值对 table 长度取模运算，这样一来，元素的分布相对来说是比较均匀的。
但是模运算消耗还是比较大的，我们知道计算机比较快的运算为位运算，因此 JDK 团队对取模运算进行了优化，使用上面代码2的位与运算来代替模运算。这个方法非常巧妙，它通过 “(table.length -1) & h” 来得到该对象的索引位置，这个优化是基于以下公式：x mod 2^n = x & (2^n - 1)。我们知道 HashMap 底层数组的长度总是 2 的 n 次方，并且取模运算为 “h mod table.length”，对应上面的公式，可以得到该运算等同于“h & (table.length - 1)”。这是 HashMap 在速度上的优化，因为 & 比 % 具有更高的效率。
在 JDK1.8 的实现中，还优化了高位运算的算法，将 hashCode 的高 16 位与 hashCode 进行异或运算，主要是为了在 table 的 length 较小的时候，让高位也参与运算，并且不会有太大的开销。
下图是一个简单的例子
当 table 长度为 16 时，table.length - 1 = 15 ，用二进制来看，此时低 4 位全是 1，高 28 位全是 0，与 0 进行 & 运算必然为 0，因此此时 hashCode 与 “table.length - 1” 的 & 运算结果只取决于 hashCode 的低 4 位，在这种情况下，hashCode 的高 28 位就没有任何作用，并且由于 hash 结果只取决于 hashCode 的低 4 位，hash 冲突的概率也会增加。因此，在 JDK 1.8 中，将高位也参与计算，目的是为了降低 hash 冲突的概率。
get 方法
public V get(Object key) {Node<K,V> e;return (e = getNode(hash(key), key)) == null ? null : e.value;}final Node<K,V> getNode(int hash, Object key) {Node<K,V>[] tab; Node<K,V> first, e; int n; K k;// 1.对table进行校验：table不为空 && table长度大于0 &&// table索引位置(使用table.length - 1和hash值进行与运算)的节点不为空if ((tab = table) != null && (n = tab.length) > 0 &&(first = tab[(n - 1) & hash]) != null) {// 2.检查first节点的hash值和key是否和入参的一样，如果一样则first即为目标节点，直接返回first节点if (first.hash == hash && // always check first node((k = first.key) == key || (key != null && key.equals(k))))return first;// 3.如果first不是目标节点，并且first的next节点不为空则继续遍历if ((e = first.next) != null) {if (first instanceof TreeNode)// 4.如果是红黑树节点，则调用红黑树的查找目标节点方法getTreeNodereturn ((TreeNode<K,V>)first).getTreeNode(hash, key);do {// 5.执行链表节点的查找，向下遍历链表, 直至找到节点的key和入参的key相等时,返回该节点if (e.hash == hash &&((k = e.key) == key || (key != null && key.equals(k))))return e;} while ((e = e.next) != null);}}// 6.找不到符合的返回空return null;}
4.如果是红黑树节点，则调用红黑树的查找目标节点方法 getTreeNode，见代码块1详解。
代码块1：getTreeNode
final TreeNode<K,V> getTreeNode(int h, Object k) {// 1.首先找到红黑树的根节点；2.使用根节点调用find方法return ((parent != null) ? root() : this).find(h, k, null);}
2.使用根节点调用 find 方法，见代码块2详解。
代码块2：find
/*** 从调用此方法的节点开始查找, 通过hash值和key找到对应的节点* 此方法是红黑树节点的查找, 红黑树是特殊的自平衡二叉查找树* 平衡二叉查找树的特点：左节点<根节点<右节点*/final TreeNode<K,V> find(int h, Object k, Class<?> kc) {// 1.将p节点赋值为调用此方法的节点，即为红黑树根节点TreeNode<K,V> p = this;// 2.从p节点开始向下遍历do {int ph, dir; K pk;TreeNode<K,V> pl = p.left, pr = p.right, q;// 3.如果传入的hash值小于p节点的hash值，则往p节点的左边遍历if ((ph = p.hash) > h)p = pl;else if (ph < h) // 4.如果传入的hash值大于p节点的hash值，则往p节点的右边遍历p = pr;// 5.如果传入的hash值和key值等于p节点的hash值和key值,则p节点为目标节点,返回p节点else if ((pk = p.key) == k || (k != null && k.equals(pk)))return p;else if (pl == null) // 6.p节点的左节点为空则将向右遍历p = pr;else if (pr == null) // 7.p节点的右节点为空则向左遍历p = pl;// 8.将p节点与k进行比较else if ((kc != null ||(kc = comparableClassFor(k)) != null) && // 8.1 kc不为空代表k实现了Comparable(dir = compareComparables(kc, k, pk)) != 0)// 8.2 k<pk则dir<0, k>pk则dir>0// 8.3 k<pk则向左遍历(p赋值为p的左节点), 否则向右遍历p = (dir < 0) ? pl : pr;// 9.代码走到此处, 代表key所属类没有实现Comparable, 直接指定向p的右边遍历else if ((q = pr.find(h, k, kc)) != null)return q;// 10.代码走到此处代表“pr.find(h, k, kc)”为空, 因此直接向左遍历elsep = pl;} while (p != null);return null;}
8.将 p 节点与 k 进行比较。如果传入的 key（即代码中的参数 k）所属的类实现了 Comparable 接口（kc 不为空，comparableClassFor 方法见代码块3详解），则将 k 跟 p 节点的 key 进行比较（kc 实现了 Comparable 接口，因此通过 kc 的比较方法进行比较），并将比较结果赋值给 dir，如果 dir<0 则代表 k<pk，则向 p 节点的左边遍历（pl）；否则，向 p 节点的右边遍历（pr）。
代码块3：comparableClassFor
static Class<?> comparableClassFor(Object x) {// 1.判断x是否实现了Comparable接口if (x instanceof Comparable) {Class<?> c; Type[] ts, as; Type t; ParameterizedType p;// 2.校验x是否为String类型if ((c = x.getClass()) == String.class) // bypass checksreturn c;if ((ts = c.getGenericInterfaces()) != null) {// 3.遍历x实现的所有接口for (int i = 0; i < ts.length; ++i) {// 4.如果x实现了Comparable接口，则返回x的Classif (((t = ts[i]) instanceof ParameterizedType) &&((p = (ParameterizedType)t).getRawType() ==Comparable.class) &&(as = p.getActualTypeArguments()) != null &&as.length == 1 && as[0] == c) // type arg is creturn c;}}}return null;}
