从ReentrantLock的实现看AQS的原理及应用

前言
1 ReentrantLock
- 1.1 ReentrantLock特性概览
- 1.2 ReentrantLock与AQS的关联
2 AQS
- 2.1 原理概览
  - 2.1.1 AQS数据结构
  - 2.1.2 同步状态State
2.2 AQS重要方法与ReentrantLock的关联
2.3 通过ReentrantLock理解AQS
示例图解析
3 AQS应用
总结

作者：美团技术团队 https://tech.meituan.com/2019/12/05/aqs-theory-and-apply.html 推荐和另外一篇博客一起看，会更加容易理解：https://javadoop.com/post/AbstractQueuedSynchronizer

前言

Java中的大部分同步类（Lock、Semaphore、ReentrantLock等）都是基于AbstractQueuedSynchronizer（简称为AQS）实现的。AQS是一种提供了原子式管理同步状态、阻塞和唤醒线程功能以及队列模型的简单框架。本文会从应用层逐渐深入到原理层，并通过ReentrantLock的基本特性和ReentrantLock与AQS的关联，来深入解读AQS相关独占锁的知识点，同时采取问答的模式来帮助大家理解AQS。由于篇幅原因，本篇文章主要阐述AQS中独占锁的逻辑和Sync Queue，不讲述包含共享锁和Condition Queue的部分（本篇文章核心为AQS原理剖析，只是简单介绍了ReentrantLock，感兴趣同学可以阅读一下ReentrantLock的源码）。
下面列出本篇文章的大纲和思路，以便于大家更好地理解：

1 ReentrantLock

1.1 ReentrantLock特性概览

ReentrantLock意思为可重入锁，指的是一个线程能够对一个临界资源重复加锁。为了帮助大家更好地理解ReentrantLock的特性，我们先将ReentrantLock跟常用的Synchronized进行比较，其特性如下（蓝色部分为本篇文章主要剖析的点）：

下面通过伪代码，进行更加直观的比较：

// **************************Synchronized的使用方式**************************
// 1.用于代码块
synchronized (this) {}
// 2.用于对象
synchronized (object) {}
// 3.用于方法
public synchronized void test () {}
// 4.可重入
for (int i = 0; i < 100; i++) {
    synchronized (this) {}
}
// **************************ReentrantLock的使用方式**************************
public void test () throw Exception {
    // 1.初始化选择公平锁、非公平锁
    ReentrantLock lock = new ReentrantLock(true);
    // 2.可用于代码块
    lock.lock();
    try {
        try {
            // 3.支持多种加锁方式，比较灵活; 具有可重入特性
            if(lock.tryLock(100, TimeUnit.MILLISECONDS)){ }
        } finally {
            // 4.手动释放锁
            lock.unlock()
        }
    } finally {
        lock.unlock();
    }
}

1.2 ReentrantLock与AQS的关联

通过上文我们已经了解，ReentrantLock支持公平锁和非公平锁（关于公平锁和非公平锁的原理分析，可参考《不可不说的Java“锁”事》），并且ReentrantLock的底层就是由AQS来实现的。那么ReentrantLock是如何通过公平锁和非公平锁与AQS关联起来呢？我们着重从这两者的加锁过程来理解一下它们与AQS之间的关系（加锁过程中与AQS的关联比较明显，解锁流程后续会介绍）。

ReentrantLock 在内部用了内部类 Sync 来管理锁，所以真正的获取锁和释放锁是由 Sync 的实现类来控制的。

非公平锁源码中的加锁流程如下：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock#NonfairSync
// 非公平锁
static final class NonfairSync extends Sync {
    ...
    final void lock() {
        if (compareAndSetState(0, 1))
            setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
        else
            acquire(1);
        }
  ...
}

这块代码的含义为：

若通过CAS设置变量State（同步状态）成功，也就是获取锁成功，则将当前线程设置为独占线程。
若通过CAS设置变量State（同步状态）失败，也就是获取锁失败，则进入Acquire方法进行后续处理。

第一步很好理解，但第二步获取锁失败后，后续的处理策略是怎么样的呢？这块可能会有以下思考：

某个线程获取锁失败的后续流程是什么呢？有以下两种可能：

(1) 将当前线程获锁结果设置为失败，获取锁流程结束。这种设计会极大降低系统的并发度，并不满足我们实际的需求。所以就需要下面这种流程，也就是AQS框架的处理流程。
(2) 存在某种排队等候机制，线程继续等待，仍然保留获取锁的可能，获取锁流程仍在继续。

对于问题1的第二种情况，既然说到了排队等候机制，那么就一定会有某种队列形成，这样的队列是什么数据结构呢？
处于排队等候机制中的线程，什么时候可以有机会获取锁呢？
如果处于排队等候机制中的线程一直无法获取锁，还是需要一直等待吗，还是有别的策略来解决这一问题？

带着非公平锁的这些问题，再看下公平锁源码中获锁的方式：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock#FairSync
static final class FairSync extends Sync {
  ...  
    final void lock() {
        acquire(1);
    }
  ...
}

看到这块代码，我们可能会存在这种疑问：Lock函数通过Acquire方法进行加锁，但是具体是如何加锁的呢？
结合公平锁和非公平锁的加锁流程，虽然流程上有一定的不同，但是都调用了Acquire方法，而Acquire方法是FairSync和UnfairSync的父类AQS中的核心方法。
对于上边提到的问题，其实在ReentrantLock类源码中都无法解答，而这些问题的答案，都是位于Acquire方法所在的类AbstractQueuedSynchronizer中，也就是本文的核心——AQS。下面我们会对AQS以及ReentrantLock和AQS的关联做详细介绍（相关问题答案会在2.3.5小节中解答）。

2 AQS

首先，我们通过下面的架构图来整体了解一下AQS框架：

上图中有颜色的为Method，无颜色的为Attribution。
总的来说，AQS框架共分为五层，自上而下由浅入深，从AQS对外暴露的API到底层基础数据。
当有自定义同步器接入时，只需重写第一层所需要的部分方法即可，不需要关注底层具体的实现流程。当自定义同步器进行加锁或者解锁操作时，先经过第一层的API进入AQS内部方法，然后经过第二层进行锁的获取，接着对于获取锁失败的流程，进入第三层和第四层的等待队列处理，而这些处理方式均依赖于第五层的基础数据提供层。

下面我们会从整体到细节，从流程到方法逐一剖析AQS框架，主要分析过程如下：

2.1 原理概览

AQS核心思想是，如果被请求的共享资源空闲，那么就将当前请求资源的线程设置为有效的工作线程，将共享资源设置为锁定状态；如果共享资源被占用，就需要一定的阻塞等待唤醒机制来保证锁分配。这个机制主要用的是CLH队列的变体实现的，将暂时获取不到锁的线程加入到队列中。
CLH：Craig、Landin and Hagersten队列，是单向链表，AQS中的队列是CLH变体的虚拟双向队列（FIFO），AQS是通过将每条请求共享资源的线程封装成一个节点来实现锁的分配。
主要原理图如下：

