聊一聊 ReentrantLock 和 AQS 那点事

每日一言

男生魅力最重要的部分，是有勇气面对失败；而生活的美好之处，恰恰在于它的不确定性

前言

AbstractQueuedSynchronizer（AQS）是 Java 并发编程中绕不过去的一道坎，JUC 并发包下的 Lock、Semaphore、ReentrantLock 等都是基于 AQS 实现的。AQS 是一个抽象的同步框架，提供了原子性管理同步状态，基于阻塞队列模型实现阻塞和唤醒等待线程的功能

文章从 ReentrantLock 加锁、解锁应用 API 入手，逐步讲解 AQS 对应源码以及相关隐含流程

列出本篇文章大纲以及相关知识点，方便大家更好的理解

什么是 ReentrantLock

ReentrantLock 翻译为 可重入锁，指的是一个线程能够对 临界区共享资源进行重复加锁

确保线程安全最常见的做法是利用锁机制（Lock、sychronized）来对 共享数据做互斥同步，这样在同一个时刻，只有 一个线程可以执行某个方法或者某个代码块，那么操作必然是 原子性的，线程安全的

这里就有个疑问，因为 JDK 中关键字 synchronized 也能同时支持原子性以及线程安全

有了 synchronized 关键字后为什么还需要 ReentrantLock?

为了大家更好的掌握 ReentrantLock 源码，这里列出两种锁之间的区别

通过以上六个维度比对，可以看出 ReentrantLock 是要比 synchronized 灵活以及支持功能更丰富

什么是 AQS

AQS（ AbstractQueuedSynchronizer ）是一个用来构建锁和同步器的抽象框架，只需要继承 AQS 就可以很方便的实现我们自定义的多线程同步器、锁

如图所示，在 java.util.concurrent 包下相关锁、同步器（常用的有 ReentrantLock、 ReadWriteLock、CountDownLatch...）都是基于 AQS 来实现

AQS 是典型的模板方法设计模式，父类（AQS）定义好骨架和内部操作细节，具体规则由子类去实现

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AQS 核心原理

如果被请求的共享资源未被占用，将当前请求资源的线程设置为独占线程，并将共享资源设置为锁定状态

AQS 使用一个 Volatile 修饰的 int 类型的成员变量 State 来表示同步状态，修改同步状态成功即为获得锁

Volatile 保证了变量在多线程之间的可见性，修改 State 值时通过 CAS 机制来保证修改的原子性

如果共享资源被占用，需要一定的阻塞等待唤醒机制来保证锁的分配，AQS 中会将竞争共享资源失败的线程添加到一个变体的 CLH 队列中

关于支撑 AQS 特性的重要方法及属性如下：

public abstract class AbstractQueuedSynchronizer 
  extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
      // CLH 变体队列头、尾节点
    private transient volatile Node head;
      private transient volatile Node tail;
      // AQS 同步状态
       private volatile int state;
      // CAS 方式更新 state
      protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
        return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
    }
}

CLH 队列

既然是 AQS 中使用的是 CLH 变体队列，我们先来了解下 CLH 队列是什么

CLH：Craig、Landin and Hagersten 队列，是 单向链表实现的队列。申请线程只在本地变量上自旋，它不断轮询前驱的状态，如果发现 前驱节点释放了锁就结束自旋

通过对 CLH 队列的说明，可以得出以下结论

1. CLH 队列是一个单向链表，保持 FIFO 先进先出的队列特性
2. 通过 tail 尾节点（原子引用）来构建队列，总是指向最后一个节点
3. 未获得锁节点会进行自旋，而不是切换线程状态
4. 并发高时性能较差，因为未获得锁节点不断轮训前驱节点的状态来查看是否获得锁

AQS 中的队列是 CLH 变体的虚拟双向队列，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

相比于 CLH 队列而言，AQS 中的 CLH 变体等待队列拥有以下特性

1. AQS 中队列是个双向链表，也是 FIFO 先进先出的特性
2. 通过 Head、Tail 头尾两个节点来组成队列结构，通过 volatile 修饰保证可见性
3. Head 指向节点为已获得锁的节点，是一个虚拟节点，节点本身不持有具体线程
4. 获取不到同步状态，会将节点进行自旋获取锁，自旋一定次数失败后会将线程阻塞，相对于 CLH 队列性能较好

