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引言

AQS全称AbstractQueuedSynchronizer(基于队列实现的抽象同步器),它是 Java 并发包的基础工具类，是实现 ReentrantLock、CountDownLatch、Semaphore、FutureTask 等类的基础。

• AQS能为我们提供什么?
  • 同步状态的原子性管理。
  • 线程的阻塞和解除阻塞。
  • 提供阻塞线程的存储队列。

基于这三大功能，衍生出下面的附加功能：

• 通过中断实现的任务取消，此功能基于线程中断实现。
• 可选的超时设置，也就是调用者可以选择放弃等待任务执行完毕直接返回。
• 定义了Condition接口，用于支持管程形式的await/signal/signalAll操作，代替了Object类基于JNI提供的wait/notify/notifyAll。

AQS还根据同步状态的不同管理方式区分为两种不同的实现：独占状态的同步器和共享状态的同步器。

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AQS 结构

先来看看 AQS 有哪些属性，搞清楚这些基本就知道 AQS 是什么套路了，毕竟可以猜嘛！

// 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

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CLH队列

AQS的核心在于他的队列实现，AQS借鉴了CLH的思想，并衍生出符合AQS场景下的变体实现，因此我们需要先来了解一下CLH队列实现思想。

CLH锁底层是基于队列实现，一般也称为CLH队列锁。CLH锁也是一种基于链表的可扩展、高性能、公平的自旋锁，申请线程仅仅在本地变量上自旋，它不断轮询前驱的状态，假设发现前驱释放了锁就结束自旋。从实现上看，CLH锁是一种自旋锁，能确保无饥饿性，提供先来先服务的公平性。先看简单的CLH锁的一个简单实现：

package com.TheadTest;

import java.util.concurrent.TimeUnit;
import java.util.concurrent.atomic.AtomicReference;
import java.util.concurrent.locks.Condition;
import java.util.concurrent.locks.Lock;

public class CLHLock implements Lock {

    /**
     * 队列尾部节点
     */
    AtomicReference<QueueNode> tail = new AtomicReference<>(new QueueNode());

    /**
     * 前驱节点
     */
    ThreadLocal<QueueNode> pred;

    /**
     * 当前线程对应的节点
     */
    ThreadLocal<QueueNode> current;

    /**
     * 初始化头结点,头结点的前驱节点为空
     */
    public CLHLock() {
        current = ThreadLocal.withInitial(QueueNode::new);
        pred = ThreadLocal.withInitial(() -> null);
    }

    /**
     * 1.拿到当前线程对应的节点,并上锁 <p>
     * 2.设置尾结点为当前节点,并返回旧的尾结点 <p>
     * 3.旧的尾结点,作为当前节点的前驱节点 <p>
     * 4.不断轮询,直到前驱节点释放了锁 <p>
     *
     * ps: 没获取到锁,就一直阻塞,直到前驱节点释放了锁
     */
    @Override
    public void lock() {
        QueueNode node = current.get();
        node.locked = true;
        QueueNode pred = tail.getAndSet(node);
        this.pred.set(pred);
        while (pred.locked) {
        }
    }

    /**
     * 1.获取当前线程对应的节点 <p>
     * 2.当前节点解锁 <p>
     * 3.设置当前节点重新指向它的前驱节点 <p>
     */
    @Override
    public void unlock() {
        QueueNode node = current.get();
        node.locked = false;
        current.set(this.pred.get());
    }


    static class QueueNode {
        //确保线程可见性  
        volatile boolean locked;
    }

    // 忽略其他接口方法的实现

    @Override
    public Condition newCondition() {
        return null;
    }

    @Override
    public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {

    }

    @Override
    public boolean tryLock() {
        return false;
    }

    @Override
    public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
        return false;
    }
}

上面是一个简单的CLH队列锁的实现，内部类QueueNode只使用了一个简单的布尔值locked属性记录了每个线程的状态，如果该属性为true，则相应的线程要么已经获取到锁，要么正在等待锁，如果该属性为false，则相应的线程已经释放了锁。新来的想要获取锁的线程必须对tail属性调用getAndSet()方法，使得自身成为队列的尾部，同时得到一个指向前驱节点的引用pred，最后线程所在节点在其前驱节点的locked属性上自旋，直到前驱节点释放锁。上面的实现是无法运行的，因为一旦自旋就会进入死循环导致CPU飙升，可以尝试使用下文将要提到的LockSupport进行改造。