AQS使用一个Volatile的int类型的成员变量来表示同步状态，通过内置的FIFO队列来完成资源获取的排队工作，通过CAS完成对State值的修改。

来看看 AQS 有哪些属性，搞清楚这些基本就知道 AQS 是什么套路了。

// 头结点，你直接把它当做 当前持有锁的线程 可能是最好理解的
private transient volatile Node head;
// 阻塞的尾节点，每个新的节点进来，都插入到最后，也就形成了一个链表
private transient volatile Node tail;
// 这个是最重要的，代表当前锁的状态，0代表没有被占用，大于 0 代表有线程持有当前锁
// 这个值可以大于 1，是因为锁可以重入，每次重入都加上 1
private volatile int state;
// 代表当前持有独占锁的线程，举个最重要的使用例子，因为锁可以重入
// reentrantLock.lock()可以嵌套调用多次，所以每次用这个来判断当前线程是否已经拥有了锁
// if (currentThread == getExclusiveOwnerThread()) {state++}
private transient Thread exclusiveOwnerThread; //继承自AbstractOwnableSynchronizer

2.1.1 AQS数据结构

先来看下AQS中最基本的数据结构——Node，Node即为上面CLH变体队列中的节点。

Node代码：

static final class Node {
    // 标识节点当前在共享模式下
    static final Node SHARED = new Node();
    // 标识节点当前在独占模式下
    static final Node EXCLUSIVE = null;
    // ======== 下面的几个int常量是给waitStatus用的 ===========
    /** waitStatus value to indicate thread has cancelled */
    // 代码此线程取消了争抢这个锁
    static final int CANCELLED =  1;
    /** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */
    // 官方的描述是，其表示当前node的后继节点对应的线程需要被唤醒
    static final int SIGNAL    = -1;
    /** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
    // 本文不分析condition，所以略过吧，下一篇文章会介绍这个
    static final int CONDITION = -2;
    /**
     * waitStatus value to indicate the next acquireShared should
     * unconditionally propagate
     */
    // 同样的不分析，略过吧
    static final int PROPAGATE = -3;
    // =====================================================
    // 取值为上面的1、-1、-2、-3，或者0(以后会讲到)
    // 这么理解，暂时只需要知道如果这个值 大于0 代表此线程取消了等待，
    //    ps: 半天抢不到锁，不抢了，ReentrantLock是可以指定timeouot的。。。
    volatile int waitStatus;
    // 前驱节点的引用
    volatile Node prev;
    // 后继节点的引用
    volatile Node next;
    // 这个就是线程本尊
    volatile Thread thread;
    // 指向下一个处于CONDITION状态的节点
    Node nextWaiter;
    // 返回前驱节点，没有的话抛出npe
    final Node predecessor() throws NullPointerException {
        Node p = prev;
        if (p == null)
            throw new NullPointerException();
        else
            return p;
    }
}

解释一下几个方法和属性值的含义：

方法和属性值	含义
waitStatus	当前节点在队列中的状态
thread	表示处于该节点的线程
prev	前驱指针
predecessor	返回前驱节点，没有的话抛出npe
nextWaiter	指向下一个处于CONDITION状态的节点（由于本篇文章不讲述Condition Queue队列，这个指针不多介绍）
next	后继指针

线程两种锁的模式：

模式	含义
SHARED	表示线程以共享的模式等待锁
EXCLUSIVE	表示线程正在以独占的方式等待锁

waitStatus有下面几个枚举值：

枚举	含义
0	当一个Node被初始化的时候的默认值
CANCELLED	为1，表示线程获取锁的请求已经取消了
CONDITION	为-2，表示节点在等待队列中，节点线程等待唤醒
PROPAGATE	为-3，当前线程处在SHARED情况下，该字段才会使用
SIGNAL	为-1，表示线程已经准备好了，就等资源释放了

2.1.2 同步状态State

在了解数据结构后，接下来了解一下AQS的同步状态——State。AQS中维护了一个名为state的字段，意为同步状态，是由Volatile修饰的，用于展示当前临界资源的获锁情况。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private volatile int state;

下面提供了几个访问这个字段的方法：

方法名	描述
protected final int getState()	获取State的值
protected final void setState(int newState)	设置State的值
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update)	使用CAS方式更新State

这几个方法都是Final修饰的，说明子类中无法重写它们。我们可以通过修改State字段表示的同步状态来实现多线程的独占模式和共享模式（加锁过程）。

对于我们自定义的同步工具，需要自定义获取同步状态和释放状态的方式，也就是AQS架构图中的第一层：API层。

2.2 AQS重要方法与ReentrantLock的关联

从架构图中可以得知，AQS提供了大量用于自定义同步器实现的Protected方法。自定义同步器实现的相关方法也只是为了通过修改State字段来实现多线程的独占模式或者共享模式。自定义同步器需要实现以下方法（ReentrantLock需要实现的方法如下，并不是全部）：

方法名	描述
protected boolean isHeldExclusively()	该线程是否正在独占资源。只有用到Condition才需要去实现它。
protected boolean tryAcquire(int arg)	独占方式。arg为获取锁的次数，尝试获取资源，成功则返回True，失败则返回False。
protected boolean tryRelease(int arg)	独占方式。arg为释放锁的次数，尝试释放资源，成功则返回True，失败则返回False。
protected int tryAcquireShared(int arg)	共享方式。arg为获取锁的次数，尝试获取资源。负数表示失败；0表示成功，但没有剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。
protected boolean tryReleaseShared(int arg)	共享方式。arg为释放锁的次数，尝试释放资源，如果释放后允许唤醒后续等待结点返回True，否则返回False。

一般来说，自定义同步器要么是独占方式，要么是共享方式，它们也只需实现tryAcquire-tryRelease、tryAcquireShared-tryReleaseShared中的一种即可。AQS也支持自定义同步器同时实现独占和共享两种方式，如ReentrantReadWriteLock。ReentrantLock是独占锁，所以实现了tryAcquire-tryRelease。
以非公平锁为例，这里主要阐述一下非公平锁与AQS之间方法的关联之处，具体每一处核心方法的作用会在文章后面详细进行阐述。

为了帮助大家理解ReentrantLock和AQS之间方法的交互过程，以非公平锁为例，我们将加锁和解锁的交互流程单独拎出来强调一下，以便于对后续内容的理解。

加锁：

通过ReentrantLock的加锁方法Lock进行加锁操作。
会调用到内部类Sync的Lock方法，由于Sync#lock是抽象方法，根据ReentrantLock初始化选择的公平锁和非公平锁，执行相关内部类的Lock方法，本质上都会执行AQS的Acquire方法。
AQS的Acquire方法会执行tryAcquire方法，但是由于tryAcquire需要自定义同步器实现，因此执行了ReentrantLock中的tryAcquire方法，由于ReentrantLock是通过公平锁和非公平锁内部类实现的tryAcquire方法，因此会根据锁类型不同，执行不同的tryAcquire。
tryAcquire是获取锁逻辑，获取失败后，会执行框架AQS的后续逻辑，跟ReentrantLock自定义同步器无关。

解锁：

通过ReentrantLock的解锁方法Unlock进行解锁。
Unlock会调用内部类Sync的Release方法，该方法继承于AQS。
Release中会调用tryRelease方法，tryRelease需要自定义同步器实现，tryRelease只在ReentrantLock中的Sync实现，因此可以看出，释放锁的过程，并不区分是否为公平锁。
释放成功后，所有处理由AQS框架完成，与自定义同步器无关。

通过上面的描述，大概可以总结出ReentrantLock加锁解锁时API层核心方法的映射关系。

2.3 通过ReentrantLock理解AQS

ReentrantLock中公平锁和非公平锁在底层是相同的，这里以非公平锁为例进行分析。
在非公平锁中，有一段这样的代码：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
static final class NonfairSync extends Sync {
    ...
    final void lock() {
        // 先使用CAS尝试获取一下锁，这个非公平锁的第一个体现
        if (compareAndSetState(0, 1))
            setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
        else
            // 如果没有抢到锁，就调用AQS的acquire方法
            acquire(1);
    }
  ...
}