put 方法
public V put(K key, V value) {return putVal(hash(key), key, value, false, true);}final V putVal(int hash, K key, V value, boolean onlyIfAbsent,boolean evict) {Node<K,V>[] tab; Node<K,V> p; int n, i;// 1.校验table是否为空或者length等于0，如果是则调用resize方法进行初始化if ((tab = table) == null || (n = tab.length) == 0)n = (tab = resize()).length;// 2.通过hash值计算索引位置，将该索引位置的头节点赋值给p，如果p为空则直接在该索引位置新增一个节点即可if ((p = tab[i = (n - 1) & hash]) == null)tab[i] = newNode(hash, key, value, null);else {// table表该索引位置不为空，则进行查找Node<K,V> e; K k;// 3.判断p节点的key和hash值是否跟传入的相等，如果相等, 则p节点即为要查找的目标节点，将p节点赋值给e节点if (p.hash == hash &&((k = p.key) == key || (key != null && key.equals(k))))e = p;// 4.判断p节点是否为TreeNode, 如果是则调用红黑树的putTreeVal方法查找目标节点else if (p instanceof TreeNode)e = ((TreeNode<K,V>)p).putTreeVal(this, tab, hash, key, value);else {// 5.走到这代表p节点为普通链表节点，则调用普通的链表方法进行查找，使用binCount统计链表的节点数for (int binCount = 0; ; ++binCount) {// 6.如果p的next节点为空时，则代表找不到目标节点，则新增一个节点并插入链表尾部if ((e = p.next) == null) {p.next = newNode(hash, key, value, null);// 7.校验节点数是否超过8个，如果超过则调用treeifyBin方法将链表节点转为红黑树节点，// 减一是因为循环是从p节点的下一个节点开始的if (binCount >= TREEIFY_THRESHOLD - 1)treeifyBin(tab, hash);break;}// 8.如果e节点存在hash值和key值都与传入的相同，则e节点即为目标节点，跳出循环if (e.hash == hash &&((k = e.key) == key || (key != null && key.equals(k))))break;p = e; // 将p指向下一个节点}}// 9.如果e节点不为空，则代表目标节点存在，使用传入的value覆盖该节点的value，并返回oldValueif (e != null) {V oldValue = e.value;if (!onlyIfAbsent || oldValue == null)e.value = value;afterNodeAccess(e); // 用于LinkedHashMapreturn oldValue;}}++modCount;// 10.如果插入节点后节点数超过阈值，则调用resize方法进行扩容if (++size > threshold)resize();afterNodeInsertion(evict); // 用于LinkedHashMapreturn null;}
1.校验 table 是否为空或者 length 等于0，如果是则调用 resize 方法进行初始化，见resize方法详解。
4.如果 p 节点不是目标节点，则判断 p 节点是否为 TreeNode，如果是则调用红黑树的 putTreeVal 方法查找目标节点，见代码块4详解。
7.校验节点数是否超过 8 个，如果超过则调用 treeifyBin方法 将链表节点转为红黑树节点，见代码块6详解。
代码块4：putTreeVal
/*** 红黑树的put操作，红黑树插入会同时维护原来的链表属性, 即原来的next属性*/final TreeNode<K,V> putTreeVal(HashMap<K,V> map, Node<K,V>[] tab,int h, K k, V v) {Class<?> kc = null;boolean searched = false;// 1.查找根节点, 索引位置的头节点并不一定为红黑树的根节点TreeNode<K,V> root = (parent != null) ? root() : this;// 2.将根节点赋值给p节点，开始进行查找for (TreeNode<K,V> p = root;;) {int dir, ph; K pk;// 3.如果传入的hash值小于p节点的hash值，将dir赋值为-1，代表向p的左边查找树if ((ph = p.hash) > h)dir = -1;// 4.如果传入的hash值大于p节点的hash值， 将dir赋值为1，代表向p的右边查找树else if (ph < h)dir = 1;// 5.如果传入的hash值和key值等于p节点的hash值和key值, 则p节点即为目标节点, 返回p节点else if ((pk = p.key) == k || (k != null && k.equals(pk)))return p;// 6.如果k所属的类没有实现Comparable接口 或者 k和p节点的key相等else if ((kc == null &&(kc = comparableClassFor(k)) == null) ||(dir = compareComparables(kc, k, pk)) == 0) {// 6.1 第一次符合条件, 从p节点的左节点和右节点分别调用find方法进行查找, 如果查找到目标节点则返回if (!searched) {TreeNode<K,V> q, ch;searched = true;if (((ch = p.left) != null &&(q = ch.find(h, k, kc)) != null) ||((ch = p.right) != null &&(q = ch.find(h, k, kc)) != null))return q;}// 6.2 否则使用定义的一套规则来比较k和p节点的key的大小, 用来决定向左还是向右查找dir = tieBreakOrder(k, pk); // dir<0则代表k<pk，则向p左边查找；反之亦然}TreeNode<K,V> xp = p; // xp赋值为x的父节点,中间变量,用于下面给x的父节点赋值// 7.dir<=0则向p左边查找,否则向p右边查找,如果为null,则代表该位置即为x的目标位置if ((p = (dir <= 0) ? p.left : p.right) == null) {// 走进来代表已经找到x的位置，只需将x放到该位置即可Node<K,V> xpn = xp.next; // xp的next节点// 8.创建新的节点, 其中x的next节点为xpn, 即将x节点插入xp与xpn之间TreeNode<K,V> x = map.newTreeNode(h, k, v, xpn);// 9.调整x、xp、xpn之间的属性关系if (dir <= 0) // 如果时dir <= 0, 则代表x节点为xp的左节点xp.left = x;else // 如果时dir> 0, 则代表x节点为xp的右节点xp.right = x;xp.next = x; // 将xp的next节点设置为xx.parent = x.prev = xp; // 将x的parent和prev节点设置为xp// 如果xpn不为空,则将xpn的prev节点设置为x节点,与上文的x节点的next节点对应if (xpn != null)((TreeNode<K,V>)xpn).prev = x;// 10.进行红黑树的插入平衡调整moveRootToFront(tab, balanceInsertion(root, x));return null;}}}
