Java并发之AQS原理剖析 - AQS及其组件的核心原理 - 《Java 笔记》

前言
AbstractQueuedSynchronizer
Lock
其它组件
总结

Java AQS

前言

JDK1.5以前只有synchronized同步锁，并且效率非常低，因此大神Doug Lea自己写了一套并发框架，这套框架的核心就在于AbstractQueuedSynchronizer类（即AQS），性能非常高，所以被引入JDK包中，即JUC。那么AQS是怎么实现的呢？
这里对AQS及其相关组件进行分析，了解其原理，并领略大神的优美而又精简的代码。

`AbstractQueuedSynchronizer`

AQS是JUC下最核心的类，没有之一，所以先来分析一下这个类的数据结构。
AQS及其组件的核心原理 - 图1
AQS内部是使用了双向链表将等待线程链接起来，当发生并发竞争的时候，就会初始化该队列并让线程进入睡眠等待唤醒，同时每个节点会根据是否为共享锁标记状态为共享模式或独占模式。这个数据结构需要好好理解并牢牢记住，下面分析的组件都将基于此实现。

Lock

Lock是一个接口，提供了加/解锁的通用API，JUC主要提供了两种锁，ReentrantLock和ReentrantReadWriteLock，前者是重入锁，实现Lock接口，后者是读写锁，本身并没有实现Lock接口，而是其内部类ReadLock或WriteLock实现了Lock接口。先来看看Lock都提供了哪些接口：

// 普通加锁，不可打断；未获取到锁进入AQS阻塞
void lock();
// 可打断锁
void lockInterruptibly() throws InterruptedException;
// 尝试加锁，未获取到锁不阻塞，返回标识
boolean tryLock();
// 带超时时间的尝试加锁
boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
// 解锁
void unlock();
// 创建一个条件队列
Condition newCondition();

看到这里可以先思考下，自己如何来实现上面这些接口。

ReentrantLock

加锁

synchronized和ReentrantLock都是可重入的，后者使用更加灵活，也提供了更多的高级特性，但其本质的实现原理是差不多的（据说synchronized是借鉴了ReentrantLock的实现原理）。ReentrantLock提供了两个构造方法：

public ReentrantLock() {
    sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
    sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}

有参构造是根据参数创建公平锁或非公平锁，而无参构造默认则是非公平锁，因为非公平锁性能非常高，并且大部分业务并不需要使用公平锁。至于为什么非公平锁性能很高，咱们接着往下看。

非公平锁/公平锁

lock

非公平锁和公平锁在实现上基本一致，只有个别的地方不同，因此下面会采用对比分析方法进行分析。
从lock方法开始：

public void lock() {
    sync.lock();
}

实际上是委托给了内部类Sync，该类实现了AQS（其它组件实现方法也基本上都是这个套路）；由于有公平和非公平两种模式，因此该类又实现了两个子类：FairSync和NonfairSync：

// 非公平锁
final void lock() {
    if (compareAndSetState(0, 1))
        setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
    else
        acquire(1);
}
// 公平锁
final void lock() {
   acquire(1);
}

这里就是公平锁和非公平锁的第一个不同，非公平锁首先会调用CAS将state从0改为1，如果能改成功则表示获取到锁，直接将exclusiveOwnerThread设置为当前线程，不用再进行后续操作；否则则同公平锁一样调用acquire方法获取锁，这个是在AQS中实现的模板方法：

public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) &&
        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

`tryAcquire`

这里两种锁唯一不同的实现就是tryAcquire方法，先来看非公平锁的实现：

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    return nonfairTryAcquire(acquires);
}
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    if (c == 0) {
        if (compareAndSetState(0, acquires)) {
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    }
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0) // overflow
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        setState(nextc);
        return true;
    }
    return false;
}

state=0表示还没有被线程持有锁，直接通过CAS修改，能修改成功的就获取到锁，修改失败的线程先判断exclusiveOwnerThread是不是当前线程，是则state+1，表示重入次数+1并返回true，加锁成功，否则则返回false表示尝试加锁失败并调用acquireQueued入队。