看一下这个Acquire是怎么写的：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquire(int arg) {
    // 需要先尝试一下获取锁，
    // 这次尝试不是第一次那种暴力尝试获取，而且有点类似偏向锁的思想，多个判断是否是当前线程获取到了锁，就没必要进队列等待(又是挂起，又是等待被唤醒的)
    if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

再看一下tryAcquire方法：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
protected boolean tryAcquire(int arg) {
    throw new UnsupportedOperationException();
}

可以看出，这里只是AQS的简单实现，具体获取锁的实现方法是由各自的公平锁和非公平锁单独实现的（以ReentrantLock为例）。如果该方法返回了True，则说明当前线程获取锁成功，就不用往后执行了；如果获取失败，就需要加入到等待队列中。下面会详细解释线程是何时以及怎样被加入进等待队列中的。

非公平锁的tryAcquire方法：

// class NonfairSync;
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    return nonfairTryAcquire(acquires);
}
// class Sync
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
     // 获取当前线程
    final Thread current = Thread.currentThread();
    // 获取State状态
    int c = getState();
    // 如果没有线程使用共享资源
    if (c == 0) {
        // 尝试CAS获取共享资源，这里非公平还是公平锁都会CAS获取一下，
        if (compareAndSetState(0, acquires)) {
            // 设置独占锁
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
           }
    } 
    // 进入这个else if分支，说明是重入了，需要操作：state=state+acquires（一般是1）,这里不存在并发问题
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        // 累加加锁次数，实现可重入锁
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0) // overflow
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        // 更新State状态，目前记录的是重入锁的次数
        setState(nextc);
        return true;
    }
    // 尝试获取锁失败，返回false，进入AQS框架的acquire方法，将当前线程加入CLH队列，实现阻塞
    return false;
}

公平锁的tryAcquire方法：

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
    if (c == 0) {
        // 多了一个hasQueuedPredecessors()方法，查询当前线程是不是队列第一个，实现公平锁
        if (!hasQueuedPredecessors() &&
            compareAndSetState(0, acquires)) { // 公平锁也CAS一下是防止一个极端情况：瞬间有其他线程抢先获取到了锁
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    }
    // 重入锁实现原理
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0)
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        setState(nextc);
        return true;
    }
    return false;
}

2.3.1 线程加入等待队列

2.3.1.1 加入队列的时机

当执行Acquire(1)时，会通过tryAcquire获取锁。在这种情况下，如果获取锁失败，就会调用addWaiter加入到等待队列中去。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) && 
        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) // 如果获取锁失败，就会调用addWaiter加入到等待队列中去
        selfInterrupt();
}

2.3.1.2 如何加入队列

获取锁失败后，会执行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)加入等待队列，具体实现方法如下：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
// 此方法的作用是把线程包装成node，同时进入到队列中
// 参数mode此时是Node.EXCLUSIVE，代表独占模式
private Node addWaiter(Node mode) {
    // 通过当前的线程和锁模式新建一个节点
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    // 以下几行代码想把当前node加到链表的最后面去，也就是进到阻塞队列的最后
    // Pred指针指向尾节点Tail
    Node pred = tail;
    // 意思是队列不为空
    if (pred != null) {
        // 将当前的队尾节点，设置为新节点的前驱 
        node.prev = pred;
        // 用CAS把自己设置为队尾, 如果成功后，tail == node 了，这个节点成为阻塞队列新的尾巴
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            // 进到这里说明设置成功，当前node==tail, 将自己与之前的队尾相连，
            // 上面已经有 node.prev = pred，加上下面这句，也就实现了和之前的尾节点双向连接了
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }
    // 代码运行到这里说明 pred==null(队列是空的) 或者 CAS失败(有线程在竞争入队)，需要初始化CLH队列或者采用自旋转入队。
    enq(node);
    return node;
}
// 这个方法主要是对tailOffset和Expect进行比较，如果tailOffset的Node和Expect的Node地址是相同的，那么设置Tail的值为Update的值
private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) {
    return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update);
}

主要的流程如下：

通过当前的线程和锁模式新建一个节点。
Pred指针指向尾节点Tail。
将New中Node的Prev指针指向Pred。
通过compareAndSetTail方法，完成尾节点的设置。这个方法主要是对tailOffset和Expect进行比较，如果tailOffset的Node和Expect的Node地址是相同的，那么设置Tail的值为Update的值。 ```java // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

static { try { stateOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField(“state”)); headOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField(“head”)); tailOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField(“tail”)); waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField(“waitStatus”)); nextOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField(“next”)); } catch (Exception ex) { throw new Error(ex); } }

从AQS的静态代码块可以看出，都是获取一个对象的属性相对于该对象在内存当中的偏移量，这样我们就可以根据这个偏移量在对象内存当中找到这个属性。tailOffset指的是tail对应的偏移量，所以这个时候会将new出来的Node置为当前队列的尾节点。同时，由于是双向链表，也需要将前一个节点指向尾节点。
- 如果Pred指针是Null（说明等待队列中没有元素），或者当前Pred指针和Tail指向的位置不同（说明被别的线程已经修改），就需要看一下Enq的方法。
```java
// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
// 采用自旋的方式入队
// 之前说过，到这个方法只有两种可能：等待队列为空，或者有线程竞争入队，
// 自旋在这边的语义是：CAS设置tail过程中，竞争一次竞争不到，我就多次竞争，总会排到的
private Node enq(final Node node) {
    for (;;) {
        // 获取CLH队列的尾节点
        Node t = tail;
        // 如果是CLH队列为空进来的，必须先初始化
        if (t == null) { // Must initialize
            // 创建一个哨兵节点作为头节点，由于可能是多线程进来的，需要使用CAS创建头节点
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                // 给后面用：这个时候head节点的waitStatus==0, 看new Node()构造方法就知道了
                // 这个时候有了head，但是tail还是null，设置一下，
                // 把tail指向head，放心，马上就有线程要来了，到时候tail就要被抢了
                // 注意：这里只是设置了tail=head，这里可没return哦，没有return，没有return
                // 所以，设置完了以后，继续for循环，下次就到下面的else分支了
                tail = head;
        }
        // 如果是CAS失败进来的，继续CAS
        else {
            // 下面几行，和上一个方法 addWaiter 是一样的，
            // 只是这个套在无限循环里，反正就是将当前线程排到队尾，有线程竞争的话排不上重复排
            node.prev = t;
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

如果没有被初始化，需要进行初始化一个头结点出来。但请注意，初始化的头结点并不是当前线程节点，而是调用了无参构造函数的节点。如果经历了初始化或者并发导致队列中有元素，则与之前的方法相同。其实，addWaiter就是一个在双端链表添加尾节点的操作，需要注意的是，双端链表的头结点是一个无参构造函数的头结点。
总结一下，线程获取锁的时候，过程大体如下：

当没有线程获取到锁时，线程1获取锁成功。
线程2申请锁，但是锁被线程1占有。

如果再有线程要获取锁，依次在队列中往后排队即可。

回到上边的代码，hasQueuedPredecessors是公平锁加锁时判断等待队列中是否存在有效节点的方法。如果返回False，说明当前线程可以争取共享资源；如果返回True，说明队列中存在有效节点，当前线程必须加入到等待队列中。

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
    // The correctness of this depends on head being initialized
    // before tail and on head.next being accurate if the current
    // thread is first in queue.
    Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
    Node h = head;
    Node s;
    return h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}

看到这里，我们理解一下 h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
为什么要判断的头结点的下一个节点？第一个节点储存的数据是什么？
双向链表中，第一个节点为虚节点，其实并不存储任何信息，只是占位。真正的第一个有数据的节点，是在第二个节点开始的。

当h != t时：如果(s = h.next) == null，等待队列正在有线程进行初始化，但只是进行到了Tail指向Head，没有将Head指向Tail，此时队列中有元素，并且就是当前线程，需要返回True（这块具体见下边代码分析）。
如果(s = h.next) != null，说明此时队列中至少有一个有效节点。如果此时s.thread == Thread.currentThread()，说明等待队列的第一个有效节点中的线程与当前线程相同，那么当前线程是可以获取资源的；如果s.thread != Thread.currentThread()，说明等待队列的第一个有效节点线程与当前线程不同，当前线程必须加入进等待队列。 ```java // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer#enq

if (t == null) { // Must initialize if (compareAndSetHead(new Node())) tail = head; } else { node.prev = t; if (compareAndSetTail(t, node)) { t.next = node; return t; } }

节点入队不是原子操作，所以会出现短暂的head != tail，此时Tail指向最后一个节点，而且Tail指向Head。如果Head没有指向Tail（可见5、6、7行），这种情况下也需要将相关线程加入队列中。所以这块代码是为了解决极端情况下的并发问题。
<a name="d0WIS"></a>
#### 2.3.1.3 等待队列中线程出队列时机
回到最初的源码：
```java
// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