认识 AOS

抽象类 AQS 同样继承自抽象类 AOS（AbstractOwnableSynchronizer）

AOS 内部只有一个 Thread 类型的变量，提供了获取和设置当前独占锁线程的方法

主要作用是 记录当前占用独占锁（互斥锁）的线程实例

public abstract class AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
    // 独占线程（不参与序列化）
    private transient Thread exclusiveOwnerThread;
    // 设置当前独占的线程
    protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
        exclusiveOwnerThread = thread;
    }
    // 返回当前独占的线程
    protected final Thread getExclusiveOwnerThread() {
        return exclusiveOwnerThread;
    }
}

为什么要掌握 AQS

如何能够体现程序员的水平，那就是掌握大多数人所不掌握的技术，这也是为什么面试时 AQS 高频出现的原因，因为它不简单

最初接触 ReentrantLock 以及 AQS 的时候，看到源码就是一头雾水，Debug 跟着跟着就 迷失了自己，相信这也是大多数人的反应

正是因为经历过，所以才能从小白的心理上出发，把其中的知识点能够尽数梳理

作者写的很用心，看过这篇文章的小伙伴，不敢保证百分百理解 AQS 和 ReentrantLock 的原理，但是一定会有所收获

独占加锁源码解析

什么是独占锁

独占锁也叫排它锁，是指该锁一次只能被一个线程所持有，如果别的线程想要获取锁，只有等到持有锁线程释放

获得排它锁的线程即能读数据又能修改数据，与之对立的就是共享锁

共享锁是指该锁可被多个线程所持有。如果线程T对数据A加上共享锁后，则其他线程只能对A再加共享锁，不能加排它锁

获得共享锁的线程只能读数据，不能修改数据

独占锁加锁

ReentrantLock 就是独占锁的一种实现方式，接下来看代码中如何使用 ReentrantLock 完成独占式加锁业务逻辑

public static void main(String[] args) {
    // 创建非公平锁
    ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
    // 获取锁操作
    lock.lock();
    try {
        // 执行代码逻辑
    } catch (Exception ex) {
        // ...
    } finally {
        // 解锁操作
        lock.unlock();
    }
}

new ReentrantLock() 构造函数默认创建的是非公平锁 NonfairSync

public ReentrantLock() {
    sync = new NonfairSync();
}

同时也可以在创建锁构造函数中传入具体参数创建公平锁 FairSync

ReentrantLock lock = new ReentrantLock(true);
--- ReentrantLock
// true 代表公平锁，false 代表非公平锁
public ReentrantLock(boolean fair) {
    sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}

FairSync、NonfairSync 代表公平锁和非公平锁，两者都是 ReentrantLock 静态内部类，只不过实现不同锁语义

公平锁 FairSync

1. 公平锁是指多个线程按照申请锁的顺序来获取锁，线程直接进入队列中排队，队列中的第一个线程才能获得锁
2. 公平锁的优点是等待锁的线程不会饿死。缺点是整体吞吐效率相对非公平锁要低，等待队列中除第一个线程以外的所有线程都会阻塞，CPU 唤醒阻塞线程的开销比非公平锁大

非公平锁 NonfairSync

1. 非公平锁是多个线程加锁时直接尝试获取锁，获取不到才会到等待队列的队尾等待。但如果此时锁刚好可用，那么这个线程可以无需阻塞直接获取到锁
2. 非公平锁的优点是可以减少唤起线程的开销，整体的吞吐效率高，因为线程有几率不阻塞直接获得锁，CPU 不必唤醒所有线程。缺点是处于等待队列中的线程可能会饿死，或者等很久才会获得锁

两者的都继承自 ReentrantLock 静态抽象内部类 Sync，Sync 类继承自 AQS，这里就有个疑问

这些锁都没有直接继承 AQS，而是定义了一个 Sync 类去继承 AQS，为什么要这样呢？

因为 锁面向的是使用用户，同步器面向的则是线程控制，那么在锁的实现中聚合同步器而不是直接继承 AQS 就可以很好的 隔离二者所关注的事情

通过对不同锁种类的讲解以及 ReentrantLock 内部结构的解析，根据上下级关系继承图，加深其理解

这里以非公平锁举例，查看加锁的具体过程，详细信息下文会详细说明

看一下非公平锁加锁方法 lock 内部怎么做的

ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
lock.lock();
--- ReentrantLock
public void lock() {
    sync.lock();
}
--- Sync
abstract void lock();