6.1 第一次符合条件，从 p 节点的左节点和右节点分别调用 find 方法（见代码块2详解）进行查找，如果查找到目标节点则返回
6.2 否则使用定义的一套规则来比较 k 和 p 节点的 key 的大小，用来决定向左还是向右查找，见代码块5详解。
10.进行红黑树的插入平衡调整，见文末的解释2。
代码块5：tieBreakOrder
// 用于不可比较或者hashCode相同时进行比较的方法, 只是一个一致的插入规则，用来维护重定位的等价性。static int tieBreakOrder(Object a, Object b) {int d;if (a == null || b == null ||(d = a.getClass().getName().compareTo(b.getClass().getName())) == 0)d = (System.identityHashCode(a) <= System.identityHashCode(b) ?-1 : 1);return d;}
定义一套规则用于极端情况下比较两个参数的大小。
代码块6：treeifyBin
/*** 将链表节点转为红黑树节点*/final void treeifyBin(Node<K,V>[] tab, int hash) {int n, index; Node<K,V> e;// 1.如果table为空或者table的长度小于64, 调用resize方法进行扩容if (tab == null || (n = tab.length) < MIN_TREEIFY_CAPACITY)resize();// 2.根据hash值计算索引值，将该索引位置的节点赋值给e，从e开始遍历该索引位置的链表else if ((e = tab[index = (n - 1) & hash]) != null) {TreeNode<K,V> hd = null, tl = null;do {// 3.将链表节点转红黑树节点TreeNode<K,V> p = replacementTreeNode(e, null);// 4.如果是第一次遍历，将头节点赋值给hdif (tl == null) // tl为空代表为第一次循环hd = p;else {// 5.如果不是第一次遍历，则处理当前节点的prev属性和上一个节点的next属性p.prev = tl; // 当前节点的prev属性设为上一个节点tl.next = p; // 上一个节点的next属性设置为当前节点}// 6.将p节点赋值给tl，用于在下一次循环中作为上一个节点进行一些链表的关联操作（p.prev = tl 和 tl.next = p）tl = p;} while ((e = e.next) != null);// 7.将table该索引位置赋值为新转的TreeNode的头节点，如果该节点不为空，则以以头节点(hd)为根节点, 构建红黑树if ((tab[index] = hd) != null)hd.treeify(tab);}}
7.将 table 该索引位置赋值为新转的 TreeNode 的头节点 hd，如果该节点不为空，则以 hd 为根节点，构建红黑树，见代码块7详解。
代码块7：treeify
/*** 构建红黑树*/final void treeify(Node<K,V>[] tab) {TreeNode<K,V> root = null;// 1.将调用此方法的节点赋值给x，以x作为起点，开始进行遍历for (TreeNode<K,V> x = this, next; x != null; x = next) {next = (TreeNode<K,V>)x.next; // next赋值为x的下个节点x.left = x.right = null; // 将x的左右节点设置为空// 2.如果还没有根节点, 则将x设置为根节点if (root == null) {x.parent = null; // 根节点没有父节点x.red = false; // 根节点必须为黑色root = x; // 将x设置为根节点}else {K k = x.key; // k赋值为x的keyint h = x.hash; // h赋值为x的hash值Class<?> kc = null;// 3.如果当前节点x不是根节点, 则从根节点开始查找属于该节点的位置for (TreeNode<K,V> p = root;;) {int dir, ph;K pk = p.key;// 4.如果x节点的hash值小于p节点的hash值，则将dir赋值为-1, 代表向p的左边查找if ((ph = p.hash) > h)dir = -1;// 5.如果x节点的hash值大于p节点的hash值，则将dir赋值为1, 代表向p的右边查找else if (ph < h)dir = 1;// 6.走到这代表x的hash值和p的hash值相等，则比较key值else if ((kc == null && // 6.1 如果k没有实现Comparable接口 或者 x节点的key和p节点的key相等(kc = comparableClassFor(k)) == null) ||(dir = compareComparables(kc, k, pk)) == 0)// 6.2 使用定义的一套规则来比较x节点和p节点的大小，用来决定向左还是向右查找dir = tieBreakOrder(k, pk);TreeNode<K,V> xp = p; // xp赋值为x的父节点,中间变量用于下面给x的父节点赋值// 7.dir<=0则向p左边查找,否则向p右边查找,如果为null,则代表该位置即为x的目标位置if ((p = (dir <= 0) ? p.left : p.right) == null) {// 8.x和xp节点的属性设置x.parent = xp; // x的父节点即为最后一次遍历的p节点if (dir <= 0) // 如果时dir <= 0, 则代表x节点为父节点的左节点xp.left = x;else // 如果时dir > 0, 则代表x节点为父节点的右节点xp.right = x;// 9.进行红黑树的插入平衡(通过左旋、右旋和改变节点颜色来保证当前树符合红黑树的要求)root = balanceInsertion(root, x);break;}}}}// 10.如果root节点不在table索引位置的头节点, 则将其调整为头节点moveRootToFront(tab, root);}
3.如果当前节点 x 不是根节点, 则从根节点开始查找属于该节点的位置，该段代码跟代码块2和代码块4的查找代码类似。
8.如果 root 节点不在 table 索引位置的头节点, 则将其调整为头节点，见代码块8详解。
代码块8：moveRootToFront