上文解释了addWaiter方法，这个方法其实就是把对应的线程以Node的数据结构形式加入到双端队列里，返回的是一个包含该线程的Node。而这个Node会作为参数，进入到acquireQueued方法中。acquireQueued方法可以对排队中的线程进行“获锁”操作。

总的来说，一个线程获取锁失败了，被放入等待队列，acquireQueued会把放入队列中的线程不断去获取锁，直到获取成功或者不再需要获取（中断）。

下面我们从“何时出队列？”和“如何出队列？”两个方向来分析一下acquireQueued源码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
// 下面这个方法，参数node，经过addWaiter(Node.EXCLUSIVE)，此时已经进入阻塞队列
// 注意一下：如果acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))返回true的话，
// 意味着上面这段代码将进入selfInterrupt()，所以正常情况下，下面应该返回false
// 这个方法非常重要，应该说真正的线程挂起，然后被唤醒后去获取锁，都在这个方法里了
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    // 标记是否没拿到资源
    boolean failed = true;
    try {
        // 标记等待过程中是否中断过
        boolean interrupted = false;
        // 开始自旋，要么获取锁，要么中断
        for (;;) {
            // 获取当前节点的前驱节点
            final Node p = node.predecessor();
            // p == head 说明当前节点虽然进到了阻塞队列，但是是阻塞队列的第一个，因为它的前驱是head
            // 注意，阻塞队列不包含head节点，head一般指的是占有锁的线程，head后面的才称为阻塞队列，所以当前节点可以去尝试抢一下锁
            // 这里我们说一下，为什么可以去试试：
            // 首先，它是队头，这个是第一个条件，其次，当前的head有可能是刚刚初始化的node，
            // enq(node) 方法里面有提到，head是延时初始化的，而且new Node()的时候没有设置任何线程
            // 也就是说，当前的head不属于任何一个线程，所以作为队头，可以去试一试，
            // tryAcquire已经分析过了, 忘记了请往前看一下，就是简单用CAS试操作一下state
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                // 获取锁成功，头指针移动到当前node
                setHead(node);
                p.next = null; // help GC
                failed = false;
                return interrupted;
            }
            // p不为头结点，或者p为头节点且当前没有获取到锁（可能是非公平锁被抢占了），
            // 这个时候就要判断当前node是否要被阻塞（被阻塞条件：前驱节点的waitStatus为-1），防止无限循环浪费资源。具体两个方法下面细细分析
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        // 什么时候 failed 会为 true???
        // tryAcquire() 方法抛异常的情况
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

注：setHead方法是把当前节点置为虚节点，但并没有修改waitStatus，因为它是一直需要用的数据。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private void setHead(Node node) {
    head = node;
    node.thread = null;
    node.prev = null;
}

shouldParkAfterFailedAcquire主要用与判断是否需要挂起当前线程。


// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
// 刚刚说过，会到这里就是没有抢到锁呗，这个方法说的是："当前线程没有抢到锁，是否需要挂起当前线程？"
// 第一个参数是前驱节点，第二个参数才是代表当前线程的节点
// 靠前驱节点判断当前线程是否应该被阻塞
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
    // 获取前驱节点的状态
    int ws = pred.waitStatus;
    // 前驱节点的 waitStatus == -1 ，说明前驱节点状态正常，当前线程需要被挂起等待唤醒，直接可以返回true
    if (ws == Node.SIGNAL)
        return true; 
    // 通过枚举值我们知道waitStatus>0是取消状态，说明前驱节点取消了排队。
    // 这里需要知道这点：进入阻塞队列排队的线程会被挂起，而唤醒的操作是由前驱节点完成的。
    // 所以下面这块代码说的是将当前节点的prev指向waitStatus<=0的节点，
    // 简单说，就是为了找个好爹，因为你还得依赖它来唤醒呢，如果前驱节点取消了排队，
    // 找前驱节点的前驱节点做爹，往前遍历总能找到一个好爹的
    if (ws > 0) {
        do {
            // 循环向前查找取消节点，把取消节点从队列中剔除
            node.prev = pred = pred.prev;
        } while (pred.waitStatus > 0);
        pred.next = node;
    } else {
        // 仔细想想，如果进入到这个分支意味着什么
        // 前驱节点的waitStatus不等于-1和1，那也就是只可能是0，-2，-3
        // 在我们前面的源码中，都没有看到有设置waitStatus的，所以每个新的node入队时，waitStatus都是0
        // 正常情况下，前驱节点是之前的 tail，那么它的 waitStatus 应该是 0
        // 用CAS将前驱节点的waitStatus设置为Node.SIGNAL(也就是-1)
        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    }
    // 这个方法返回 false，那么会再走一次 for 循序，
    //     然后再次进来此方法，此时会从第一个分支返回 true
    return false;
}

parkAndCheckInterrupt主要用于挂起当前线程，阻塞调用栈，返回当前线程的中断状态。

// private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)
    // 这个方法结束根据返回值我们简单分析下：
    // 如果返回true, 说明前驱节点的waitStatus==-1，是正常情况，那么当前线程需要被挂起，等待以后被唤醒
    //        我们也说过，以后是被前驱节点唤醒，就等着前驱节点拿到锁，然后释放锁的时候叫你好了
    // 如果返回false, 说明当前不需要被挂起，为什么呢？往后看
    // 跳回到前面是这个方法
    // if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
    //                parkAndCheckInterrupt())
    //                interrupted = true;
    // 1. 如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回true，
    // 那么需要执行parkAndCheckInterrupt():
    // 这个方法很简单，因为前面返回true，所以需要挂起线程，这个方法就是负责挂起线程的
    // 这里用了LockSupport.park(this)来挂起线程，然后就停在这里了，等待被唤醒=======
    private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
        LockSupport.park(this);
        return Thread.interrupted();
    }
    // 2. 接下来说说如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的情况
    // 仔细看shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)，我们可以发现，其实第一次进来的时候，一般都不会返回true的，
    // 原因很简单，前驱节点的waitStatus=-1是依赖于后继节点设置的。也就是说，我都还没给前驱设置-1呢，怎么可能是true呢，
    // 但是要看到，这个方法是套在循环里的，所以第二次进来的时候状态就是-1了。
    // 解释下为什么shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的时候不直接挂起线程：
    // 是为了应对在经过这个方法后，node已经是head的直接后继节点了。剩下的读者自己想想吧。