Sync#lock 为抽象方法，最终会调用其子类非公平锁的方法 lock

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

非公平加锁方法有两个逻辑

1. 通过比较并替换 State（同步状态）成功与否决定是否获得锁，设置 State 为 1表示成功获取锁，并将当前线程设置为独占线程
2. 修改 State 值失败则进入尝试获取锁流程，acquire 方法为 AQS 提供的方法

compareAndSetState 以 CAS 比较并替换的方式将 State 值设置为 1，表示同步状态被占用

protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
    // See below for intrinsics setup to support this
    return unsafe.compareAndSwapInt(this, StateOffset, expect, update);
}

setExclusiveOwnerThread 设置当前线程为独占锁拥有线程

protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
    exclusiveOwnerThread = thread;
}

acquire 对整个 AQS 做到了承上启下的作用，通过 tryAcquire 模版方法进行尝试获取锁，获取锁失败包装当前线程为 Node 节点加入等待队列排队

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

tryAcquire 是 AQS 中抽象模版方法，但是内部会有默认实现，虽然默认的方法内部抛出异常，为什么不直接定义为抽象方法呢?

因为 AQS 不只是对独占锁实现了抽象，同时还包括共享锁；不同锁定义了不同类别的方法，共享锁就不需要 tryAcquire，如果定义为抽象方法，继承 AQS 子类都需要实现该方法

protected boolean tryAcquire(int arg) {
    throw new UnsupportedOperationException();
}

NonfairSync 类中有 tryAcquire 重写方法，继续查看具体如何进行非公平方式获取锁

protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    return nonfairTryAcquire(acquires);
}

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
    final Thread current = Thread.currentThread();
    int c = getState();
      // State 等于0表示此时无锁
    if (c == 0) {
          // 再次使用CAS尝试获取锁, 表现为非公平锁特性
        if (compareAndSetState(0, acquires)) {
              // 设置线程为独占锁线程
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    // 如果当前线程等于已获取锁线程, 表现为可重入锁特性
    } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0) // overflow
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
          // 设置 State
        setState(nextc);
        return true;
    }
      // 如果state不等于0并且独占线程不是当前线程, 返回 false
    return false;
}

由于 tryAcquire 做了取反，如果设置 state 失败并且独占锁线程不是自己本身返回 false，通过取反会进入接下来的流程

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

Node 入队流程

尝试获得锁失败，接下来会将线程组装成为 Node 进行入队流程

Node 是 AQS 中最基本的数据结构，也是 CLH 变体队列中的节点，Node 有 SHARED（共享）、EXCLUSIVE（独占） 两种模式，文章主要介绍 EXCLUSIVE 模式，不相关的属性和方法不予介绍

下面列出关于 Node EXCLUSIVE 模式的一些关键方法以及状态信息

Node 中独占锁相关的 waitStatus 属性分别有以下几种状态

介绍完 Node 相关基础知识，看一下请求锁线程如何被包装为 Node，又是如何初始化入队的

private Node addWaiter(Node mode) {
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    // 获取等待队列的尾节点
    Node pred = tail;
      // 如果尾节点不为空, 将 node 设置为尾节点, 并将原尾节点 next 指向 新的尾节点node
    if (pred != null) {
        node.prev = pred;
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }
      // 尾部为空，enq 执行
    enq(node);
    return node;
}

pred 为队列的尾节点，根据尾节点是否为空会执行对应流程

1. 尾节点不为空，证明队列已被初始化，那么需要将对应的 node（当前线程）设置为新的尾节点，也就是入队操作；将 node 节点的前驱指针指向 pred（尾节点），并将 node 通过 CAS 方式设置为 AQS 等待队列的尾节点，替换成功后将原来的尾节点后继指针指向新的尾节点
2. 尾节点为空，证明还没有初始化队列，执行 enq 方法进行初始化队列

enq 方法执行初始化队列操作，等待队列中虚拟化的头节点也是在这里产生

private Node enq(final Node node) {
    for (; ; ) {
        Node t = tail;
        if (t == null) {
              // 虚拟化一个空Node, 并将head指向空Node
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                  // 将尾节点等于头节点
                tail = head;
        } else {
              // node上一条指向尾节点
            node.prev = t;
              // 设置node为尾节点
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                  // 设置原尾节点的下一条指向node
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