/*** 将root放到头节点的位置* 如果当前索引位置的头节点不是root节点, 则将root的上一个节点和下一个节点进行关联,* 将root放到头节点的位置, 原头节点放在root的next节点上*/static <K,V> void moveRootToFront(Node<K,V>[] tab, TreeNode<K,V> root) {int n;// 1.校验root是否为空、table是否为空、table的length是否大于0if (root != null && tab != null && (n = tab.length) > 0) {// 2.计算root节点的索引位置int index = (n - 1) & root.hash;TreeNode<K,V> first = (TreeNode<K,V>)tab[index];// 3.如果该索引位置的头节点不是root节点，则该索引位置的头节点替换为root节点if (root != first) {Node<K,V> rn;// 3.1 将该索引位置的头节点赋值为root节点tab[index] = root;TreeNode<K,V> rp = root.prev; // root节点的上一个节点// 3.2 和 3.3 两个操作是移除root节点的过程// 3.2 如果root节点的next节点不为空，则将root节点的next节点的prev属性设置为root节点的prev节点if ((rn = root.next) != null)((TreeNode<K,V>)rn).prev = rp;// 3.3 如果root节点的prev节点不为空，则将root节点的prev节点的next属性设置为root节点的next节点if (rp != null)rp.next = rn;// 3.4 和 3.5 两个操作将first节点接到root节点后面// 3.4 如果原头节点不为空, 则将原头节点的prev属性设置为root节点if (first != null)first.prev = root;// 3.5 将root节点的next属性设置为原头节点root.next = first;// 3.6 root此时已经被放到该位置的头节点位置，因此将prev属性设为空root.prev = null;}// 4.检查树是否正常assert checkInvariants(root);}}
4.检查树是否正常，见代码块9详解。
代码块9：checkInvariants
/*** Recursive invariant check*/static <K,V> boolean checkInvariants(TreeNode<K,V> t) { // 一些基本的校验TreeNode<K,V> tp = t.parent, tl = t.left, tr = t.right,tb = t.prev, tn = (TreeNode<K,V>)t.next;if (tb != null && tb.next != t)return false;if (tn != null && tn.prev != t)return false;if (tp != null && t != tp.left && t != tp.right)return false;if (tl != null && (tl.parent != t || tl.hash > t.hash))return false;if (tr != null && (tr.parent != t || tr.hash < t.hash))return false;if (t.red && tl != null && tl.red && tr != null && tr.red) // 如果当前节点为红色, 则该节点的左右节点都不能为红色return false;if (tl != null && !checkInvariants(tl))return false;if (tr != null && !checkInvariants(tr))return false;return true;}
将传入的节点作为根节点，遍历所有节点，校验节点的合法性，主要是保证该树符合红黑树的规则。
resize 方法
final Node<K,V>[] resize() {Node<K,V>[] oldTab = table;int oldCap = (oldTab == null) ? 0 : oldTab.length;int oldThr = threshold;int newCap, newThr = 0;// 1.老表的容量不为0，即老表不为空if (oldCap > 0) {// 1.1 判断老表的容量是否超过最大容量值：如果超过则将阈值设置为Integer.MAX_VALUE，并直接返回老表,// 此时oldCap * 2比Integer.MAX_VALUE大，因此无法进行重新分布，只是单纯的将阈值扩容到最大if (oldCap >= MAXIMUM_CAPACITY) {threshold = Integer.MAX_VALUE;return oldTab;}// 1.2 将newCap赋值为oldCap的2倍，如果newCap<最大容量并且oldCap>=16, 则将新阈值设置为原来的两倍else if ((newCap = oldCap << 1) < MAXIMUM_CAPACITY &&oldCap >= DEFAULT_INITIAL_CAPACITY)newThr = oldThr << 1; // double threshold}// 2.如果老表的容量为0, 老表的阈值大于0, 是因为初始容量被放入阈值，则将新表的容量设置为老表的阈值else if (oldThr > 0)newCap = oldThr;else {// 3.老表的容量为0, 老表的阈值为0，这种情况是没有传初始容量的new方法创建的空表，将阈值和容量设置为默认值newCap = DEFAULT_INITIAL_CAPACITY;newThr = (int)(DEFAULT_LOAD_FACTOR * DEFAULT_INITIAL_CAPACITY);}// 4.如果新表的阈值为空, 则通过新的容量*负载因子获得阈值if (newThr == 0) {float ft = (float)newCap * loadFactor;newThr = (newCap < MAXIMUM_CAPACITY && ft < (float)MAXIMUM_CAPACITY ?(int)ft : Integer.MAX_VALUE);}// 5.将当前阈值设置为刚计算出来的新的阈值，定义新表，容量为刚计算出来的新容量，将table设置为新定义的表。threshold = newThr;({"rawtypes","unchecked"})Node<K,V>[] newTab = (Node<K,V>[])new Node[newCap];table = newTab;// 6.如果老表不为空，则需遍历所有节点，将节点赋值给新表if (oldTab != null) {for (int j = 0; j < oldCap; ++j) {Node<K,V> e;if ((e = oldTab[j]) != null) { // 将索引值为j的老表头节点赋值给eoldTab[j] = null; // 将老表的节点设置为空, 以便垃圾收集器回收空间// 7.如果e.next为空, 则代表老表的该位置只有1个节点，计算新表的索引位置, 直接将该节点放在该位置if (e.next == null)newTab[e.hash & (newCap - 1)] = e;// 8.如果是红黑树节点，则进行红黑树的重hash分布(跟链表的hash分布基本相同)else if (e instanceof TreeNode)((TreeNode<K,V>)e).split(this, newTab, j, oldCap);else { // preserve order// 9.