上述方法的流程图如下：

从上图可以看出，跳出当前循环的条件是当“前置节点是头结点，且当前线程获取锁成功”。为了防止因死循环导致CPU资源被浪费，我们会判断前置节点的状态来决定是否要将当前线程挂起，具体挂起流程用流程图表示如下（shouldParkAfterFailedAcquire流程）：

从队列中释放节点的疑虑打消了，那么又有新问题了：

shouldParkAfterFailedAcquire中取消节点是怎么生成的呢？什么时候会把一个节点的waitStatus设置为-1？
是在什么时间释放节点通知到被挂起的线程呢？

这些下一节再详细解释。

最后再用公平锁理一遍源码，坚持就是胜利！

static final class FairSync extends Sync {
    private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;
      // 争锁
    final void lock() {
        acquire(1);
    }
      // 来自父类AQS，我直接贴过来这边，下面分析的时候同样会这样做，不会给读者带来阅读压力
    // 我们看到，这个方法，如果tryAcquire(arg) 返回true, 也就结束了。
    // 否则，acquireQueued方法会将线程压到队列中
    public final void acquire(int arg) { // 此时 arg == 1
        // 首先调用tryAcquire(1)一下，名字上就知道，这个只是试一试
        // 因为有可能直接就成功了呢，也就不需要进队列排队了，
        // 对于公平锁的语义就是：本来就没人持有锁，根本没必要进队列等待(又是挂起，又是等待被唤醒的)
        if (!tryAcquire(arg) &&
            // tryAcquire(arg)没有成功，这个时候需要把当前线程挂起，放到阻塞队列中。
            acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) {
              selfInterrupt();
        }
    }
    /**
     * Fair version of tryAcquire.  Don't grant access unless
     * recursive call or no waiters or is first.
     */
    // 尝试直接获取锁，返回值是boolean，代表是否获取到锁
    // 返回true：1.没有线程在等待锁；2.重入锁，线程本来就持有锁，也就可以理所当然可以直接获取
    protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
        final Thread current = Thread.currentThread();
        int c = getState();
        // state == 0 此时此刻没有线程持有锁
        if (c == 0) {
            // 虽然此时此刻锁是可以用的，但是这是公平锁，既然是公平，就得讲究先来后到，
            // 看看有没有别人在队列中等了半天了
            if (!hasQueuedPredecessors() &&
                // 如果没有线程在等待，那就用CAS尝试一下，成功了就获取到锁了，
                // 不成功的话，只能说明一个问题，就在刚刚几乎同一时刻有个线程抢先了 =_=
                // 因为刚刚还没人的，我判断过了
                compareAndSetState(0, acquires)) {
                // 到这里就是获取到锁了，标记一下，告诉大家，现在是我占用了锁
                setExclusiveOwnerThread(current);
                return true;
            }
        }
          // 会进入这个else if分支，说明是重入了，需要操作：state=state+1
        // 这里不存在并发问题
        else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
            int nextc = c + acquires;
            if (nextc < 0)
                throw new Error("Maximum lock count exceeded");
            setState(nextc);
            return true;
        }
        // 如果到这里，说明前面的if和else if都没有返回true，说明没有获取到锁
        // 回到上面一个外层调用方法继续看:
        // if (!tryAcquire(arg) 
        //        && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) 
        //     selfInterrupt();
        return false;
    }
    // 假设tryAcquire(arg) 返回false，那么代码将执行：
      //        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)，
    // 这个方法，首先需要执行：addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
    /**
     * Creates and enqueues node for current thread and given mode.
     *
     * @param mode Node.EXCLUSIVE for exclusive, Node.SHARED for shared
     * @return the new node
     */
    // 此方法的作用是把线程包装成node，同时进入到队列中
    // 参数mode此时是Node.EXCLUSIVE，代表独占模式
    private Node addWaiter(Node mode) {
        Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
        // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
        // 以下几行代码想把当前node加到链表的最后面去，也就是进到阻塞队列的最后
        Node pred = tail;
        // tail!=null => 队列不为空(tail==head的时候，其实队列是空的，不过不管这个吧)
        if (pred != null) { 
            // 将当前的队尾节点，设置为自己的前驱 
            node.prev = pred; 
            // 用CAS把自己设置为队尾, 如果成功后，tail == node 了，这个节点成为阻塞队列新的尾巴
            if (compareAndSetTail(pred, node)) { 
                // 进到这里说明设置成功，当前node==tail, 将自己与之前的队尾相连，
                // 上面已经有 node.prev = pred，加上下面这句，也就实现了和之前的尾节点双向连接了
                pred.next = node;
                // 线程入队了，可以返回了
                return node;
            }
        }
        // 仔细看看上面的代码，如果会到这里，
        // 说明 pred==null(队列是空的) 或者 CAS失败(有线程在竞争入队)
        // 读者一定要跟上思路，如果没有跟上，建议先不要往下读了，往回仔细看，否则会浪费时间的
        enq(node);
        return node;
    }
    /**
     * Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above.
     * @param node the node to insert
     * @return node's predecessor
     */
    // 采用自旋的方式入队
    // 之前说过，到这个方法只有两种可能：等待队列为空，或者有线程竞争入队，
    // 自旋在这边的语义是：CAS设置tail过程中，竞争一次竞争不到，我就多次竞争，总会排到的
    private Node enq(final Node node) {
        for (;;) {
            Node t = tail;
            // 之前说过，队列为空也会进来这里
            if (t == null) { // Must initialize
                // 初始化head节点
                // 细心的读者会知道原来 head 和 tail 初始化的时候都是 null 的
                // 还是一步CAS，你懂的，现在可能是很多线程同时进来呢
                if (compareAndSetHead(new Node()))
                    // 给后面用：这个时候head节点的waitStatus==0, 看new Node()构造方法就知道了
                    // 这个时候有了head，但是tail还是null，设置一下，
                    // 把tail指向head，放心，马上就有线程要来了，到时候tail就要被抢了
                    // 注意：这里只是设置了tail=head，这里可没return哦，没有return，没有return
                    // 所以，设置完了以后，继续for循环，下次就到下面的else分支了
                    tail = head;
            } else {
                // 下面几行，和上一个方法 addWaiter 是一样的，
                // 只是这个套在无限循环里，反正就是将当前线程排到队尾，有线程竞争的话排不上重复排
                node.prev = t;
                if (compareAndSetTail(t, node)) {
                    t.next = node;
                    return t;
                }
            }
        }
    }
    // 现在，又回到这段代码了
    // if (!tryAcquire(arg) 
    //        && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) 
    //     selfInterrupt();
    // 下面这个方法，参数node，经过addWaiter(Node.EXCLUSIVE)，此时已经进入阻塞队列
    // 注意一下：如果acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))返回true的话，
    // 意味着上面这段代码将进入selfInterrupt()，所以正常情况下，下面应该返回false
    // 这个方法非常重要，应该说真正的线程挂起，然后被唤醒后去获取锁，都在这个方法里了
    final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
        boolean failed = true;
        try {
            boolean interrupted = false;
            for (;;) {
                final Node p = node.predecessor();
                // p == head 说明当前节点虽然进到了阻塞队列，但是是阻塞队列的第一个，因为它的前驱是head
                // 注意，阻塞队列不包含head节点，head一般指的是占有锁的线程，head后面的才称为阻塞队列
                // 所以当前节点可以去试抢一下锁
                // 这里我们说一下，为什么可以去试试：
                // 首先，它是队头，这个是第一个条件，其次，当前的head有可能是刚刚初始化的node，
                // enq(node) 方法里面有提到，head是延时初始化的，而且new Node()的时候没有设置任何线程
                // 也就是说，当前的head不属于任何一个线程，所以作为队头，可以去试一试，
                // tryAcquire已经分析过了, 忘记了请往前看一下，就是简单用CAS试操作一下state
                if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                    setHead(node);
                    p.next = null; // help GC
                    failed = false;
                    return interrupted;
                }
                // 到这里，说明上面的if分支没有成功，要么当前node本来就不是队头，
                // 要么就是tryAcquire(arg)没有抢赢别人，继续往下看
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                    interrupted = true;
            }
        } finally {
            // 什么时候 failed 会为 true???
            // tryAcquire() 方法抛异常的情况
            if (failed)
                cancelAcquire(node);
        }
    }
    /**
     * Checks and updates status for a node that failed to acquire.
     * Returns true if thread should block. This is the main signal
     * control in all acquire loops.  Requires that pred == node.prev
     *
     * @param pred node's predecessor holding status
     * @param node the node
     * @return {@code true} if thread should block
     */
    // 刚刚说过，会到这里就是没有抢到锁呗，这个方法说的是："当前线程没有抢到锁，是否需要挂起当前线程？"
    // 第一个参数是前驱节点，第二个参数才是代表当前线程的节点
    private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
        int ws = pred.waitStatus;
        // 前驱节点的 waitStatus == -1 ，说明前驱节点状态正常，当前线程需要挂起，直接可以返回true
        if (ws == Node.SIGNAL)
            /*
             * This node has already set status asking a release
             * to signal it, so it can safely park.
             */
            return true;
        // 前驱节点 waitStatus大于0 ，之前说过，大于0 说明前驱节点取消了排队。
        // 这里需要知道这点：进入阻塞队列排队的线程会被挂起，而唤醒的操作是由前驱节点完成的。
        // 所以下面这块代码说的是将当前节点的prev指向waitStatus<=0的节点，
        // 简单说，就是为了找个好爹，因为你还得依赖它来唤醒呢，如果前驱节点取消了排队，
        // 找前驱节点的前驱节点做爹，往前遍历总能找到一个好爹的
        if (ws > 0) {
            /*
             * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
             * indicate retry.
             */
            do {
                node.prev = pred = pred.prev;
            } while (pred.waitStatus > 0);
            pred.next = node;
        } else {
            /*
             * waitStatus must be 0 or PROPAGATE.  Indicate that we
             * need a signal, but don't park yet.  Caller will need to
             * retry to make sure it cannot acquire before parking.
             */
            // 仔细想想，如果进入到这个分支意味着什么
            // 前驱节点的waitStatus不等于-1和1，那也就是只可能是0，-2，-3
            // 在我们前面的源码中，都没有看到有设置waitStatus的，所以每个新的node入队时，waitStatu都是0
            // 正常情况下，前驱节点是之前的 tail，那么它的 waitStatus 应该是 0
            // 用CAS将前驱节点的waitStatus设置为Node.SIGNAL(也就是-1)
            compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
        }
        // 这个方法返回 false，那么会再走一次 for 循序，
        //     然后再次进来此方法，此时会从第一个分支返回 true
        return false;
    }
    // private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)
    // 这个方法结束根据返回值我们简单分析下：
    // 如果返回true, 说明前驱节点的waitStatus==-1，是正常情况，那么当前线程需要被挂起，等待以后被唤醒
    //        我们也说过，以后是被前驱节点唤醒，就等着前驱节点拿到锁，然后释放锁的时候叫你好了
    // 如果返回false, 说明当前不需要被挂起，为什么呢？往后看
    // 跳回到前面是这个方法
    // if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
    //                parkAndCheckInterrupt())
    //                interrupted = true;
    // 1. 如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回true，
    // 那么需要执行parkAndCheckInterrupt():
    // 这个方法很简单，因为前面返回true，所以需要挂起线程，这个方法就是负责挂起线程的
    // 这里用了LockSupport.park(this)来挂起线程，然后就停在这里了，等待被唤醒=======
    private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
        LockSupport.park(this);
        return Thread.interrupted();
    }
    // 2. 接下来说说如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的情况
   // 仔细看shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)，我们可以发现，其实第一次进来的时候，一般都不会返回true的，原因很简单，前驱节点的waitStatus=-1是依赖于后继节点设置的。也就是说，我都还没给前驱设置-1呢，怎么可能是true呢，但是要看到，这个方法是套在循环里的，所以第二次进来的时候状态就是-1了。
    // 解释下为什么shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的时候不直接挂起线程：
    // => 是为了应对在经过这个方法后，node已经是head的直接后继节点了。剩下的读者自己想想吧。
}