CLH队列锁本质是使用队列（实际上是单向链表）存放等待获取锁的线程，等待的线程总是在其所在节点的前驱节点的状态上自旋，直到前驱节点释放资源。从实际来看，过度自旋带来的CPU性能损耗比较大，并不是理想的线程等待队列的实现。

基于原始的CLH队列锁中提供的等待队列的基本原理，AQS实现一种了CLH锁队列的变体（Variant）。AQS类的protected修饰的构造函数里面有一大段注释用于说明AQS实现的等待队列的细节事项，这里列举几点重要的：

• AQS实现的等待队列没有直接使用CLH锁队列，但是参考了其设计思路，等待节点会保存前驱节点中线程的信息，内部也会维护一个控制线程阻塞的状态值。
• 每个节点都设计为一个持有单独的等待线程并且”带有具体的通知方式”的监视器，这里所谓通知方式就是自定义唤醒阻塞线程的方式而已。
• 一个线程是等待队列中的第一个等待节点的持有线程会尝试获取锁，但是并不意味着它一定能够获取锁成功（这里的意思是存在公平和非公平的实现），获取失败就要重新等待。
• 等待队列中的节点通过prev属性连接前驱节点，通过next属性连接后继节点，简单来说，就是双向链表的设计。
• CLH队列本应该需要一个虚拟的头节点，但是在AQS中没有直接提供虚拟的头节点，而是延迟到第一次竞争出现的时候懒创建虚拟的头节点（其实也会创建尾节点，初始化时头尾节点是同一个节点）。
• Condition（条件）等待队列中的阻塞线程使用的是相同的Node结构，但是提供了另一个链表用来存放，Condition等待队列的实现比非Condition等待队列复杂。

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线程阻塞与唤醒

线程的阻塞和唤醒在JDK1.5之前，一般只能依赖于Object类提供的wait()、notify()和notifyAll()方法，它们都是JNI方法，由JVM提供实现，并且它们必须运行在获取监视器锁的代码块内（synchronized代码块中），这个局限性先不谈性能上的问题，代码的简洁性和灵活性是比较低的。JDK1.5引入了LockSupport类，底层是基于Unsafe类的park()和unpark()方法，提供了线程阻塞和唤醒的功能，它的机制有点像只有一个允许使用资源的信号量java.util.concurrent.Semaphore，也就是一个线程只能通过park()方法阻塞一次，只能调用unpark()方法解除调用阻塞一次，线程就会唤醒（多次调用unpark()方法也只会唤醒一次），可以想象是内部维护了一个0-1的计数器。

LockSupport类如果使用得好，可以提供更灵活的编码方式，这里举个简单的使用例子：

package com.TheadTest;

import java.time.LocalDateTime;
import java.time.format.DateTimeFormatter;
import java.util.concurrent.locks.LockSupport;

public class LockSupportMain implements Runnable {

    private static final DateTimeFormatter FORMATTER = DateTimeFormatter.ofPattern("yyyy-MM-dd HH:mm:ss.SSS");

    private Thread thread;

    private void setThread(Thread thread) {
        this.thread = thread;
    }

    public static void main(String[] args) throws Exception {
        LockSupportMain main = new LockSupportMain();
        Thread thread = new Thread(main, "LockSupportMain");
        main.setThread(thread);
        thread.start();
        Thread.sleep(2000);
        main.unpark();
        Thread.sleep(2000);
    }

    @Override
    public void run() {
        System.out.println(String.format("%s-步入run方法,线程名称:%s", FORMATTER.format(LocalDateTime.now()),
                Thread.currentThread().getName()));
        LockSupport.park();
        System.out.println(String.format("%s-解除阻塞,线程继续执行,线程名称:%s", FORMATTER.format(LocalDateTime.now()),
                Thread.currentThread().getName()));
    }

    private void unpark() {
        LockSupport.unpark(thread);
    }
}

LockSupport类park()方法也有带超时的变体版本方法，遇到带超时期限阻塞等待场景下不妨可以使用LockSupport#parkNanos()。

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独占线程的保存

AbstractOwnableSynchronizer是AQS的父类，一个同步器框架有可能在一个时刻被某一个线程独占，AbstractOwnableSynchronizer就是为所有的同步器实现和锁相关实现提供了基础的保存、获取和设置独占线程的功能，这个类的源码很简单：

public abstract class AbstractOwnableSynchronizer
    implements java.io.Serializable {

    private static final long serialVersionUID = 3737899427754241961L;

    protected AbstractOwnableSynchronizer() { }
    
    // 当前独占线程的瞬时实例 - 提供Getter和Setter方法
    private transient Thread exclusiveOwnerThread;