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    if (c == 0) {
        if (!hasQueuedPredecessors() &&
            compareAndSetState(0, acquires)) {
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    }
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0)
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        setState(nextc);
        return true;
    }
    return false;
}
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
    Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
    Node h = head;
    Node s;
    // 首尾不相等且头结点线程不是当前线程则表示需要进入队列
    return h != t &&
        ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}

上面就是公平锁的尝试获取锁的代码，可以看到基本和非公平锁的代码是一样的，区别在于首次加锁需要判断是否已经有队列存在，没有才去加锁，有则直接返回false。

`addWaiter`

接着来看addWaiter方法，当尝试加锁失败时，首先就会调用该方法创建一个Node节点并添加到队列中去。

private Node addWaiter(Node mode) {
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    Node pred = tail;
    // 尾节点不为null表示已经存在队列，直接将当前线程作为尾节点
    if (pred != null) {
        node.prev = pred;
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }
    // 尾结点不存在则表示还没有初始化队列，需要初始化队列
    enq(node);
    return node;
}
private Node enq(final Node node) {
// 自旋
    for (;;) {
        Node t = tail;
        if (t == null) { // 只会有一个线程设置头节点成功 
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                tail = head;
        } else { // 其它设置头节点失败的都会自旋设置尾节点
            node.prev = t;
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

这里首先传入了一个独占模式的空节点，并根据该节点和当前线程创建了一个Node，然后判断是否已经存在队列，若存在则直接入队，否则调用enq方法初始化队列，提高效率。
此处还有一个非常细节的地方，为什么设置尾节点时都要先将之前的尾节点设置为node.pre的值呢，而不是在CAS之后再设置？比如像下面这样：

if (compareAndSetTail(pred, node)) {
    node.prev = pred;
    pred.next = node;
    return node;
}

因为如果这样做的话，在CAS设置完tail后会存在一瞬间的tail.pre=null的情况，而Doug Lea正是考虑到这种情况，不论何时获取tail.pre都不会为null。

`acquireQueued`

接着看acquireQueued方法：

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
 // 为true表示存在需要取消加锁的节点，仅从这段代码可以看出，
 // 除非发生异常，否则不会存在需要取消加锁的节点。
    boolean failed = true;
    try {
     // 打断标记，因为调用的是lock方法，所以是不可打断的
     // （但实际上是打断了的，只不过这里采用了一种**静默**处理方式，稍后分析）
        boolean interrupted = false;
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                setHead(node);
                p.next = null; // help GC
                failed = false;
                return interrupted;
            }
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
    int ws = pred.waitStatus;
    if (ws == Node.SIGNAL)
        return true;
    if (ws > 0) {
        do {
            node.prev = pred = pred.prev;
        } while (pred.waitStatus > 0);
        pred.next = node;
    } else {
        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    }
    return false;
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    LockSupport.park(this);
    return Thread.interrupted();
}

这里就是队列中线程加锁/睡眠的核心逻辑，首先判断刚刚调用addWaiter方法添加到队列的节点是否是头节点，如果是则再次尝试加锁，这个刚刚分析过了，非公平锁在这里就会再次抢一次锁，抢锁成功则设置为head节点并返回打断标记；否则则和公平锁一样调用shouldParkAfterFailedAcquire判断是否应该调用park方法进入睡眠。

park细节

为什么在park前需要这么一个判断呢？因为当前节点的线程进入park后只能被前一个节点唤醒，那前一个节点怎么知道有没有后继节点需要唤醒呢？
因此当前节点在park前需要给前一个节点设置一个标识，即将waitStatus设置为Node.SIGNAL(-1)，然后自旋一次再走一遍刚刚的流程，若还是没有获取到锁，则调用parkAndCheckInterrupt进入睡眠状态。

打断

有人可能会比较好奇Thread.interrupted这个方法是做什么用的。

public static boolean interrupted() {
    return currentThread().isInterrupted(true);
}