2.3.2 CANCELLED状态节点生成

acquireQueued方法中的Finally代码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    boolean failed = true;
    try {
    ...
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                ...
                failed = false;
        ...
            }
            ...
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
        }
}

通过cancelAcquire方法，将Node的状态标记为CANCELLED。接下来，我们逐行来分析这个方法的原理：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private void cancelAcquire(Node node) {
  // 将无效节点过滤
    if (node == null)
        return;
  // 设置该节点不关联任何线程，也就是虚节点
    node.thread = null;
    Node pred = node.prev;
  // 通过前驱节点，跳过取消状态的node
    while (pred.waitStatus > 0)
        node.prev = pred = pred.prev;
  // 获取过滤后的前驱节点的后继节点
    Node predNext = pred.next;
  // 把当前node的状态设置为CANCELLED
    node.waitStatus = Node.CANCELLED;
  // 如果当前节点是尾节点，将从后往前的第一个非取消状态的节点设置为尾节点
  // 更新失败的话，则进入else，如果更新成功，将tail的后继节点设置为null
    if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
        compareAndSetNext(pred, predNext, null);
    } else {
        int ws;
    // 如果当前节点不是head的后继节点，1:判断当前节点前驱节点的是否为SIGNAL，2:如果不是，则把前驱节点设置为SINGAL看是否成功
    // 如果1和2中有一个为true，再判断当前节点的线程是否为null
    // 如果上述条件都满足，把当前节点的前驱节点的后继指针指向当前节点的后继节点
        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 {
      // 如果当前节点是head的后继节点，或者上述条件不满足，那就唤醒当前节点的后继节点
            unparkSuccessor(node);
        }
        node.next = node; // help GC
    }
}

当前的流程：

获取当前节点的前驱节点，如果前驱节点的状态是CANCELLED，那就一直往前遍历，找到第一个waitStatus <= 0的节点，将找到的Pred节点和当前Node关联，将当前Node设置为CANCELLED。
根据当前节点的位置，考虑以下三种情况：