如果是普通的链表节点，则进行普通的重hash分布Node<K,V> loHead = null, loTail = null; // 存储索引位置为:“原索引位置”的节点Node<K,V> hiHead = null, hiTail = null; // 存储索引位置为:“原索引位置+oldCap”的节点Node<K,V> next;do {next = e.next;// 9.1 如果e的hash值与老表的容量进行与运算为0,则扩容后的索引位置跟老表的索引位置一样if ((e.hash & oldCap) == 0) {if (loTail == null) // 如果loTail为空, 代表该节点为第一个节点loHead = e; // 则将loHead赋值为第一个节点elseloTail.next = e; // 否则将节点添加在loTail后面loTail = e; // 并将loTail赋值为新增的节点}// 9.2 如果e的hash值与老表的容量进行与运算为1,则扩容后的索引位置为:老表的索引位置＋oldCapelse {if (hiTail == null) // 如果hiTail为空, 代表该节点为第一个节点hiHead = e; // 则将hiHead赋值为第一个节点elsehiTail.next = e; // 否则将节点添加在hiTail后面hiTail = e; // 并将hiTail赋值为新增的节点}} while ((e = next) != null);// 10.如果loTail不为空（说明老表的数据有分布到新表上“原索引位置”的节点），则将最后一个节点// 的next设为空，并将新表上索引位置为“原索引位置”的节点设置为对应的头节点if (loTail != null) {loTail.next = null;newTab[j] = loHead;}// 11.如果hiTail不为空（说明老表的数据有分布到新表上“原索引+oldCap位置”的节点），则将最后// 一个节点的next设为空，并将新表上索引位置为“原索引+oldCap”的节点设置为对应的头节点if (hiTail != null) {hiTail.next = null;newTab[j + oldCap] = hiHead;}}}}}// 12.返回新表return newTab;}
2.老表的容量为 0，并且老表的阈值大于 0：这种情况是新建 HashMap 时传了初始容量，例如：new HashMap<>(32)，使用这种方式新建 HashMap 时，由于 HashMap 没有 capacity 属性，所以此时的 capacity 会被暂存在 threshold 属性。因此此时的 threshold 的值就是我们要新创建的 HashMap 的 capacity，所以将新表的容量设置为 threshold。
4.如果新表的阈值为空，则通过新的容量 * 负载因子获得阈值（这种情况是初始化的时候传了初始容量，跟第2点相同情况，或者初始容量设置的太小导致老表的容量没有超过 16 导致的）。
8.如果是红黑树节点，则进行红黑树的重 hash 分布，见代码块10详解。
9.1 如果 e 的 hash 值与老表的容量进行位与运算为 0，则说明 e 节点扩容后的索引位置跟老表的索引位置一样（见例子1详解），进行链表拼接操作：如果 loTail 为空，代表该节点为第一个节点，则将 loHead 赋值为该节点；否则将节点添加在 loTail 后面，并将 loTail 赋值为新增的节点。
9.2 如果 e 的 hash 值与老表的容量进行位与运算为 1，则说明 e 节点扩容后的索引位置为：老表的索引位置＋oldCap（见例子1详解），进行链表拼接操作：如果 hiTail 为空，代表该节点为第一个节点，则将 hiHead 赋值为该节点；否则将节点添加在 hiTail 后面，并将 hiTail 赋值为新增的节点。
代码块10：split
/*** 扩容后，红黑树的hash分布，只可能存在于两个位置：原索引位置、原索引位置+oldCap*/final void split(HashMap<K,V> map, Node<K,V>[] tab, int index, int bit) {TreeNode<K,V> b = this; // 拿到调用此方法的节点TreeNode<K,V> loHead = null, loTail = null; // 存储索引位置为:“原索引位置”的节点TreeNode<K,V> hiHead = null, hiTail = null; // 存储索引位置为:“原索引+oldCap”的节点int lc = 0, hc = 0;// 1.以调用此方法的节点开始，遍历整个红黑树节点for (TreeNode<K,V> e = b, next; e != null; e = next) { // 从b节点开始遍历next = (TreeNode<K,V>)e.next; // next赋值为e的下个节点e.next = null; // 同时将老表的节点设置为空，以便垃圾收集器回收// 2.如果e的hash值与老表的容量进行与运算为0,则扩容后的索引位置跟老表的索引位置一样if ((e.hash & bit) == 0) {if ((e.prev = loTail) == null) // 如果loTail为空, 代表该节点为第一个节点loHead = e; // 则将loHead赋值为第一个节点elseloTail.next = e; // 否则将节点添加在loTail后面loTail = e; // 并将loTail赋值为新增的节点++lc; // 统计原索引位置的节点个数}// 3.如果e的hash值与老表的容量进行与运算为1,则扩容后的索引位置为:老表的索引位置＋oldCapelse {if ((e.prev = hiTail) == null) // 如果hiHead为空, 代表该节点为第一个节点hiHead = e; // 则将hiHead赋值为第一个节点elsehiTail.next = e; // 否则将节点添加在hiTail后面hiTail = e; // 并将hiTail赋值为新增的节点++hc; // 统计索引位置为原索引+oldCap的节点个数}}// 4.如果原索引位置的节点不为空if (loHead != null) { // 原索引位置的节点不为空// 4.1 如果节点个数<=6个则将红黑树转为链表结构if (lc <= UNTREEIFY_THRESHOLD)tab[index] = loHead.untreeify(map);else {// 4.2 将原索引位置的节点设置为对应的头节点tab[index] = loHead;// 4.3 如果hiHead不为空，则代表原来的红黑树(老表的红黑树由于节点被分到两个位置)// 已经被改变, 需要重新构建新的红黑树if (hiHead != null)// 4.4 以loHead为根节点, 构建新的红黑树loHead.treeify(tab);}}// 5.如果索引位置为原索引+oldCap的节点不为空if (hiHead != null) { // 索引位置为原索引+oldCap的节点不为空// 5.1 如果节点个数<=6个则将红黑树转为链表结构if (hc <= UNTREEIFY_THRESHOLD)tab[index + bit] = hiHead.untreeify(map);else {// 5.2 将索引位置为原索引+oldCap的节点设置为对应的头节点tab[index + bit] = hiHead;// 5.3 loHead不为空则代表原来的红黑树(老表的红黑树由于节点被分到两个位置)// 已经被改变, 需要重新构建新的红黑树if (loHead != null)// 5.4 以hiHead为根节点, 构建新的红黑树hiHead.treeify(tab);}}}
2.如果 e 的 hash 值与老表的容量进行位与运算为 0，则说明 e 节点扩容后的索引位置跟老表的索引位置一样（见例子1详解），进行链表拼接操作：如果 loTail 为空，代表该节点为第一个节点，则将 loHead 赋值为该节点；否则将节点添加在 loTail 后面，并将 loTail 赋值为新增的节点，并统计原索引位置的节点个数。
3.如果 e 的 hash 值与老表的容量进行位与运算为 1，则说明 e 节点扩容后的索引位置为：老表的索引位置＋oldCap（见例子1详解），进行链表拼接操作：如果 hiTail 为空，代表该节点为第一个节点，则将 hiHead 赋值为该节点；否则将节点添加在 hiTail 后面，并将 hiTail 赋值为新增的节点，并统计索引位置为原索引 + oldCap 的节点个数。
4.1 如果节点个数 <= 6 个则将红黑树转为链表结构，见代码块11详解。
4.4 以 loHead 为根节点，构建新的红黑树，见代码块7详解。
代码块11：untreeify