这个是用来判断当前线程是否被打断过，并清除打断标记（若是被打断过则会返回true，并将打断标记设置为false），所以调用lock方法时，通过interrupt也是会打断睡眠的线程的，只是Doug Lea做了一个假象，让用户无感知；
但有些场景又需要知道该线程是否被打断过，所以acquireQueued最终会返回interrupted打断标记，如果是被打断过，则返回的true，并在acquire方法中调用selfInterrupt再次打断当前线程（将打断标记设置为true）。
这里对比看看lockInterruptibly的实现：

public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
    sync.acquireInterruptibly(1);
}
public final void acquireInterruptibly(int arg)
        throws InterruptedException {
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
    if (!tryAcquire(arg))
        doAcquireInterruptibly(arg);
}
private void doAcquireInterruptibly(int arg)
    throws InterruptedException {
    final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
    boolean failed = true;
    try {
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                setHead(node);
                p.next = null; // help GC
                failed = false;
                return;
            }
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                throw new InterruptedException();
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

可以看到区别就在于使用lockInterruptibly加锁被打断后，是直接抛出InterruptedException异常，可以捕获这个异常进行相应的处理。

取消

最后来看看cancelAcquire是如何取消加锁的，该情况比较特殊，简单了解下即可：

private void cancelAcquire(Node node) {
    if (node == null)
        return;
// 首先将线程置空
    node.thread = null;
// waitStatus > 0表示节点处于取消状态，则直接将当前节点的pre指向在此之前的最后一个有效节点
    Node pred = node.prev;
    while (pred.waitStatus > 0)
        node.prev = pred = pred.prev;
// 保存前一个节点的下一个节点，如果在此之前存在取消节点，这里就是之前取消被取消节点的头节点
    Node predNext = pred.next;
    node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// 当前节点是tail节点，则替换尾节点，替换成功则将新的尾结点的下一个节点设置为null；
// 否则需要判断是将当前节点的下一个节点赋值给最后一个有效节点，还是唤醒下一个节点。
    if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
        compareAndSetNext(pred, predNext, null);
    } else {
        int ws;
        if (pred != head &&
            ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
             (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
            pred.thread != null) {
            Node next = node.next;
            if (next != null && next.waitStatus <= 0)
                compareAndSetNext(pred, predNext, next);
        } else {
            unparkSuccessor(node);
        }
        node.next = node; // help GC
    }
}

解锁

public void unlock() {
    sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}
protected final boolean tryRelease(int releases) {
    int c = getState() - releases;
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    boolean free = false;
    if (c == 0) {
        free = true;
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    setState(c);
    return free;
}
private void unparkSuccessor(Node node) {
    int ws = node.waitStatus;
    if (ws < 0)
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
    Node s = node.next;
    // 并发情况下，可能已经被其它线程唤醒或已经取消，则从后向前找到最后一个有效节点并唤醒
    if (s == null || s.waitStatus > 0) {
        s = null;
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
            if (t.waitStatus <= 0)
                s = t;
    }
    if (s != null)
        LockSupport.unpark(s.thread);
}

解锁就比较简单了，先调用tryRelease对state执行减一操作，如果state==0，则表示完全释放锁；若果存在后继节点，则调用unparkSuccessor唤醒后继节点，唤醒后的节点的waitStatus会重新被设置为0.
只是这里有一个小细节，为什么是从后向前找呢？因为在开始说过，设置尾节点保证了node.pre不会为null，但pre.next仍有可能是null，所以这里只能从后向前找到最后一个有效节点。

小结

AQS及其组件的核心原理 - 图2
上面是ReentrantLock的加锁流程，可以看到整个流程不算复杂，只是判断和跳转比较多，主要是Doug Lea将代码和性能都优化到了极致，代码非常精简，但细节却非常多。
另外通过上面的分析，也可以发现，公平锁和非公平锁的区别就在于非公平锁不管是否有线程在排队，先抢三次锁，而公平锁则会判断是否存在队列，有线程在排队则直接进入队列排队；另外线程在park被唤醒后非公平锁还会抢锁，公平锁仍然需要排队，所以非公平锁的性能比公平锁高很多，大部分情况下使用非公平锁即可。