(1) 当前节点是尾节点。
(2) 当前节点是Head的后继节点。
(3) 当前节点不是Head的后继节点，也不是尾节点。
根据上述第二条，我们来分析每一种情况的流程。
当前节点是尾节点。

当前节点是Head的后继节点。

当前节点不是Head的后继节点，也不是尾节点。

通过上面的流程，我们对于CANCELLED节点状态的产生和变化已经有了大致的了解，但是为什么所有的变化都是对Next指针进行了操作，而没有对Prev指针进行操作呢？什么情况下会对Prev指针进行操作？
执行cancelAcquire的时候，当前节点的前置节点可能已经从队列中出去了（已经执行过Try代码块中的shouldParkAfterFailedAcquire方法了），如果此时修改Prev指针，有可能会导致Prev指向另一个已经移除队列的Node，因此这块变化Prev指针不安全。 shouldParkAfterFailedAcquire方法中，会执行下面的代码，其实就是在处理Prev指针。shouldParkAfterFailedAcquire是获取锁失败的情况下才会执行，进入该方法后，说明共享资源已被获取，当前节点之前的节点都不会出现变化，因此这个时候变更Prev指针比较安全。

do {
    node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);

2.3.3 如何解锁

我们已经剖析了加锁过程中的基本流程，接下来再对解锁的基本流程进行分析。由于ReentrantLock在解锁的时候，并不区分公平锁和非公平锁，所以我们直接看解锁的源码：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
public void unlock() {
    sync.release(1);
}

可以看到，本质释放锁的地方，是通过框架来完成的。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

在ReentrantLock里面的公平锁和非公平锁的父类Sync定义了可重入锁的释放锁机制。

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync
// 方法返回当前锁是不是没有被线程持有
protected final boolean tryRelease(int releases) {
    // 减少可重入次数
    int c = getState() - releases;
    // 当前线程不是持有锁的线程，抛出异常
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    // 是否完全释放锁
    boolean free = false;
    // 如果持有线程全部释放，将当前独占锁所有线程设置为null，并更新state
    if (c == 0) {
        free = true;
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    setState(c);
    return free;
}

我们来解释下述源码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
public final boolean release(int arg) {
    // 上边自定义的tryRelease如果返回true，说明该锁没有被任何线程持有
    if (tryRelease(arg)) {
        // 获取头结点
        Node h = head;
        // 头结点不为空并且头结点的waitStatus不是初始化节点情况，解除线程挂起状态
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

这里的判断条件为什么是h != null && h.waitStatus != 0？

h == null ，Head还没初始化。初始情况下，head == null，第一个节点入队，Head会被初始化一个虚拟节点。所以说，这里如果还没来得及入队，就会出现head == null 的情况。
h != null && waitStatus == 0 表明后继节点对应的线程仍在运行中，不需要唤醒。
h != null && waitStatus < 0 表明后继节点可能被阻塞了，需要唤醒。

再看一下unparkSuccessor方法，用于唤醒后继节点：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
// 唤醒后继节点
// 从上面调用处知道，参数node是head头结点
private void unparkSuccessor(Node node) {
    // 获取头结点waitStatus
    int ws = node.waitStatus;
    // 如果head节点当前waitStatus<0, 将其修改为0
    if (ws < 0)
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
    // 获取当前节点的下一个节点
    Node s = node.next;
    // 下面的代码就是唤醒后继节点，但是有可能后继节点取消了等待（waitStatus==1）
    // 从队尾往前找，找到waitStatus<=0的所有节点中排在最前面的
    if (s == null || s.waitStatus > 0) {
        s = null;
        // 就从尾部节点开始找，到队首，找到队列第一个waitStatus<0的节点。
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
            if (t.waitStatus <= 0)
                s = t;
    }
    // 如果当前节点的下个节点不为空，而且状态<=0，就把当前节点unpark，唤醒
    if (s != null)
        LockSupport.unpark(s.thread);
}

为什么要从后往前找第一个非Cancelled的节点呢？原因如下。
之前的addWaiter方法：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private Node addWaiter(Node mode) {
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
    Node pred = tail;
    if (pred != null) {
        node.prev = pred;
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }
    enq(node);
    return node;
}

我们从这里可以看到，节点入队并不是原子操作，也就是说，node.prev = pred; compareAndSetTail(pred, node) 这两个地方可以看作Tail入队的原子操作，但是此时pred.next = node;还没执行，如果这个时候执行了unparkSuccessor方法，就没办法从前往后找了，所以需要从后往前找。还有一点原因，在产生CANCELLED状态节点的时候，先断开的是Next指针，Prev指针并未断开，因此也是必须要从后往前遍历才能够遍历完全部的Node。
综上所述，如果是从前往后找，由于极端情况下入队的非原子操作和CANCELLED节点产生过程中断开Next指针的操作，可能会导致无法遍历所有的节点。所以，唤醒对应的线程后，对应的线程就会继续往下执行。继续执行acquireQueued方法以后，中断如何处理？

2.3.4 中断恢复后的执行流程

唤醒后，会执行return Thread.interrupted();，这个函数返回的是当前执行线程的中断状态，并清除。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    LockSupport.park(this);
    return Thread.interrupted();
}

再回到acquireQueued代码，当parkAndCheckInterrupt返回True或者False的时候，interrupted的值不同，但都会执行下次循环。如果这个时候获取锁成功，就会把当前interrupted返回。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    boolean failed = true;
    try {
        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);
    }
}

如果acquireQueued为True，就会执行selfInterrupt方法。

public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}
// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
static void selfInterrupt() {
    Thread.currentThread().interrupt();
}

该方法其实是为了中断线程。但为什么获取了锁以后还要中断线程呢？这部分属于Java提供的协作式中断知识内容，感兴趣同学可以查阅一下。这里简单介绍一下：

当中断线程被唤醒时，并不知道被唤醒的原因，可能是当前线程在等待中被中断，也可能是释放了锁以后被唤醒。因此我们通过Thread.interrupted()方法检查中断标记（该方法返回了当前线程的中断状态，并将当前线程的中断标识设置为False），并记录下来，如果发现该线程被中断过，就再中断一次。
线程在等待资源的过程中被唤醒，唤醒后还是会不断地去尝试获取锁，直到抢到锁为止。也就是说，在整个流程中，并不响应中断，只是记录中断记录。最后抢到锁返回了，那么如果被中断过的话，就需要补充一次中断。

这里的处理方式主要是运用线程池中基本运作单元Worder中的runWorker，通过Thread.interrupted()进行额外的判断处理，感兴趣的同学可以看下ThreadPoolExecutor源码。

2.3.5 小结

我们在1.3小节中提出了一些问题，现在来回答一下。
Q：某个线程获取锁失败的后续流程是什么呢？
A：存在某种排队等候机制，线程继续等待，仍然保留获取锁的可能，获取锁流程仍在继续。
Q：既然说到了排队等候机制，那么就一定会有某种队列形成，这样的队列是什么数据结构呢？
A：是CLH变体的FIFO双端队列。
Q：处于排队等候机制中的线程，什么时候可以有机会获取锁呢？
A：可以详细看下2.3.1.3小节。
Q：如果处于排队等候机制中的线程一直无法获取锁，需要一直等待么？还是有别的策略来解决这一问题？
A：线程所在节点的状态会变成取消状态，取消状态的节点会从队列中释放，具体可见2.3.2小节。
Q：Lock函数通过Acquire方法进行加锁，但是具体是如何加锁的呢？
A：AQS的Acquire会调用tryAcquire方法，tryAcquire由各个自定义同步器实现，通过tryAcquire完成加锁过程。