执行 enq 方法的前提就是队列尾节点为空，为什么还要再判断尾节点是否为空？

因为 enq 方法中是一个死循环，循环过程中 t 的值是不固定的。假如执行 enq 方法时队列为空，for 循环会执行两遍不同的处理逻辑

1. 尾节点为空，虚拟化出一个新的 Node 头节点，这时队列中只有一个元素，为了保证 AQS 队列结构的完整性，会将尾节点指向头节点，第一遍循环结束
2. 第二遍不满足尾节点为空条件，执行 else 语句块，node 节点前驱指针指向尾节点，并将 node 通过 CAS 设置为新的尾节点，成功后设置原尾节点的后继指针指向 node，至此入队成功。返回的 t 无意义，只是为了终止死循环

画两张图来理解 enq 方法整体初始化 AQS 队列流程，假设T1、T2两个线程争取锁，T1成功获得锁，T2进行入队操作

1. T2进行入队操作，循环第一遍，尾节点为空。开始初始化头节点，并将尾节点指向头节点，最终队列形式是这样纸滴

1. 循环第二遍，需要将 node 设置为新的尾节点。逻辑如下：尾节点不为空，设置 node 前驱指针指向尾节点，并将 node 设置为尾节点，原尾节点 next 指针指向 node

addWaiter 方法就是为了让 Node 入队，并且维护出一个双向队列模型

入队执行成功后，会在 acquireQueued 再次尝试竞争锁，竞争失败后会将线程阻塞

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

acquireQueued 方法会尝试自旋获取锁，获取失败对当前线程实施阻塞流程，这也是为了避免无意义的自旋，对比 CLH 队列性能优化的体现

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    boolean failed = true;
    try {
        boolean interrupted = false;
        for (; ; ) {
              // 获取node上一个节点
            final Node p = node.predecessor();
              // 如果node为头节点 & 尝试获取锁成功
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                  // 此时当前node线程获取到了锁
                  // 将node设置为新的头节点
                setHead(node);
                  // help GC
                p.next = null;
                failed = false;
                return interrupted;
            }
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

通过 node.predecessor() 获取节点的前驱节点，前驱节点为空抛出空指针异常

final Node predecessor() throws NullPointerException {
    Node p = prev;
    if (p == null)
        throw new NullPointerException();
    else
        return p;
}

获取到前驱节点后进行两步逻辑判断

1. 判断前驱节点 p 是否为头节点，为 true 进行尝试获取锁，获取锁成功设置当前节点为新的头节点，并将原头节点的后驱指针设为空
2. 前驱节点不是头节点或者尝试加锁失败，执行线程休眠阻塞操作

如果 node 获得锁后，setHead 将节点设置为队列头，从而实现出队效果，出于 GC 的考虑，清空未使用的数据

private void setHead(Node node) {
    head = node;
    node.thread = null;
    node.prev = null;
}

shouldParkAfterFailedAcquire 需要重点关注下，流程相对比较难理解

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;
}

ws 表示为当前申请锁节点前驱节点的等待状态，代码中包含三个逻辑，分别是：

1. ws == Node.SIGNAL，表示需要将申请锁节点进行阻塞
2. ws > 0，表示等待队列中包含被取消节点，需要调整队列
3. 如果 ws == Node.SIGNAL || ws >0 都为 false，使用 CAS 的方式将前驱节点等待状态设置为 Node.SIGNAL

设置当前节点的前置节点等待状态为 Node.SIGNAL，表示当前节点获取锁失败，需要进行阻塞操作

还是通过几张图来理解流程，假设此时 T1、T2 线程来争夺锁

T1 线程获得锁，T2 进入 AQS 等待队列排队，并通过 CAS 将 T2 节点的前驱节点等待状态置为 SIGNAL

执行切换前驱节点等待状态后返回 false，继续进行循环尝试获取同步状态

这一步操作保证了线程能进行多次重试，尽量避免线程状态切换

如果 T1 线程没有释放锁，T2 线程第二次执行到 shouldParkAfterFailedAcquire 方法，因为前驱节点已设置为 SIGNAL，所以会直接返回 true，执行线程阻塞操作

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
      // 将当前线程进行阻塞
    LockSupport.park(this);
      // 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
    return Thread.interrupted();
}

LockSupport.park 方法将当前等待队列中线程进行阻塞操作，线程执行一个从 RUNNABLE 到 WAITING 状态转变

如果线程被唤醒，通过执行 Thread.interrupted 查看中断状态，这里的中断状态会被传递到 acquire 方法

public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) &&
            acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
          // 如果线程被中断, 这里会再次设置中断状态
          // 因为如果线程中断, 调用 Thread.interrupted 虽然会返回 true, 但是会清除线程中断状态
        selfInterrupt();
}