`ReentrantReadWriteLock`

ReentrantLock是一把独占锁，只支持重入，不支持共享，所以JUC包下还提供了读写锁，这把锁支持读读并发，但读写、写写都是互斥的。
读写锁也是基于AQS实现的，也包含了一个继承自AQS的内部类Sync，同样也有公平和非公平两种模式，下面主要讨论非公平模式下的读写锁实现。
读写锁实现相对比较复杂，在ReentrantLock中就是使用的int型的state属性来表示锁被某个线程占有和重入次数，而ReentrantReadWriteLock分为了读和写两种锁，要怎么用一个字段表示两种锁的状态呢？
Doug Lea大师将state字段分为了高二字节和低二字节，即高16位用来表示读锁状态，低16位则用来表示写锁，如下图：
AQS及其组件的核心原理 - 图3
因为读写锁状态都只用了两个字节，所以可重入的次数最多是65535，当然正常情况下重入是不可能达到这么多的。
那它是怎么实现的呢？还是先从构造方法开始：

public ReentrantReadWriteLock() {
    this(false);
}
public ReentrantReadWriteLock(boolean fair) {
    sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
    readerLock = new ReadLock(this);
    writerLock = new WriteLock(this);
}

同样默认就是非公平锁，同时还创建了readerLock和writerLock两个对象，只需要像下面这样就能获取到读写锁：

private static ReentrantReadWriteLock lock = new ReentrantReadWriteLock();
private static Lock r = lock.readLock();
private static Lock w = lock.writeLock();

写锁

由于写锁的加锁过程相对更简单，下面先从写锁加锁开始分析，入口在ReentrantReadWriteLock#WriteLock.lock()方法，点进去看，发现还是使用的AQS中的acquire方法：

public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) &&
        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

所以不同的地方也只有tryAcquire方法，重点分析这个方法就行：

static final int SHARED_SHIFT   = 16;
// 65535
static final int MAX_COUNT      = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
// 低16位是1111....1111
static final int EXCLUSIVE_MASK = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
// 得到c低16位的值
static int exclusiveCount(int c) { return c & EXCLUSIVE_MASK; }
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    // 获取写锁加锁和重入的次数
    int w = exclusiveCount(c);
    if (c != 0) { // 已经有线程持有锁
     // 这里有两种情况：1. c!=0 && w==0表示有线程获取了读锁，不论是否是当前线程，直接返回false，
     // 也就是说读-写锁是不支持升级重入的（但支持写-读降级），原因后文会详细分析；
     // 2. c!=0 && w!=0 && current != getExclusiveOwnerThread()表示有其它线程持有了写锁，写写互斥
        if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
            return false;
// 超出65535，抛异常
        if (w + exclusiveCount(acquires) > MAX_COUNT)
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        // 否则写锁的次数直接加1
        setState(c + acquires);
        return true;
    }
// c==0才会走到这，但这时存在两种情况，有队列和无队列，所以公平锁和非公平锁处理不同，
// 前者需要判断是否存在队列，有则尝试加锁失败，无则加锁成功，而非公平锁直接使用CAS加锁即可
    if (writerShouldBlock() ||
        !compareAndSetState(c, c + acquires))
        return false;
    setExclusiveOwnerThread(current);
    return true;
}

写锁尝试加锁的过程就分析完了，其余的部分上文已经讲过，这里不再赘述。

读锁

public void lock() {
    sync.acquireShared(1);
}
public final void acquireShared(int arg) {
    if (tryAcquireShared(arg) < 0)
        doAcquireShared(arg);
}

读锁在加锁开始就和其它锁不同，调用的是acquireShared方法，意为获取共享锁。

static final int SHARED_UNIT    = (1 << SHARED_SHIFT);
// 右移16位得到读锁状态的值
static int sharedCount(int c)    { return c >>> SHARED_SHIFT; }
protected final int tryAcquireShared(int unused) {
     Thread current = Thread.currentThread();
     int c = getState();
     // 为什么读写互斥？因为读锁一上来就判断了是否有其它线程持有了写锁（当前线程持有写锁再获取读锁是可以的）
     if (exclusiveCount(c) != 0 &&
         getExclusiveOwnerThread() != current)
         return -1;
     int r = sharedCount(c);
     // 公平锁判断是否存在队列，非公平锁判断第一个节点是不是EXCLUSIVE模式，是的话会返回true
     // 返回false则需要判断读锁加锁次数是否超过65535，没有则使用CAS给读锁+1
     if (!readerShouldBlock() &&
         r < MAX_COUNT &&
         compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
         if (r == 0) {
          // 第一个读锁线程就是当前线程
             firstReader = current;
             firstReaderHoldCount = 1;
         } else if (firstReader == current) {
          // 记录读锁的重入
             firstReaderHoldCount++;
         } else {
          // 获取最后一次加读锁的重入次数记录器HoldCounter
             HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
             if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
              // 当前线程第一次重入需要初始化，以及当前线程和缓存的最后一次记录器的线程id不同，需要从ThreadLocalHoldCounter拿到对应的记录器
                 cachedHoldCounter = rh = readHolds.get();
             else if (rh.count == 0)
              // 缓存到ThreadLocal
                 readHolds.set(rh);
             rh.count++;
         }
         return 1;
     }
     return fullTryAcquireShared(current);
 }

