显示锁ReentrantLock的内部同步依赖于AQS（AbstractQueuedSynchronizer），因此，分析ReentrantLock必然涉及AQS。
本文假设读者已熟练掌握AQS的基本原理（参考AQS的基本原理），通过分析ReentrantLock#lock()与ReentrantLock#unlock()的实现原理，用实例帮助读者理解AQS的等待队列模型。
JDK版本：oracle java 1.8.0_102
接口声明
public interface Lock {
void lock();
void lockInterruptibly() throws InterruptedException;
boolean tryLock();
boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
void unlock();
Condition newCondition();
}
ReentrantLock对标内置锁，实现了Lock接口。忽略Condition相关，主要提供lock、unlock两种语义，和两种语义的衍生品。
实现原理
继承AQS
本文中的“继承”指“扩展extend”。
AQS复习
AQS并提供了多个未实现的protected方法，留给作者覆写以开发不同的同步器:
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
protected boolean tryRelease(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
protected int tryAcquireShared(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
protected boolean tryReleaseShared(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
protected boolean tryReleaseShared(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
...
}
而其他非私有方法则使用final修饰，禁止子类覆写。
继承
ReentrantLock支持公平、非公平两种策略，并通过继承AQS实现了对应两种策略的同步器NonfairSync与FairSync。ReentrantLock默认使用非公平策略，即NonfairSync：
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
...
static final class NonfairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;
final void lock() {
...
}
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
}
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
...
abstract void lock();
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
...
}
protected final boolean tryRelease(int releases) {
...
}
final ConditionObject newCondition() {
return new ConditionObject();
}
...
}
...
先不追究细节。下面以默认的非公平策略为例，讲解lock和unlock的实现。
lock
public void lock() {
sync.lock();
}
非公平策略下，sync指向一个NonfairSync实例。
static final class NonfairSync extends Sync {
...
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
...
}
ReentrantLock用state表示“所有者线程已经重复获取该锁的次数”。当state等于0时，表示当前没有线程持有该锁，因此，将state CAS设置为1，并记录排他的所有者线程ownerThread（ownerThread只会在0->1及1->0两次状态转换中修改）；否则，state必然大于0，则尝试再获取一次锁。ownerThread将在state大于0时，用于判断重入性。
排他性：如果线程T1已经持有锁L，则不允许除T1外的任何线程T持有该锁L
重入性：如果线程T1已经持有锁L，则允许线程T1多次获取锁L，更确切的说，获取一次后，可多次进入锁。
二者结合，描述了ReentrantLock的一个性质：允许ownerThread重入，不允许其他线程进入或重入。
acquire
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();
}
...
}
改写：
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
public final void acquire(int arg) {
if (tryAcquire(arg)) {
return;
}
Node newNode = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean interrupted = acquireQueued(newNode, arg);
if (interrupted) {
selfInterrupt();
}
}
...
}
首先，通过tryAcquire()尝试获取锁。按照AQS的约定，tryAcquire()返回true表示获取成功，可直接返回；否则获取失败。如果获取失败，则向等待队列中添加一个独占模式的节点，并通过acquireQueued()阻塞的等待该节点被调用（即当前线程被唤醒）。如果是因为被中断而唤醒的，则复现中断信号。
tryAcquire
NonfairSync覆写了AQS#tryAcquire()：
static final class NonfairSync extends Sync {
...
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
...
}
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
...
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;
}
...
}
12-17行重复了NonfairSync#lock()中state=0时的状态转换。18行进行排他性判断，如果当前线程等于ownerThread，则直接返回false。否则，19-22行进行重入，state加1（acquires=1），表示所有者线程重复获取该锁的次数增加1。
实际上，NonfairSync#lock()不需要特殊处理state=0时的状态转换。可通过NonfairSync#tryAcquire()、Sync#nonfairTryAcquire()完成。
为什么19-22行不需要同步
注意，如果18行判断当前线程等于ownerThread，则根据程序顺序规则，19-22行不需要同步。因为同一线程中，第二次调用NonfairSync#tryAcquire()时（会进入19-22行），第一次调用锁写入的state、ownerThread一定是可见的。
为什么要用state表示重入次数
如果没有记录重入次数，则第一次释放锁时，会一次性把ownerThread多次重入的锁都释放掉，而此时“锁中的代码”还没有执行完成，造成混乱。
addWaiter
如果tryAcquire()获取失败，则要通过AQS#addWaiter()向等待队列中添加一个独占模式的节点，并返回该节点：
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
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;
}
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;
}
}
}
}
...