/*** 将红黑树节点转为链表节点, 当节点<=6个时会被触发*/final Node<K,V> untreeify(HashMap<K,V> map) {Node<K,V> hd = null, tl = null; // hd指向头节点, tl指向尾节点// 1.从调用该方法的节点, 即链表的头节点开始遍历, 将所有节点全转为链表节点for (Node<K,V> q = this; q != null; q = q.next) {// 2.调用replacementNode方法构建链表节点Node<K,V> p = map.replacementNode(q, null);// 3.如果tl为null, 则代表当前节点为第一个节点, 将hd赋值为该节点if (tl == null)hd = p;// 4.否则, 将尾节点的next属性设置为当前节点pelsetl.next = p;tl = p; // 5.每次都将tl节点指向当前节点, 即尾节点}// 6.返回转换后的链表的头节点return hd;}
例子1：扩容后，节点重 hash 为什么只可能分布在 “原索引位置” 与 “原索引 + oldCap 位置” ？
扩容代码中，使用 e 节点的 hash 值跟 oldCap 进行位与运算，以此决定将节点分布到 “原索引位置” 或者 “原索引 + oldCap 位置” 上，这是为什么了？
假设老表的容量为 16，即 oldCap = 16，则新表容量为 16 * 2 = 32，假设节点 1 的 hash 值为：0000 0000 0000 0000 0000 1111 0000 1010，节点 2 的 hash 值为：0000 0000 0000 0000 0000 1111 0001 1010，则节点 1 和节点 2 在老表的索引位置计算如下图计算1，由于老表的长度限制，节点 1 和节点 2 的索引位置只取决于节点 hash 值的最后 4 位。
再看计算2，计算2为新表的索引计算，可以知道如果两个节点在老表的索引位置相同，则新表的索引位置只取决于节点hash值倒数第5位的值，而此位置的值刚好为老表的容量值 16，此时节点在新表的索引位置只有两种情况：“原索引位置” 和 “原索引 + oldCap位置”，在此例中即为 10 和 10 + 16 = 26。
由于结果只取决于节点 hash 值的倒数第 5 位，而此位置的值刚好为老表的容量值 16，因此此时新表的索引位置的计算可以替换为计算3，直接使用节点的 hash 值与老表的容量 16 进行位于运算，如果结果为 0 则该节点在新表的索引位置为原索引位置，否则该节点在新表的索引位置为 “原索引 + oldCap 位置”。
remove 方法
/*** 移除某个节点*/public V remove(Object key) {Node<K,V> e;return (e = removeNode(hash(key), key, null, false, true)) == null ?null : e.value;}final Node<K,V> removeNode(int hash, Object key, Object value,boolean matchValue, boolean movable) {Node<K,V>[] tab; Node<K,V> p; int n, index;// 1.如果table不为空并且根据hash值计算出来的索引位置不为空, 将该位置的节点赋值给pif ((tab = table) != null && (n = tab.length) > 0 &&(p = tab[index = (n - 1) & hash]) != null) {Node<K,V> node = null, e; K k; V v;// 2.如果p的hash值和key都与入参的相同, 则p即为目标节点, 赋值给nodeif (p.hash == hash &&((k = p.key) == key || (key != null && key.equals(k))))node = p;else if ((e = p.next) != null) {// 3.否则将p.next赋值给e，向下遍历节点// 3.1 如果p是TreeNode则调用红黑树的方法查找节点if (p instanceof TreeNode)node = ((TreeNode<K,V>)p).getTreeNode(hash, key);else {// 3.2 否则，进行普通链表节点的查找do {// 当节点的hash值和key与传入的相同,则该节点即为目标节点if (e.hash == hash &&((k = e.key) == key ||(key != null && key.equals(k)))) {node = e; // 赋值给node, 并跳出循环break;}p = e; // p节点赋值为本次结束的e，在下一次循环中，e为p的next节点} while ((e = e.next) != null); // e指向下一个节点}}// 4.如果node不为空(即根据传入key和hash值查找到目标节点)，则进行移除操作if (node != null && (!matchValue || (v = node.value) == value ||(value != null && value.equals(v)))) {// 4.1 如果是TreeNode则调用红黑树的移除方法if (node instanceof TreeNode)((TreeNode<K,V>)node).removeTreeNode(this, tab, movable);// 4.2 如果node是该索引位置的头节点则直接将该索引位置的值赋值为node的next节点，// “node == p”只会出现在node是头节点的时候，如果node不是头节点，则node为p的next节点else if (node == p)tab[index] = node.next;// 4.3 否则将node的上一个节点的next属性设置为node的next节点,// 即将node节点移除, 将node的上下节点进行关联(链表的移除)elsep.next = node.next;++modCount;--size;afterNodeRemoval(node); // 供LinkedHashMap使用// 5.返回被移除的节点return node;}}return null;}
3.1 如果 p 是 TreeNode 则调用红黑树的方法查找节点，见代码块1详解。
4.1 如果是 TreeNode 则调用红黑树的移除方法，见代码块12详解。
代码块12：removeTreeNode
这块代码比较长，目的就是移除调用此方法的节点，也就是该方法中的 this 节点。移除包括链表的处理和红黑树的处理。可以结合下文的图解理解。
/*** 红黑树的节点移除*/final void removeTreeNode(HashMap<K,V> map, Node<K,V>[] tab,boolean movable) {// --- 链表的处理start ---int n;// 1.table为空或者length为0直接返回if (tab == null || (n = tab.length) == 0)return;// 2.根据hash计算出索引的位置int index = (n - 1) & hash;// 3.将索引位置的头节点赋值给first和rootTreeNode<K,V> first = (TreeNode<K,V>)tab[index], root = first, rl;// 4.该方法被将要被移除的node(TreeNode)调用, 因此此方法的this为要被移除node节点,// 将node的next节点赋值给succ节点，prev节点赋值给pred节点TreeNode<K,V> succ = (TreeNode<K,V>)next, pred = prev;// 5.如果pred节点为空，则代表要被移除的node节点为头节点，// 则将table索引位置的值和first节点的值赋值为succ节点(node的next节点)即可if (pred == null)tab[index] = first = succ;else// 6.