这段代码有点复杂，首先需要保证读写互斥，然后进行初次加锁，若加锁失败就会调用fullTryAcquireShared方法进行兜底处理。在初次加锁中与写锁不同的是，写锁的state可以直接用来记录写锁的重入次数，因为写写互斥，但读锁是共享的，state用来记录读锁的加锁次数了，重入次数该怎么记录呢？
重入是指同一线程，那么是不是可以使用ThreadLocl来保存呢？没错，Doug Lea就是这么处理的，新增了一个HoldCounter类，这个类只有线程id和重入次数两个字段，当线程重入的时候就会初始化这个类并保存在ThreadLocalHoldCounter类中，这个类就是继承ThreadLocl的，用来初始化HoldCounter对象并保存。
这里还有个小细节，为什么要使用cachedHoldCounter缓存最后一次加读锁的HoldCounter？因为大部分情况下，重入和释放锁的线程很有可能就是最后一次加锁的线程，所以这样做能够提高加解锁的效率，Doug Lea真是把性能优化到了极致。上面只是初次加锁，有可能会加锁失败，就会进入到fullTryAcquireShared方法：

final int fullTryAcquireShared(Thread current) {
    HoldCounter rh = null;
    for (;;) {
        int c = getState();
        if (exclusiveCount(c) != 0) {
            if (getExclusiveOwnerThread() != current)
                return -1;
        } else if (readerShouldBlock()) {
            if (firstReader == current) {
                // assert firstReaderHoldCount > 0;
            } else {
                if (rh == null) {
                    rh = cachedHoldCounter;
                    if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current)) {
                        rh = readHolds.get();
                        if (rh.count == 0)
                            readHolds.remove();
                    }
                }
                if (rh.count == 0)
                    return -1;
            }
        }
        if (sharedCount(c) == MAX_COUNT)
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        if (compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
            if (sharedCount(c) == 0) {
                firstReader = current;
                firstReaderHoldCount = 1;
            } else if (firstReader == current) {
                firstReaderHoldCount++;
            } else {
                if (rh == null)
                    rh = cachedHoldCounter;
                if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
                    rh = readHolds.get();
                else if (rh.count == 0)
                    readHolds.set(rh);
                rh.count++;
                cachedHoldCounter = rh; // cache for release
            }
            return 1;
        }
    }
}

这个方法中代码和tryAcquireShared基本上一致，只是采用了自旋的方式，处理初次加锁中的漏网之鱼，读者们可自行阅读分析。
上面两个方法若返回大于0则表示加锁成功，小于0则会调用doAcquireShared方法，这个就和之前分析的acquireQueued差不多了：