}
AQS#enq()中重复了9-15行的逻辑，直接看enq()。
如果尾指针为null，则头指针也一定为null，表示等待队列未初始化，就CAS初始化队列（常见于无阻塞队列的设计中，如源码|并发一枝花之BlockingQueue），然后继续循环。如果尾指针非null，则队列已初始化，就CAS尝试在尾节点后插入新的节点node。
在插入过程中，会出现“node.prev指向旧的尾节点，但旧的尾节点.next为null未指向node（尽管，尾指针指向node）”的状态，即“队列在prev方向一致，next方向不一致”。记住该状态，分析ReentrantLock#unlock()时会用到。
最后，enq()返回旧的尾节点。但外层的AQS#addWaiter()仍然返回新节点node。
队列刚完成初始化时，存在一个dummy node。插入节点时，tail后移指向新节点，head不变仍然指向dummy node。直到调用AQS#acquireQueued()时，head才会后移，消除了dummy node，后面分析。
acquireQueued
插入新节点node后，通过AQS#acquireQueued()阻塞的等待该节点被调用（即当前线程被唤醒）：
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
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);
}
}
...
}
该方法是lock过程的核心难点，需要结合AQS#addWaiter()理解AQS内部基于等待队列的同步模型。
AQS的核心是状态依赖，可概括为两条规则：
当状态还没有满足的时候，节点会进入等待队列。
特别的，获取成功的节点成为队列的头结点。
首先，AQS#addWaiter()会将新节点node加入队尾（维护规则“当状态还没有满足的时候，节点会进入等待队列”），然后，AQS#acquireQueued()检查node的前继节点是否是头节点。如果是，则尝试获取锁；如果不是，或获取所失败，都会尝试阻塞等待。
如果11行获取锁成功，则更新头节点（维护规则“获取成功的节点成为队列的头结点”），修改failed标志，并返回interrupted标志。interrupted初始化为false，可能在17-19行被修改。
初始化队列后的第一次更新头结点，直接setHead消除了dummy node。消除之后，实际节点代替了dummy node的作用，但与dummy node不同的是，该节点是持有锁的。
如果11行判断前继节点不是头节点或获取锁失败，则进入17-19行。AQS.shouldParkAfterFailedAcquire()判断是否需要阻塞等待，如果需要，则通过AQS#parkAndCheckInterrupt()阻塞等待，直到被唤醒或被中断。
shouldParkAfterFailedAcquire
AQS.shouldParkAfterFailedAcquire()根据pred.waitStatus判断新节点node是否应该被阻塞：
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
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;
}
...
}
AQS#addWaiter()构造新节点时，pred.waitStatus使用了默认值0。此时，进入14-16行，CAS设置pred.waitStatus为SIGNAL==-1。最后返回false。
回到AQS#acquireQueued()中后，由于AQS#parkAndCheckInterrupt()返回false，循环会继续进行。假设node的前继节点pred仍然不是头结点或锁获取失败，则会再次进入AQS#parkAndCheckInterrupt()。上一轮循环中，已经将pred.waitStatus设置为SIGNAL==-1，则这次会进入7-8行，直接返回true，表示应该阻塞。
什么时候会遇到ws > 0的case呢？当pred所维护的获取请求被取消时，pred.waitStatus会被设置为CANCELLED==1，从而进入9-14行。改写：
if (ws > 0) {
do {
pred = pred.prev;
node.prev = pred;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
}
逻辑很简单，循环移除所有被取消的前继节点pred，直到找到未被取消的pred。移除所有被取消的前继节点后，直接返回false。
注意，在执行6行之前，队列处于“node.prev指向最新的前继节点，但pred.next指向已经移除的后继节点”的状态，即“队列在prev方向一致，next方向不一致”。记住该状态，分析ReentrantLock#unlock()时会用到。
此处不需要检查前继节点是否为null。因为等待队列的头结点要么是dummy node，满足dummy.waitStatus==0；要么是刚替换的real node，满足real.waitStatus==0；要么是后继节点已经阻塞的节点，满足real.waitStatus==SIGNAL==-1。则最晚遍历到头结点时，一定会退出循环，不会出现pred为null的情况。
回到AQS#acquireQueued()后，重新检查前继节点是否为头节点，并作出相应处理。
经过多次循环执行AQS.shouldParkAfterFailedAcquire()后，等待队列趋于稳定。最终的稳定状态为：
除了头节点，剩余节点都会返回true，表示需要阻塞等待。
除了尾节点，剩余节点都满足waitStatus==SIGNAL，表示释放后需要唤醒后继节点。
parkAndCheckInterrupt
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
...