否则将pred节点的next属性设置为succ节点(node的next节点)pred.next = succ;// 7.如果succ节点不为空，则将succ的prev节点设置为pred, 与前面对应if (succ != null)succ.prev = pred;// 8.如果进行到此first节点为空，则代表该索引位置已经没有节点则直接返回if (first == null)return;// 9.如果root的父节点不为空, 则将root赋值为根节点if (root.parent != null)root = root.root();// 10.通过root节点来判断此红黑树是否太小, 如果是则调用untreeify方法转为链表节点并返回// (转链表后就无需再进行下面的红黑树处理)if (root == null || root.right == null ||(rl = root.left) == null || rl.left == null) {tab[index] = first.untreeify(map); // too smallreturn;}// --- 链表的处理end ---// --- 以下代码为红黑树的处理 ---// 11.将p赋值为要被移除的node节点，pl赋值为p的左节点，pr赋值为p 的右节点TreeNode<K,V> p = this, pl = left, pr = right, replacement;// 12.如果p的左节点和右节点都不为空时if (pl != null && pr != null) {// 12.1 将s节点赋值为p的右节点TreeNode<K,V> s = pr, sl;// 12.2 向左一直查找，跳出循环时,s为没有左节点的节点while ((sl = s.left) != null)s = sl;// 12.3 交换p节点和s节点的颜色boolean c = s.red; s.red = p.red; p.red = c;TreeNode<K,V> sr = s.right; // s的右节点TreeNode<K,V> pp = p.parent; // p的父节点// --- 第一次调整和第二次调整：将p节点和s节点进行了位置调换 ---// 12.4 第一次调整// 如果p节点的右节点即为s节点，则将p的父节点赋值为s，将s的右节点赋值为pif (s == pr) {p.parent = s;s.right = p;}else {// 将sp赋值为s的父节点TreeNode<K,V> sp = s.parent;// 将p的父节点赋值为spif ((p.parent = sp) != null) {// 如果s节点为sp的左节点，则将sp的左节点赋值为p节点if (s == sp.left)sp.left = p;// 否则s节点为sp的右节点，则将sp的右节点赋值为p节点elsesp.right = p;}// s的右节点赋值为p节点的右节点if ((s.right = pr) != null)// 如果pr不为空，则将pr的父节点赋值为spr.parent = s;}// 12.5 第二次调整// 将p的左节点赋值为空，pl已经保存了该节点p.left = null;// 将p节点的右节点赋值为sr，如果sr不为空，则将sr的父节点赋值为p节点if ((p.right = sr) != null)sr.parent = p;// 将s节点的左节点赋值为pl，如果pl不为空，则将pl的父节点赋值为s节点if ((s.left = pl) != null)pl.parent = s;// 将s的父节点赋值为p的父节点pp// 如果pp为空，则p节点为root节点, 交换后s成为新的root节点if ((s.parent = pp) == null)root = s;// 如果p不为root节点, 并且p是pp的左节点，则将pp的左节点赋值为s节点else if (p == pp.left)pp.left = s;// 如果p不为root节点, 并且p是pp的右节点，则将pp的右节点赋值为s节点elsepp.right = s;// 12.6 寻找replacement节点，用来替换掉p节点// 12.6.1 如果sr不为空，则replacement节点为sr，因为s没有左节点，所以使用s的右节点来替换p的位置if (sr != null)replacement = sr;// 12.6.1 如果sr为空，则s为叶子节点，replacement为p本身，只需要将p节点直接去除即可elsereplacement = p;}// 13.承接12点的判断，如果p的左节点不为空，右节点为空，replacement节点为p的左节点else if (pl != null)replacement = pl;// 14.如果p的右节点不为空,左节点为空，replacement节点为p的右节点else if (pr != null)replacement = pr;// 15.如果p的左右节点都为空, 即p为叶子节点, replacement节点为p节点本身elsereplacement = p;// 16.第三次调整：使用replacement节点替换掉p节点的位置，将p节点移除if (replacement != p) { // 如果p节点不是叶子节点// 16.1 将p节点的父节点赋值给replacement节点的父节点, 同时赋值给pp节点TreeNode<K,V> pp = replacement.parent = p.parent;// 16.2 如果p没有父节点, 即p为root节点，则将root节点赋值为replacement节点即可if (pp == null)root = replacement;// 16.3 如果p不是root节点, 并且p为pp的左节点，则将pp的左节点赋值为替换节点replacementelse if (p == pp.left)pp.left = replacement;// 16.4 如果p不是root节点, 并且p为pp的右节点，则将pp的右节点赋值为替换节点replacementelsepp.right = replacement;// 16.5 p节点的位置已经被完整的替换为replacement, 将p节点清空, 以便垃圾收集器回收p.left = p.right = p.parent = null;}// 17.如果p节点不为红色则进行红黑树删除平衡调整// (如果删除的节点是红色则不会破坏红黑树的平衡无需调整)TreeNode<K,V> r = p.red ? root : balanceDeletion(root, replacement);// 18.如果p节点为叶子节点, 则简单的将p节点去除即可if (replacement == p) {TreeNode<K,V> pp = p.parent;// 18.1 将p的parent属性设置为空p.parent = null;if (pp != null) {// 18.2 如果p节点为父节点的左节点，则将父节点的左节点赋值为空if (p == pp.left)pp.left = null;// 18.3 如果p节点为父节点的右节点， 则将父节点的右节点赋值为空else if (p == pp.right)pp.right = null;}}if (movable)// 19.将root节点移到索引位置的头节点moveRootToFront(tab, r);}
7.如果 succ 节点不为空，则将 succ 的 prev 节点设置为 pred，与前面对应（TreeNode 链表的移除，见开头第8点）。
12.6 寻找 replacement，用来替换掉 p 节点。为什么 sr 是 replacement 的首选，p 为备选？见解释1。
PS：代码中的第一次调整和第二次调整是将 p 节点和 s 节点进行了位置调换，然后找出要替换掉 p 节点的 replacement；第三次调整是将 replacement 节点覆盖掉 p 节点；这部分的代码逻辑非常复杂，建议自己动手画图模拟。（下文图解1即为这三次调整的例子）