private void doAcquireShared(int arg) {
 // 先添加一个SHARED类型的节点到队列
    final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
    boolean failed = true;
    try {
        boolean interrupted = false;
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();
            if (p == head) {
             // 再次尝试加读锁
                int r = tryAcquireShared(arg);
                if (r >= 0) {
                 // 设置head节点以及传播唤醒后面的读线程
                    setHeadAndPropagate(node, r);
                    p.next = null; // help GC
                    if (interrupted)
                        selfInterrupt();
                    failed = false;
                    return;
                }
            }
            // 只有前一个节点的waitStatus=-1时才会park，=0或者-3（先不考虑-2和1的情况）都会设置为-1后再次自旋尝试加锁，若还是加锁失败就会park
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
 // 设置头节点
    Node h = head; // Record old head for check below
    setHead(node);
    // propagate是tryAcquireShared的返回值，当前线程加锁成功还要去唤醒后继的共享节点
    // （其余的判断比较复杂，笔者也还未想明白，知道的读者可以指点一下）
    if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
        (h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
        Node s = node.next;
        // 判断后继节点是否是共享节点
        if (s == null || s.isShared())
            doReleaseShared();
    }
}
private void doReleaseShared() {
    for (;;) {
        Node h = head;
        // 存在后继节点
        if (h != null && h != tail) {
            int ws = h.waitStatus;
            if (ws == Node.SIGNAL) {
             // 当前一个节点加锁成功后自然需要将-1改回0，并唤醒后继线程，同时自旋将0改为-2让唤醒传播下去
                if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
                    continue;        
                unparkSuccessor(h);
            }
            // 设置头节点的waitStatus=-2，使得唤醒可以传播下去
            else if (ws == 0 &&
                     !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
                continue;             
        }
        if (h == head)          
            break;
    }
}
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
    int ws = pred.waitStatus;
    if (ws == Node.SIGNAL)
        return true;
    if (ws > 0) {
        do {
            node.prev = pred = pred.prev;
        } while (pred.waitStatus > 0);
        pred.next = node;
    } else {
        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    }
    return false;
}

这里的逻辑也非常的绕，当多个线程同时调用addWaiter添加到队列中后，并且假设这些节点的第一个节点的前一个节点就是head节点，那么第一个节点就能加锁成功（假设都是SHARED节点），其余的节点在第一个节点设置头节点之前都会进入shouldParkAfterFailedAcquire方法，这时候waitStatus都等于0，所以继续自旋不会park，若再次加锁还失败就会park（因为这时候waitStatus=-1），但都是读线程的情况下一般都不会出现，因为setHeadAndPropagate第一步就是修改head，所以其余SHARED节点最终都能加锁成功并一直将唤醒传播下去。
以上就是读写锁加锁过程，解锁比较简单，这里就不详细分析了。

小结

读写锁将state分为了高二字节和低二字节，分别存储读锁和写锁的状态，实现更为的复杂，在使用上还有几点需要注意：

读读共享，但是在读中间穿插了写的话，后面的读都会被阻塞，直到前面的写释放锁后，后面的读才会共享，相关原理看完前文不难理解。
读写锁只支持降级重入，不支持升级重入。因为如果支持升级重入的话，是会出现死锁的。如下面这段代码：
```
private static void rw() {
  r.lock();
  try {
      log.info("获取到读锁");
      w.lock();
      try {
          log.info("获取到写锁");
      } finally {
          w.unlock();
      }
  } finally {
      r.unlock();
  }
}
```
多个线程访问都能获取到读锁，但读写互斥，彼此都要等待对方的读锁释放才能获取到写锁，这就造成了死锁。
ReentrantReadWriteLock在某些场景下性能上不算高，因此Doug Lea在JDK1.8的时候又提供了一把高性能的读写锁StampedLock，前者读写锁都是悲观锁，而后者提供了新的模式——乐观锁，但它不是基于AQS实现的，本文不进行分析。
Condition
Lock接口中还有一个方法newCondition，这个方法就是创建一个条件队列： ```java public Condition newCondition() { return sync.newCondition(); }