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

    protected final Thread getExclusiveOwnerThread() {
        return exclusiveOwnerThread;
    }
}

它就提供了一个保存独占线程的变量对应的Setter和Getter方法，方法都是final修饰的，子类只能使用不能覆盖。

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AQS提供的CLH变体实现

这里先重点分析一下AQS中等待队列的节点AQS的静态内部类Node的源码：

static final class Node {
   // 标记一个节点处于共享模式下的等待
   static final Node SHARED = new Node();
   // 标记一个节点处于独占模式下的等待
   static final Node EXCLUSIVE = null;
   // 取消状态
   static final int CANCELLED =  1;
   // 唤醒状态
   static final int SIGNAL    = -1;
   // 条件等待状态
   static final int CONDITION = -2;
   // 传播状态
   static final int PROPAGATE = -3;
   // 等待状态，初始值为0，其他可选值是上面的4个值
   volatile int waitStatus;
   // 当前节点前驱节点的引用
   volatile Node prev;
   // 当前节点后继节点的引用
   volatile Node next;
   // 当前节点持有的线程，可能是阻塞中等待唤醒的线程
   volatile Thread thread;
   // 下一个等待节点
   Node nextWaiter;
   // 当前操作的节点是否处于共享模式
   final boolean isShared() {
      return nextWaiter == SHARED;
   }
   // 获取当前节点的前驱节点，确保前驱节点必须存在，否则抛出NPE  
   final Node predecessor() {
        Node p = prev;
        if (p == null)
            throw new NullPointerException();
        else
            return p;
    }
    
    // 空节点，主要是首次创建队列的时候创建的头和尾节点使用
    Node() {}

    // 设置下一个等待节点，设置持有线程为当前线程
    Node(Node nextWaiter) {
        this.nextWaiter = nextWaiter;
        THREAD.set(this, Thread.currentThread());
    }

    // 设置waitStatus，设置持有线程为当前线程
    Node(int waitStatus) {
        WAITSTATUS.set(this, waitStatus);
        THREAD.set(this, Thread.currentThread());
    }

    // CAS更新waitStatus  
    final boolean compareAndSetWaitStatus(int expect, int update) {
        return WAITSTATUS.compareAndSet(this, expect, update);
    }
    // CAS设置后继节点
    final boolean compareAndSetNext(Node expect, Node update) {
        return NEXT.compareAndSet(this, expect, update);
    }
    // 设置前驱节点
    final void setPrevRelaxed(Node p) {
        PREV.set(this, p);
    }

    // 下面是变量句柄的实现，在VarHandle出现之前使用的是Unsafe，其实底层还是照样使用Unsafe
    private static final VarHandle NEXT;
    private static final VarHandle PREV;
    private static final VarHandle THREAD;
    private static final VarHandle WAITSTATUS;
    static {
        try {
            MethodHandles.Lookup l = MethodHandles.lookup();
            NEXT = l.findVarHandle(Node.class, "next", Node.class);
            PREV = l.findVarHandle(Node.class, "prev", Node.class);
            THREAD = l.findVarHandle(Node.class, "thread", Thread.class);
            WAITSTATUS = l.findVarHandle(Node.class, "waitStatus", int.class);
        } catch (ReflectiveOperationException e) {
            throw new ExceptionInInitializerError(e);
        }
    }	  
}	

其中，变量句柄（VarHandle）是JDK9引入的新特性，其实底层依赖的还是Unsafe的方法，笔者认为可以简单理解它为Unsafe的门面类，而定义的方法基本都是面向变量属性的操作。这里需要关注一下Node里面的几个属性：

waitStatus：当前Node实例的等待状态，可选值有5个。

• 初始值整数0：当前节点如果不指定初始化状态值，默认值就是0，侧面说明节点正在等待队列中处于等待状态，一般是队尾节点。
• Node#CANCELLED整数值1：表示当前节点实例因为超时或者线程中断而被取消，等待中的节点永远不会处于此状态，被取消的节点中的线程实例不会阻塞。
• Node#SIGNAL整数值-1：表示当前节点的后继节点是（或即将是）阻塞的（通过LockSupport#park()），当它释放或取消时，当前节点必须LockSupport#unpark()它的后继节点。
• Node#CONDITION整数值-2：表示当前节点是条件队列中的一个节点，当它转换为同步队列中的节点的时候，状态会被重新设置为0。
• Node#PROPAGATE整数值-3：此状态值通常只设置到调用了doReleaseShared()方法的头节点，确保releaseShared()方法的调用可以传播到其他的所有节点，简单理解就是共享模式下节点释放的传递标记。

prev、next：当前Node实例的前驱节点引用和后继节点引用。

thread：当前Node实例持有的线程实例引用。

nextWaiter：这个值是一个比较容易令人生疑的值，虽然表面上它称为”下一个等待的节点”，但是实际上它有三种取值的情况。

• 值为静态实例Node.EXCLUSIVE（也就是null），代表当前的Node实例是独占模式。
• 值为静态实例Node.SHARED，代表当前的Node实例是共享模式。
• 值为非Node.EXCLUSIVE和Node.SHARED的其他节点实例，代表Condition等待队列中当前节点的下一个等待节点。