在并发环境下，加锁和解锁需要以下三个部件的协调：

锁状态。我们要知道锁是不是被别的线程占有了，这个就是 state 的作用，它为 0 的时候代表没有线程占有锁，可以去争抢这个锁，用 CAS 将 state 设为 1，如果 CAS 成功，说明抢到了锁，这样其他线程就抢不到了，如果锁重入的话，state进行 +1 就可以，解锁就是减 1，直到 state 又变为 0，代表释放锁，所以 lock() 和 unlock() 必须要配对啊。然后唤醒等待队列中的第一个线程，让其来占有锁。
线程的阻塞和解除阻塞。AQS 中采用了 LockSupport.park(thread) 来挂起线程，用 unpark 来唤醒线程。
阻塞队列。因为争抢锁的线程可能很多，但是只能有一个线程拿到锁，其他的线程都必须等待，这个时候就需要一个 queue 来管理这些线程，AQS 用的是一个 FIFO 的队列，就是一个链表，每个 node 都持有后继节点的引用。AQS 采用了 CLH 锁的变体来实现，感兴趣的读者可以参考这篇文章关于CLH的介绍，写得简单明了。
示例图解析
下面属于回顾环节，用简单的示例来说一遍，如果上面的有些东西没看懂，这里还有一次帮助你理解的机会。
首先，第一个线程调用 reentrantLock.lock()，翻到最前面可以发现，tryAcquire(1) 直接就返回 true 了，结束。只是设置了 state=1，连 head 都没有初始化，更谈不上什么阻塞队列了。要是线程 1 调用 unlock() 了，才有线程 2 来，那世界就太太太平了，完全没有交集嘛，那我还要 AQS 干嘛。
如果线程 1 没有调用 unlock() 之前，线程 2 调用了 lock(), 想想会发生什么？
线程 2 会初始化 head【new Node()】，同时线程 2 也会插入到阻塞队列并挂起 (注意看这里是一个 for 循环，而且设置 head 和 tail 的部分是不 return 的，只有入队成功才会跳出循环)
```
private Node enq(final Node node) {
 for (;;) {
     Node t = tail;
     if (t == null) { // Must initialize
         if (compareAndSetHead(new Node()))
             tail = head;
     } else {
         node.prev = t;
         if (compareAndSetTail(t, node)) {
             t.next = node;
             return t;
         }
     }
 }
}
```
首先，是线程 2 初始化 head 节点，此时 head==tail, waitStatus==0

然后线程 2 入队：

同时我们也要看此时节点的 waitStatus，我们知道 head 节点是线程 2 初始化的，此时的 waitStatus 没有设置， java 默认会设置为 0，但是到 shouldParkAfterFailedAcquire 这个方法的时候，线程 2 会把前驱节点，也就是 head 的waitStatus设置为 -1。
那线程 2 节点此时的 waitStatus 是多少呢，由于没有设置，所以是 0；
如果线程 3 此时再进来，直接插到线程 2 的后面就可以了，此时线程 3 的 waitStatus 是 0，到 shouldParkAfterFailedAcquire 方法的时候把前驱节点线程 2 的 waitStatus 设置为 -1。

这里可以简单说下 waitStatus 中 SIGNAL(-1) 状态的意思，Doug Lea 注释的是：代表后继节点需要被唤醒。也就是说这个 waitStatus 其实代表的不是自己的状态，而是后继节点的状态，我们知道，每个 node 在入队的时候，都会把前驱节点的状态改为 SIGNAL，然后阻塞，等待被前驱唤醒。这里涉及的是两个问题：有线程取消了排队、唤醒操作。其实本质是一样的，读者也可以顺着 “waitStatus代表后继节点的状态” 这种思路去看一遍源码。
3 AQS应用
3.1 ReentrantLock的可重入应用
ReentrantLock的可重入性是AQS很好的应用之一，在了解完上述知识点以后，我们很容易得知ReentrantLock实现可重入的方法。在ReentrantLock里面，不管是公平锁还是非公平锁，都有一段逻辑。
公平锁： ```java // java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync#tryAcquire

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; }

非公平锁：
```java
// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync#nonfairTryAcquire
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;
}

从上面这两段都可以看到，有一个同步状态State来控制整体可重入的情况。State是Volatile修饰的，用于保证一定的可见性和有序性。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private volatile int state;

接下来看State这个字段主要的过程：

State初始化的时候为0，表示没有任何线程持有锁。
当有线程持有该锁时，值就会在原来的基础上+1，同一个线程多次获得锁是，就会多次+1，这里就是可重入的概念。
解锁也是对这个字段-1，一直到0，此线程对锁释放。
3.2 JUC中的应用场景
除了上边ReentrantLock的可重入性的应用，AQS作为并发编程的框架，为很多其他同步工具提供了良好的解决方案。下面列出了JUC中的几种同步工具，大体介绍一下AQS的应用场景：

同步工具	同步工具与AQS的关联
ReentrantLock	使用AQS保存锁重复持有的次数。当一个线程获取锁时，ReentrantLock记录当前获得锁的线程标识，用于检测是否重复获取，以及错误线程试图解锁操作时异常情况的处理。
Semaphore	使用AQS同步状态来保存信号量的当前计数。tryRelease会增加计数，acquireShared会减少计数。
CountDownLatch	使用AQS同步状态来表示计数。计数为0时，所有的Acquire操作（CountDownLatch的await方法）才可以通过。
ReentrantReadWriteLock	使用AQS同步状态中的16位保存写锁持有的次数，剩下的16位用于保存读锁的持有次数。
ThreadPoolExecutor	Worker利用AQS同步状态实现对独占线程变量的设置（tryAcquire和tryRelease）。

3.3 自定义同步工具

了解AQS基本原理以后，按照上面所说的AQS知识点，自己实现一个同步工具。

public class LeeLock  {
    private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
        @Override
        protected boolean tryAcquire (int arg) {
            return compareAndSetState(0, 1);
        }
        @Override
        protected boolean tryRelease (int arg) {
            setState(0);
            return true;
        }
        @Override
        protected boolean isHeldExclusively () {
            return getState() == 1;
        }
    }
    private Sync sync = new Sync();
    public void lock () {
        sync.acquire(1);
    }
    public void unlock () {
        sync.release(1);
    }
}

通过我们自己定义的Lock完成一定的同步功能。

public class LeeMain {
    static int count = 0;
    static LeeLock leeLock = new LeeLock();
    public static void main (String[] args) throws InterruptedException {
        Runnable runnable = new Runnable() {
            @Override
            public void run () {
                try {
                    leeLock.lock();
                    for (int i = 0; i < 10000; i++) {
                        count++;
                    }
                } catch (Exception e) {
                    e.printStackTrace();
                } finally {
                    leeLock.unlock();
                }
            }
        };
        Thread thread1 = new Thread(runnable);
        Thread thread2 = new Thread(runnable);
        thread1.start();
        thread2.start();
        thread1.join();
        thread2.join();
        System.out.println(count);
    }
}

上述代码每次运行结果都会是20000。通过简单的几行代码就能实现同步功能，这就是AQS的强大之处。

总结

我们日常开发中使用并发的场景太多，但是对并发内部的基本框架原理了解的人却不多。由于篇幅原因，本文仅介绍了可重入锁ReentrantLock的原理和AQS原理，希望能够成为大家了解AQS和ReentrantLock等同步器的“敲门砖”。

前言