解释1：为什么 sr 是 replacement 的首选，p 为备选？
解析：首先我们看 sr 是什么？从代码中可以看到 sr 第一次被赋值时，是在 s 节点进行了向左穷遍历结束后，因此此时 s 节点是没有左节点的，sr 即为 s 节点的右节点。而从上面的第一次调整和第二次调整我们知道，p 节点已经跟 s 节点进行了位置调换，所以此时 sr 其实是 p 节点的右节点，并且 p 节点没有左节点，因此要移除 p 节点，只需要将 p 节点的右节点 sr 覆盖掉 p 节点即可，因此 sr 是 replacement 的首选，而如果 sr 为空，则代表 p 节点为叶子节点，此时将 p 节点直接移除即可。
图解1：removeTreeNode 图解
本图解忽略红黑树的颜色，请注意。
下面的图解是代码中的最复杂的情况，即流程最长的那个，p 节点不为根节点，p 节点有左右节点，s 节点不为 pr 节点，s 节点有右节点。
另外，第一次调整和第二次调整的是本人根据代码而设定的，将第一次调整和第二次调整合起来看会更容易理解，如下：
第一次调整 + 第二次调整：将 p 节点和 s 节点进行了位置调换，选出要替换掉 p 节点的 replacement
第三次调整：将 replacement 节点覆盖掉 p 节点
解释2：关于红黑树的平衡调整？
答：红黑树的操作涉及的操作比较复杂，三言两语无法说清。有兴趣的可以去单独学习，本文由于篇幅关系暂不详细介绍红黑树的具体操作，在这简单的介绍：红黑树是一种自平衡二叉树，拥有优秀的查询和插入/删除性能，广泛应用于关联数组。
对比 AVL 树，AVL 要求每个节点的左右子树的高度之差的绝对值（平衡因子）最多为 1，而红黑树通过适当的放低该条件（红黑树限制从根到叶子的最长的可能路径不多于最短的可能路径的两倍长，结果是这个树大致上是平衡的），以此来减少插入/删除时的平衡调整耗时，从而获取更好的性能，而这虽然会导致红黑树的查询会比 AVL 稍慢，但相比插入/删除时获取的时间，这个付出在大多数情况下显然是值得的。
在 HashMap 中的应用：HashMap 在进行插入和删除时有可能会触发红黑树的插入平衡调整（balanceInsertion 方法）或删除平衡调整（balanceDeletion 方法），调整的方式主要有以下手段：左旋转（rotateLeft 方法）、右旋转（rotateRight 方法）、改变节点颜色（x.red = false、x.red = true），进行调整的原因是为了维持红黑树的数据结构。
死循环问题
在 JDK 1.8 以前，Java 语言在并发情况下使用 HashMap 造成 Race Condition，从而导致死循环。程序经常占了 100% 的 CPU，查看堆栈，你会发现程序都 Hang 在了 “HashMap.get()” 这个方法上了，重启程序后问题消失。有人将这个问题当成一个 bug 提给了 Sun，但是 Sun 认为这并不是个 bug，因为HashMap 本来就不保证并发的线程安全性，在并发下，要用 ConcurrentHashMap 来代替。
那么，在JDK 1.8 的时候，这个问题解决了吗？
我们知道，JDK 1.8 以前，导致死循环的主要原因是扩容后，节点的顺序会反掉，如下图：扩容前节点 A 在节点 C 前面，而扩容后节点 C 在节点 A 前面。
JDK 1.8 扩容过程
JDK1.8 普通链表的扩容代码，如下图所示，在上文已经分析过了：主要是在一个 do/while 中处理同一个位置的所有节点。
举个例子
前提：我们假设有3个节点，节点 A，节点 B，节点 C，并且假设他们的 hash 值等于 key 值，则按上图扩容的过程模拟如下。
先看下老表和新表计算索引位置的过程：（hash 计算省略前面 28 位 0，只看最后 4 位）
具体扩容过程
结果：可以看出，扩容后，节点 A 和节点 C 的先后顺序跟扩容前是一样的。因此，即使此时有多个线程并发扩容，也不会出现死循环的情况。当然，这仍然改变不了 HashMap 仍是非并发安全，在并发下，还是要使用 ConcurrentHashMap 来代替。
HashMap 和 Hashtable 的区别
HashMap 允许 key 和 value 为 null，Hashtable 不允许。
HashMap 的默认初始容量为 16，Hashtable 为 11。
HashMap 的扩容为原来的 2 倍，Hashtable 的扩容为原来的 2 倍加 1。
HashMap 是非线程安全的，Hashtable是线程安全的。
HashMap 的 hash 值重新计算过，Hashtable 直接使用 hashCode。
HashMap 去掉了 Hashtable 中的 contains 方法。
HashMap 继承自 AbstractMap 类，Hashtable 继承自 Dictionary 类。
总结
HashMap 的底层数据结构是个 Node 数组（Node<K,V>[] table），在数组的某个索引位置上，如果存在多个节点，则这些节点是以红黑树或链表的形式存在。
查找、增加、更新和删除键值对时，定位到哈希桶数组的位置是很关键的一步，源码中是通过以下 3 个操作来完成这一操作：1）获取 key 的 hashCode 值；2）将 hashCode 与 hashCode 的高 16 位进行异或运算，得出新的 hash 值；3）将计算出来的 hash 值与 “table.length - 1” 进行“&”运算。
HashMap 的默认初始容量（capacity）是 16，并且 capacity 必须为 2 的幂次方，如果你传入的初始容量不符合条件，则会计算出一个最小的并且符合条件的 capacity，例如你传入的是 15，则 capacity 为 16；默认负载因子（load factor）是 0.75；实际能存放的节点个数（threshold，即触发扩容的阈值）= capacity * load factor。
HashMap 在触发扩容后，正常情况下阈值会变为原来的 2 倍，并且会对所有节点进行重 hash 分布，重 hash 分布后节点在新表的分布位置只可能有两个：“原索引 + oldCap位置”或“原索引位置”。例如 capacity 为 32，索引位置 3 的节点重 hash 分布后，只可能分布在新表的两个位置：“索引位置 3” 和 “索引位置35（3 + 32）”。
导致 HashMap 扩容后，同一个索引位置的节点重 hash 只会分布在两个位置的根本原因是：1）table 的长度始终为 2 的 n 次方；2）索引位置的计算方法为 “(table.length - 1) & hash”。HashMap 扩容是一个比较耗时的操作，定义 HashMap 时尽量给个合理的初始容量值。
HashMap 有 loadFactor 属性 和 threshold 属性 ，但是没有 capacity 属性。在新建一个 HashMap 对象时，如果传了初始容量值，该值会被暂存在 threshold 属性，并且 table 是在第一次执行 put 操作时才会进行初始化，初始化时会将 threshold 值作为新表的 capacity 值，然后用 capacity 和 loadFactor 计算新表的真正 threshold 值。
当同一个索引位置的节点在新增后达到 9 个，并且此时 table 的长度大于等于 64，则会触发链表节点（Node）转红黑树节点（TreeNode），转成红黑树节点后，其实链表的结构还存在，通过 next 属性来维持。链表节点转红黑树节点的具体方法为源码中的 treeifyBin 方法。而如果数组长度小于64，则不会触发链表转红黑树，而是会进行扩容。
当同一个索引位置的节点在移除后达到 6 个，并且该索引位置的节点为红黑树节点，则会触发红黑树节点转链表节点。红黑树节点转链表节点的具体方法为源码中的 untreeify 方法。
HashMap 在 JDK 1.8 之后不再有死循环的问题，JDK 1.8 之前存在死循环的根本原因是在扩容后同一索引位置的节点顺序会反掉。
HashMap 不是线程安全的，在需要保证线程安全或者并发的场景下可以使用 ConcurrentHashMap 来代替。
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