final ConditionObject newCondition() { return new ConditionObject(); }

所谓条件队列就是创建一个新的`ConditionObject`对象，这个对象的数据结构在开篇就看过了，包含首、尾两个节点字段，每当调用`Condition#await`方法时就会在对应的`Condition`对象中排队等待：
```java
public final void await() throws InterruptedException {
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
    // 加入条件队列
    Node node = addConditionWaiter();
    // 因为Condition.await必须配合Lock.lock使用，所以await时就是将已获得锁的线程全部释放掉
    int savedState = fullyRelease(node);
    int interruptMode = 0;
    // 判断是在同步队列还是条件队列，后者则直接park
    while (!isOnSyncQueue(node)) {
        LockSupport.park(this);
        // 获取打断处理方式（抛出异常或重设标记）
        if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
            break;
    }
    // 调用aqs的方法
    if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
        interruptMode = REINTERRUPT;
    if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
     // 清除掉已经进入同步队列的节点
        unlinkCancelledWaiters();
    if (interruptMode != 0)
        reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
private Node addConditionWaiter() {
    Node t = lastWaiter;
    // 清除状态为取消的节点
    if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
        unlinkCancelledWaiters();
        t = lastWaiter;
    }
// 创建一个CONDITION状态的节点并添加到队列末尾
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
    if (t == null)
        firstWaiter = node;
    else
        t.nextWaiter = node;
    lastWaiter = node;
    return node;
}

await方法实现比较简单，大部分代码都是上文分析过的，这里不再重复。接着来看signal方法：

public final void signal() {
    if (!isHeldExclusively())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    // 从条件队列第一个节点开始唤醒
    Node first = firstWaiter;
    if (first != null)
        doSignal(first);
}
private void doSignal(Node first) {
    do {
        if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
            lastWaiter = null;
        first.nextWaiter = null;
    } while (!transferForSignal(first) &&
             (first = firstWaiter) != null);
}
final boolean transferForSignal(Node node) {
 // 修改waitStatus状态，如果修改失败，则说明该节点已经从条件队列转移到了同步队列
    if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
        return false;
// 上面修改成功，则将该节点添加到同步队列末尾，并返回之前的尾结点
    Node p = enq(node);
    int ws = p.waitStatus;
    if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
     // unpark当前线程，结合await方法看
        LockSupport.unpark(node.thread);
    return true;
}

signal的逻辑也比较简单，就是唤醒条件队列中的第一个节点，主要是要结合await的代码一起理解。

其它组件

上文分析的锁都是用来实现并发安全控制的，而对于多线程协作JUC又基于AQS提供了CountDownLatch、CyclicBarrier、Semaphore等组件，下面一一分析。

CountDownLatch

CountDownLatch在创建的时候就需要指定一个计数：

CountDownLatch countDownLatch = new CountDownLatch(5);

然后在需要等待的地方调用countDownLatch.await()方法，然后在其它线程完成任务后调用countDownLatch.countDown()方法，每调用一次该计数就会减一，直到计数为0时，await的地方就会自动唤醒，继续后面的工作，所以CountDownLatch适用于一个线程等待多个线程的场景，那它是怎么实现的呢？可以结合上文自己先思考下。

public CountDownLatch(int count) {
    if (count < 0) throw new IllegalArgumentException("count < 0");
    this.sync = new Sync(count);
}
Sync(int count) {
    setState(count);
}

与前面讲的锁一样，也有一个内部类Sync继承自AQS，并且在构造时就将传入的计数设置到了state属性，看到这里不难猜到CountDownLatch的实现原理了。

public void await() throws InterruptedException {
    sync.acquireSharedInterruptibly(1);
}
public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
        throws InterruptedException {
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
    if (tryAcquireShared(arg) < 0)
        doAcquireSharedInterruptibly(arg);
}
protected int tryAcquireShared(int acquires) {
    return (getState() == 0) ? 1 : -1;
}

在await方法中使用的是可打断的方式获取的共享锁，同样除了tryAcquireShared方法，其余的都是复用的之前分析过的代码，而tryAcquireShared就是判断state是否等于0，不等于就阻塞。

public void countDown() {
    sync.releaseShared(1);
}
public final boolean releaseShared(int arg) {
    if (tryReleaseShared(arg)) {
        doReleaseShared();
        return true;
    }
    return false;
}
protected boolean tryReleaseShared(int releases) {
    for (;;) {
        int c = getState();
        if (c == 0)
            return false;
        int nextc = c-1;
        if (compareAndSetState(c, nextc))
            return nextc == 0;
    }
}

而调用countDown就更简单了，每次对state递减，直到为0时才会调用doReleaseShared释放阻塞的线程。
最后需要注意的是CountDownLatch的计数是不支持重置的，每次使用都要新建一个。

CyclicBarrier