}
AQS#parkAndCheckInterrupt()借助LockSupport.park()实现阻塞等待。最后调用Thread.interrupted()检查是否被中断，并清除中断状态，并返回中断标志。
如果是被中断的，则需要在外层AQS#acquireQueued()中重新设置中断标志interrupted，并在下一次循环中返回。然后在更外层的AQS#acquire()中调用AQS.selfInterrupt()重放中断。
为什么不能直接在AQS#parkAndCheckInterrupt()返回后中断？因为返回中转标志能提供更大的灵活性，外界可以自行决定是即时重放、稍后重放还是压根不重放。Condition在得知AQS#acquireQueued()是被中断的之后，便没有直接复现中断，而是根据REINTERRUPT配置决定是否重放。
cancelAcquire
最后，如果在执行AQS#acquire()的过程中抛出任何异常，则取消任务：
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
private void cancelAcquire(Node node) {
...
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
...
}
...
}
因此，如果指考虑ReentrantLock#lock()方法的话，那么被标记为CACELLED状态的节点一定在获取锁时抛出了异常，AQS.shouldParkAfterFailedAcquire()中清理了这部分CACELLED节点。
超时版ReentrantLock#tryLock()中，还可以由于超时触发取消。
lock小结
ReentrantLock#lock()收敛后，AQS内部的等待队列如图：
image.png
unlock
ReentrantLock#unlcok()与ReentrantLock#lcok()是对偶的。
public void unlock() {
sync.release(1);
}
获取锁以单位1进行，释放锁时也以单位1进行。
release
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
...
}
首先，通过tryRelease()尝试释放锁。按照AQS的约定，tryRelease()返回true表示已完全释放，可唤醒所有阻塞线程；否则没有完全释放，不需要唤醒。如果已完全释放，则只需要唤醒头结点的后继节点，该节点的ownerThread必然与头结点不同（如果相同，则之前lock时能够重入，不需要排队）；否则没有完全释放，不需要唤醒任何节点。
对于独占锁，“完全释放”表示ownerThread的所有重入操作均已结束。
解释8行的判断
如果h == null，则队列还未初始化（回忆AQS#enq()）。如果h.waitStatus == 0，则要么刚刚初始化队列，只有一个dummy node，没有后继节点（回忆AQS#enq()）；要么后继节点还没被阻塞，不需要唤醒（回忆等待队列的稳定状态）。
tryRelease
对照tryAcquire()分析tryRelease()：
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
...
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;
}
...
}
5-6行很重要。如果存在某线程持有锁，则可以检查unlock是否被ownerThread触发；如果不存在线程持有锁，则ownerThread==null，可以检查是否在未lock的情况下进行unlock，或者重复执行了unlock。
因此，使用ReentrantLock时，try-finally要这么写：
Lock lock = new ReentrantLock();
lock.lock();
try {
// do sth
} finally {
lock.unlcok();
}
确保在调用lock()成功之后，才能调用unlock()。
接下来，8行判断是否将要进行1->0的状态转换，如果是，则可以完全释放锁，将ownerThread置为null。然后设置state。
最后，返回是否可完全释放的标志free。
可见性问题
为了抓住核心功能，前面一直忽略了一个很重要的问题——可见性。忽略可见性问题的话，阅读源码基本没有影响，但自己实现同步器时将带来噩梦。
以此处为例，是应该先执行8-11行，还是先执行12行呢？或者是无所谓呢？
为保障可见性，必须先执行8-11行，再执行12行。因为exclusiveOwnerThread的可见性要借助于（piggyback）于volatile变量state：
...
private transient Thread exclusiveOwnerThread;
...
private volatile int state;
...