即使线程从 park 方法中唤醒后发现自己被中断了，但是不影响接下来的获取锁操作，如果需要设置线程中断来影响流程，可以使用 lockInterruptibly 获得锁，抛出检查异常 InterruptedException

cancelAcquire

取消排队方法是 AQS 中比较难的知识点，不容易被理解

当线程因为自旋或者异常等情况获取锁失败，会调用此方法进行取消正在获取锁的操作

private void cancelAcquire(Node node) {
    // 不存在的节点直接返回
    if (node == null)
        return;

    node.thread = null;

    /**
     * waitStatus > 0 代表节点为取消状态
     * while循环会将node节点的前驱指针指向一个非取消状态的节点
     * pred等于当前节点的前驱节点（非取消状态）
     */
    Node pred = node.prev;
    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;

    // 设置node等待状态为取消状态
    node.waitStatus = Node.CANCELLED;

    // 🚩步骤一，如果node是尾节点，使用CAS将pred设置为新的尾节点
      
    if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
          // 设置pred（新tail）的后驱指针为空
        compareAndSetNext(pred, predNext, null);
    } else {
        int ws;
          // 🚩步骤二，node的前驱节点pred（非取消状态）!= 头节点
        if (pred != head 
                /**
                 * 1. pred等待状态等于SIGNAL
                 * 2. ws <= 0并且设置pred等待状态为SIGNAL
                 */
                && ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) 
                // pred中线程不为空
                && pred.thread != null) {
            Node next = node.next;
              /**
               * 1. 当前节点的后继节点不为空
               * 2. 后继节点等待状态<=0（表示非取消状态）
               */
            if (next != null && next.waitStatus <= 0)
                  // 设置pred的后继节点设置为当前节点的后继节点
                compareAndSetNext(pred, predNext, next);
        } else {
              // 🚩步骤三，如果当前节点为头节点或者上述条件不满足, 执行唤醒当前节点的后继节点流程
            unparkSuccessor(node);
        }

        node.next = node; // help GC
    }
}

逻辑稍微复杂一些，比较重要是以下三个逻辑

1. 步骤一当前节点为尾节点的话，设置 pred 节点为新的尾节点，成功设置后再将 pred 后继节点设置为空（尾节点不会有后继节点）
2. 步骤二需要满足以下四个条件才会将前驱节点（非取消状态）的后继指针指向当前节点的后继指针

   1）当前节点不等于尾节点

   2）当前节点前驱节点不等于头节点

   3）前驱节点的等待状态不为取消状态

   4）前驱节点的拥有线程不为空

3. 如果不满足步骤二的话，会执行步骤三相关逻辑，唤醒后继节点

步骤一：

假设当前取消节点为尾节点并且前置节点无取消节点，现有等待队列如下图，执行下述逻辑

if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
    compareAndSetNext(pred, predNext, null);
}

将 pred 设置为新的尾节点，并将 pred 后继节点设置为空，因为尾节点不会有后继节点了

T4 线程所在节点因无引用指向，会被 GC 垃圾回收处理

步骤二：

如果当前需要取消节点的前驱节点为取消状态节点，如图所示

设置 pred（非取消状态）的后继节点为 node 的后继节点，并设置 node 的 next 为 自己本身

线程T2、T3所在节点因为被T4所直接或间接指向，如何进行GC?

AQS 等待队列中取消状态节点会在 shouldParkAfterFailedAcquire 方法中被 GC 垃圾回收

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

T4 线程所在节点获取锁失败尝试停止时，会执行上述代码，执行后的等待队列如下图所示

等待队列中取消状态节点就可以被 GC 垃圾回收了，至此加锁流程也就结束了，下面继续看如何解锁

独占解锁源码解析

解锁流程相对于加锁简单了很多，调用对应API-lock.unlock()

--- ReentrantLock
public void unlock() {
    sync.release(1);
}
--- AQS
public final boolean release(int arg) {
      // 尝试释放锁
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

释放锁同步状态

tryRelease 是定义在 AQS 中的抽象方法，通过 Sync 类重写了其实现

protected final boolean tryRelease(int releases) {
    int c = getState() - releases;
      // 如果当前线程不等于拥有锁线程, 抛出异常
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    boolean free = false;
    if (c == 0) {
        free = true;
          // 将拥有锁线程设置为空
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
      // 设置State状态为0, 解锁成功
    setState(c);
    return free;
}