AbstractQueuedSynchronizer 的等待队列示意如下所示，注意了，之后分析过程中所说的 queue，也就是阻塞队列不包含 head，不包含 head，不包含 head。

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源码流程追踪

我们从ReentrantLock的公平锁源码实现开始讲起，首先，我们先看下 ReentrantLock 的使用方式。

// 我用个web开发中的service概念吧
public class OrderService {
    // 使用static，这样每个线程拿到的是同一把锁，当然，spring mvc中service默认就是单例，别纠结这个
    private static ReentrantLock reentrantLock = new ReentrantLock(true);

    public void createOrder() {
        // 比如我们同一时间，只允许一个线程创建订单
        reentrantLock.lock();
        // 通常，lock 之后紧跟着 try 语句
        try {
            // 这块代码同一时间只能有一个线程进来(获取到锁的线程)，
            // 其他的线程在lock()方法上阻塞，等待获取到锁，再进来
            // 执行代码...
            // 执行代码...
            // 执行代码...
        } finally {
            // 释放锁
            reentrantLock.unlock();
        }
    }
}

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。

abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
}

Sync 有两个实现，分别为 NonfairSync（非公平锁）和 FairSync（公平锁），我们看 FairSync 部分。

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

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公平锁acquire源码实现

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。
}

acquire流程图如下所示:

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公平锁release源码实现

最后，就是还需要介绍下唤醒的动作了。我们知道，正常情况下，如果线程没获取到锁，线程会被 LockSupport.park(this); 挂起停止，等待被唤醒。

// 唤醒的代码还是比较简单的，你如果上面加锁的都看懂了，下面都不需要看就知道怎么回事了
public void unlock() {
    sync.release(1);
}

public final boolean release(int arg) {
    // 往后看吧
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        //在非共享和不存在条件队列情况下，这里head的waitStatus只能是-1
        //即head的waitStatus是SIGNAL,他需要去唤醒他的后继节点
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

// 回到ReentrantLock看tryRelease方法
protected final boolean tryRelease(int releases) {
    int c = getState() - releases;
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    // 是否完全释放锁
    boolean free = false;
    // 其实就是重入的问题，如果c==0，也就是说没有嵌套锁了，可以释放了，否则还不能释放掉
    if (c == 0) {
        free = true;
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    setState(c);
    return free;
}

/**
 * Wakes up node's successor, if one exists.
 *
 * @param node the node
 */
// 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) {
    /*
     * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try
     * to clear in anticipation of signalling.  It is OK if this
     * fails or if status is changed by waiting thread.
     */
    int ws = node.waitStatus;
    // 如果head节点当前waitStatus<0, 将其修改为0
    //下面会将head的后继节点进行唤醒,后面head节点会被后继节点所取代,因此head节点此时就无需再管唤醒后继节点的任务了
    if (ws < 0)
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
    /*
     * Thread to unpark is held in successor, which is normally
     * just the next node.  But if cancelled or apparently null,
     * traverse backwards from tail to find the actual
     * non-cancelled successor.
     */
    // 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
    Node s = node.next;
    if (s == null || s.waitStatus > 0) {
        s = null;
        // 从后往前找，仔细看代码，不必担心中间有节点取消(waitStatus==1)的情况
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
            if (t.waitStatus <= 0)
                s = t;
    }
    if (s != null)
        // 唤醒线程
        LockSupport.unpark(s.thread);
}

唤醒线程以后，被唤醒的线程将从以下代码中继续往前走：

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    LockSupport.park(this); // 刚刚线程被挂起在这里了
    return Thread.interrupted();
}
// 又回到这个方法了：acquireQueued(final Node node, int arg)，这个时候，node的前驱是head了

release源码流程图:

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小结

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。

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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 headtail, waitStatus0

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。

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参考

硬核干货：5W字17张高清图理解同步器框架AbstractQueuedSynchronizer

一行一行源码分析清楚AbstractQueuedSynchronizer