配套的，也必须先读state，再读exclusiveOwnerThread：
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
...
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
...
int c = getState(); // 先读state
if (c == 0) {
...
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { // 再读exclusiveOwnerThread
...
}
return false;
}
...
}
核心是三条Happens-Before规则：
程序顺序规则：如果程序中操作A在操作B之前，那么在线程中操作A将在操作B之前执行。
传递性：如果操作A在操作B之前执行，并且操作B在操作C之前执行，那么操作A必须在操作C之前执行。
volatile变量规则：对volatile变量的写入操作必须在对该变量的读操作之前执行。
具体来说，“先写exclusiveOwnerThread再写state；先读state再读exclusiveOwnerThread”的方案，保证了“在读state之后，发生在写state之前的写exclusiveOwnerThread操作对发生在读state之后的读exclusiveOwnerThread操作一定是可见的”。
程序顺序规则、传递性两条基本规则，经常与监视器锁规则、volatile变量规则显示的搭配，一定要掌握。
相对的，线程启动规则、线程结束规则、中断规则、终结器规则则通常被隐式的使用。
unparkSuccessor
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
...
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
Node s = node.next;
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);
}
...
}
对lock过程的分析中，我们得知，队列中所有节点的waitStatus要么为0，要么为SIGNAL==-1。当node.waitStatus==SIGNAL时，表示node的后继节点s已被阻塞或正在被阻塞。现在需要唤醒s，则7-8行将node.waitStatus置0。
注意，node.waitStatus一定不为CANCELLED==1，因为如果lock()方法没有执行成功，就无法通过unlock()方法调用AQS#unparkSuccessor()。
接下来，10-18行从尾节点向前遍历，找到node后最靠近node的未取消的节点，如果存在该节点s(s!=null)，就唤醒s.thread以竞争锁。
一致性问题
为什么要从尾节点向前遍历，而不能从node向后遍历？这是因为，AQS中的等待队列基于一个弱一致性双向链表实现，允许某些时刻下，队列在prev方向一致，next方向不一致。
理想情况下，队列每时每刻都处于一致的状态（强一致性模型），从node向后遍历找第一个未取消节点是更高效的做法。然而，维护一致性通常需要牺牲部分性能，为了进一步的提升性能，脑洞大开的神牛们想出了各种高性能的弱一致性模型。尽管模型允许了更多弱一致状态，但所有弱一致状态都在控制之下，不会出现一致性问题。
回忆lock过程的分析，有两个地方出现了这个弱一致状态：
AQS#enq()插入新节点（包括AQS#addWaiter()）的过程中，旧的尾节点next为null未指向新节点。对应条件s == null。如图：
image.png
AQS.shouldParkAfterFailedAcquire()移除CACELLED节点的过程中，中间节点指向已被移除的CACELLED节点。对应条件s.waitStatus > 0。如图：
image.png
因此，从node开始，沿着next方向向后遍历是行不通的。只能从tail开始，沿着prev方向向前遍历，直到找到未取消的节点（s != null），或遍历完node的所有后继子孙（s == null）。
当然，s == null也可能表示node恰好是尾节点，该状态是强一致的，但仍然可以复用该段代码。
unlock小结
ReentrantLock#unlock()收敛后，AQS内部的等待队列如图：
总结
本文的目标是借助对ReentrantLock#lock()与ReentrantLock#unlock()的分析，理解AQS的等待队列模型。
实际上，ReentrantLock还有一些重要的特性和API，如ReentrantLock#lockInterruptibly()、ReentrantLock#newCondition()。后面分先后分析这两个API，加深对AQS的理解。
希望对大家有所帮助，有用的话点赞给我支持！