唤醒后继节点

此时 State 值已被释放，对于头节点的判断这块流程比较有意思

Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
        unparkSuccessor(h);

什么情况下头节点为空，当线程还在争夺锁，队列还未初始化，头节点必然是为空的

当头节点等待状态等于0，证明后继节点还在自旋，不需要进行后继节点唤醒

如果同时满足上述两个条件，会对等待队列头节点的后继节点进行唤醒操作

private void unparkSuccessor(Node node) {
      // 获取node等待状态
    int ws = node.waitStatus;
    if (ws < 0)
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
      // 获取node的后继节点
    Node s = node.next;
      // 如果下个节点为空或者被取消, 遍历队列查询非取消节点
    if (s == null || s.waitStatus > 0) {
        s = null;
          // 从队尾开始查找, 等待状态 <= 0 的节点
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
            if (t.waitStatus <= 0)
                s = t;
    }
      // 满足 s != null && s.waitStatus <= 0
      // 执行 unpark
    if (s != null)
        LockSupport.unpark(s.thread);
}

为什么查找队列中未被取消的节点需要从尾部开始？

这个问题有两个原因可以解释，分别是 Node 入队和清理取消状态的节点

1. 先从 addWaiter 入队时说起，compareAndSetTail(pred, node)、pred.next = node 并非原子操作，如果在执行 pred.next = node 前进行 unparkSuccessor，就没有办法通过 next 指针向后遍历，所以才会从后向前找寻非取消的节点
2. cancelAcquire 方法也有导致使用 head 无法遍历全部 Node 的因素，因为先断开的是 next 指针，prev 指针并未断开

唤醒阻塞后流程

当线程获取锁失败被 park 后进入了阻塞模式，前驱节点释放锁后会进行唤醒 unpark，被阻塞线程状态回归 RUNNABLE 状态

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
      // 从此位置唤醒
    LockSupport.park(this);
    return Thread.interrupted();
}

被唤醒线程检查自身是否被中断，返回自身中断状态到 acquireQueued

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);
    }
}

假设自身被中断，设置 interrupted = true，继续通过循环尝试获取锁，获取锁成功后返回 interrupted 中断状态

中断状态本身并不会对加锁流程产生影响，被唤醒后还是会不断进行获取锁，直到获取锁成功进行返回，返回中断状态是为了后续补充中断纪录

如果线程被唤醒后发现中断，成功获取锁后会将中断状态返回，补充中断状态

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

selfInterrupt 就是对线程中断状态的一个补充，补充状态成功后，流程结束

static void selfInterrupt() {
    Thread.currentThread().interrupt();
}

阅读源码小技巧

1、从全局掌握要阅读的源码提供了什么功能

这也是我一直推崇的学习源码方式，学习源码的关键点是抓住主线流程，在了解主线之前不要最开始就研究到源码实现细节中，否则很容易迷失在细枝末节的代码中

以文章中的 AQS 举例，当你知道了它是一个抽象队列同步器，使用它可以更简单的构造锁和同步器等实现

然后从中理解 tryAcquire、tryRelease 等方法实现，这样是不是可以更好的理解与 AQS 与其子类相关的代码

2、把不易理解的源码粘贴出来，整理好格式打好备注

一般源码中的行为格式和我们日常敲代码是不一样的，而且 JDK 源码中的变量命名实在是惨不忍睹

所以就应该将难以理解的源码粘贴出，标上对应注释以及调整成易理解的格式，这样对于源码的阅读就会轻松很多

后记

平常工作中接触到 AQS 相关知识还是很多的，知其然知其所以然，文章以 ReentrantLock 作为切入点，讲述了其公平锁和非公平锁的概念，以及对应 AQS 中 CLH、AOS 等不容易被发现的概念

针对 ReentrantLock 以及 AQS 加锁、解锁、排队等流程进行了详细说明，以图文并茂的方式讲述了其流程源码实现细节，这里希望在看的小伙伴都能收获 AQS 相关知识

参考资料

• https://tech.meituan.com/2019/12/05/aqs-theory-and-apply.html
• https://tech.meituan.com/2018/11/15/java-lock.html
• https://mp.weixin.qq.com/s/y_e3ciU-hiqlb5vseuOFyw
• https://zhuanlan.zhihu.com/p/197840259?utm_source=wechat_session
• https://blog.csdn.net/java_lyvee/article/details/98966684
• https://zhuanlan.zhihu.com/p/197840259?utm_source=wechat_session