CyclicBarrier和CountDownLatch使用差不多，不过它只有await方法。CyclicBarrier在创建时同样需要指定一个计数，当调用await的次数达到计数时，所有线程就会同时唤醒，相当于设置了一个“起跑线”，需要等所有运动员都到达这个“起跑线”后才能一起开跑。另外它还支持重置计数，提供了reset方法。

public CyclicBarrier(int parties) {
    this(parties, null);
}
public CyclicBarrier(int parties, Runnable barrierAction) {
    if (parties <= 0) throw new IllegalArgumentException();
    this.parties = parties;
    this.count = parties;
    this.barrierCommand = barrierAction;
}

CyclicBarrier提供了两个构造方法，可以传入一个Runnable类型的回调函数，当达到计数时，由最后一个调用await的线程触发执行。

public int await() throws InterruptedException, BrokenBarrierException {
    try {
        return dowait(false, 0L);
    } catch (TimeoutException toe) {
        throw new Error(toe); // cannot happen
    }
}
private int dowait(boolean timed, long nanos)
    throws InterruptedException, BrokenBarrierException,
           TimeoutException {
    final ReentrantLock lock = this.lock;
    lock.lock();
    try {
        final Generation g = generation;
        if (g.broken)
            throw new BrokenBarrierException();
// 是否打断，打断会唤醒所有条件队列中的线程
        if (Thread.interrupted()) {
            breakBarrier();
            throw new InterruptedException();
        }
// 计数为0时，唤醒条件队列中的所有线程
        int index = --count;
        if (index == 0) {  // tripped
            boolean ranAction = false;
            try {
                final Runnable command = barrierCommand;
                if (command != null)
                    command.run();
                ranAction = true;
                nextGeneration();
                return 0;
            } finally {
                if (!ranAction)
                    breakBarrier();
            }
        }
        for (;;) {
            try {
             // 不带超时时间直接进入条件队列等待
                if (!timed)
                    trip.await();
                else if (nanos > 0L)
                    nanos = trip.awaitNanos(nanos);
            } catch (InterruptedException ie) {
                if (g == generation && ! g.broken) {
                    breakBarrier();
                    throw ie;
                } else {
                    Thread.currentThread().interrupt();
                }
            }
            if (g.broken)
                throw new BrokenBarrierException();
            if (g != generation)
                return index;
            if (timed && nanos <= 0L) {
                breakBarrier();
                throw new TimeoutException();
            }
        }
    } finally {
        lock.unlock();
    }
}
private void nextGeneration() {
    // signal completion of last generation
    trip.signalAll();
    // set up next generation
    count = parties;
    generation = new Generation();
}

这里逻辑比较清晰，就是使用了ReentrantLock以及Condition来实现。在构造方法中可以看到保存了两个变量count和parties，每次调用await都会对count变量递减，count不为0时都会进入到trip条件队列中等待，否则就会通过signalAll方法唤醒所有的线程，并将parties重新赋值给count。
reset方法很简单，这里不详细分析了。

Semaphore

Semaphore是信号的意思，或者说许可，可以用来控制最大并发量。初始定义好有几个信号，然后在需要获取信号的地方调用acquire方法，执行完成后，需要调用release方法回收信号。

public Semaphore(int permits) {
    sync = new NonfairSync(permits);
}
public Semaphore(int permits, boolean fair) {
    sync = fair ? new FairSync(permits) : new NonfairSync(permits);
}

它也有两个构造方法，可以指定公平或是非公平，而permits就是state的值。

public void acquire() throws InterruptedException {
    sync.acquireSharedInterruptibly(1);
}
// 非公平方式
final int nonfairTryAcquireShared(int acquires) {
    for (;;) {
        int available = getState();
        int remaining = available - acquires;
        if (remaining < 0 ||
            compareAndSetState(available, remaining))
            return remaining;
    }
}
// 公平方式
protected int tryAcquireShared(int acquires) {
    for (;;) {
        if (hasQueuedPredecessors())
            return -1;
        int available = getState();
        int remaining = available - acquires;
        if (remaining < 0 ||
            compareAndSetState(available, remaining))
            return remaining;
    }
}

acquire方法和CountDownLatch是一样的，只是tryAcquireShared区分了公平和非公平方式。获取到信号相当于加共享锁成功，否则则进入队列阻塞等待；而release方法和读锁解锁方式也是一样的，只是每次release都会将state+1。

总结

这里分析了AQS的核心原理、锁的实现以及常用的相关组件，掌握其原理能准确的使用JUC下面的锁以及线程协作组件。另外AQS代码设计是非常精良的，有非常多的细节，精简的代码中把所有的情况都考虑到了，细细体味对自身编码能力也会有很大的提高。