ReentrantLock 锁详解

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ReentrantLock 支持公平锁和非公平锁，可重入锁 ReentrantLock的底层是通过 AQS[链接]实现。

一、BAT 大厂的面试题

【1】什么是可重入，什么是可重入锁? 它用来解决什么问题?
【2】ReentrantLock 的核心是 AQS，那么它怎么来实现的，继承吗? 说说其类内部结构关系。
【3】ReentrantLock 是如何实现公平锁的?
【4】ReentrantLock 是如何实现非公平锁的?
【5】ReentrantLock 默认实现的是公平还是非公平锁?
【6】使用ReentrantLock 实现公平和非公平锁的示例?
【7】ReentrantLock 和 Synchronized的对比?

下面通过伪代码，进行更加直观的比较：

 1 // **************************Synchronized的使用方式**************************

 2 // 1.用于代码块

 3 synchronized (this) {}

 4 // 2.用于对象

 5 synchronized (object) {}

 6 // 3.用于方法

 7 public synchronized void test () {}

 8 // 4.可重入

 9 for (int i = 0; i < 100; i++) {

10     synchronized (this) {}

11 }

12 // **************************ReentrantLock的使用方式**************************

13 public void test () throw Exception {

14     // 1.初始化选择公平锁、非公平锁

15     ReentrantLock lock = new ReentrantLock(true);

16     // 2.可用于代码块

17     lock.lock();

18     try {

19         try {

20             // 3.支持多种加锁方式，比较灵活; 具有可重入特性

21             if(lock.tryLock(100, TimeUnit.MILLISECONDS)){ }

22         } finally {

23             // 4.手动释放锁

24             lock.unlock()

25         }

26     } finally {

27         lock.unlock();

28     }

29 }

二、ReentrantLock 源码分析

1、类的继承关系

ReentrantLock 实现了 Lock接口，Lock接口中定义了 lock与 unlock相关操作，并且还存在 newCondition方法，表示生成一个条件。

public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable

2、类的内部类

ReentrantLock 总共有三个内部类，并且三个内部类是紧密相关的，下面先看三个类的关系。

说明：ReentrantLock 类内部总共存在Sync、NonfairSync、FairSync三个类，NonfairSync与 FairSync类继承自 Sync类，Sync类继承自 AbstractQueuedSynchronizer抽象类。下面逐个进行分析。

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。

Sync 类的源码如下：

 1 abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {

 2     // 序列号

 3     private static final long serialVersionUID = -5179523762034025860L;

 4

 5     // 获取锁

 6     abstract void lock();

 7

 8     // 非公平方式获取

 9     final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {

10         // 当前线程

11         final Thread current = Thread.currentThread();

12         // 获取状态

13         int c = getState();

14         if (c == 0) { // 表示没有线程正在竞争该锁

15             if (compareAndSetState(0, acquires)) { // 比较并设置状态成功，状态0表示锁没有被占用

16                 // 设置当前线程独占

17                 setExclusiveOwnerThread(current);

18                 return true; // 成功

19             }

20         }

21         else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { // 当前线程拥有该锁

22             int nextc = c + acquires; // 增加重入次数

23             if (nextc < 0) // overflow

24                 throw new Error("Maximum lock count exceeded");

25             // 设置状态

26             setState(nextc);

27             // 成功

28             return true;

29         }

30         // 失败

31         return false;

32     }

33

34     // 试图在共享模式下获取对象状态，此方法应该查询是否允许它在共享模式下获取对象状态，如果允许，则获取它

35     protected final boolean tryRelease(int releases) {

36         int c = getState() - releases;

37         if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread()) // 当前线程不为独占线程

38             throw new IllegalMonitorStateException(); // 抛出异常

39         // 释放标识

40         boolean free = false;

41         if (c == 0) {

42             free = true;

43             // 已经释放，清空独占

44             setExclusiveOwnerThread(null);

45         }

46         // 设置标识

47         setState(c);

48         return free;

49     }

50

51     // 判断资源是否被当前线程占有

52     protected final boolean isHeldExclusively() {

53         return getExclusiveOwnerThread() == Thread.currentThread();

54     }

55

56     // 新生一个条件

57     final ConditionObject newCondition() {

58         return new ConditionObject();

59     }

60

61     // 返回资源的占用线程

62     final Thread getOwner() {

63         return getState() == 0 ? null : getExclusiveOwnerThread();

64     }

65     // 返回状态

66     final int getHoldCount() {

67         return isHeldExclusively() ? getState() : 0;

68     }

69

70     // 资源是否被占用

71     final boolean isLocked() {

72         return getState() != 0;

73     }

74

75     // 自定义反序列化逻辑

76     private void readObject(java.io.ObjectInputStream s)

77         throws java.io.IOException, ClassNotFoundException {

78         s.defaultReadObject();

79         setState(0); // reset to unlocked state

80     }

81 }

NonfairSync 类继承了 Sync类，表示采用非公平策略获取锁，其实现了 Sync类中抽象的 lock方法，源码如下：从 lock方法的源码可知，每一次都尝试获取锁，而并不会按照公平等待的原则进行等待，让等待时间最久的线程获得锁。Acquire方法是 FairSync和 UnfairSync的父类 AQS中的核心方法。

 1 // 非公平锁

 2 static final class NonfairSync extends Sync {

 3     // 版本号

 4     private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;

 5

 6     // 获得锁

 7     final void lock() {

 8         /**

 9          * 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。

10          * 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。

11          */

12         if (compareAndSetState(0, 1)) // 比较并设置状态成功，状态0表示锁没有被占用

13             // 把当前线程设置独占了锁

14             setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());

15         else // 锁已经被占用，或者set失败

16             // 以独占模式获取对象，忽略中断

17             acquire(1); //Acquire方法是FairSync和UnfairSync的父类AQS中的核心方法。

18     }

19

20     protected final boolean tryAcquire(int acquires) {

21         return nonfairTryAcquire(acquires);

22     }

23 }

FairSync 类也继承了 Sync类，表示采用公平策略获取锁，其实现了 Sync类中的抽象 lock方法，源码如下：

 1 // 公平锁

 2 static final class FairSync extends Sync {

 3     // 版本序列化

 4     private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;

 5

 6     final void lock() {

 7         // 以独占模式获取对象，忽略中断

 8         acquire(1);

 9     }

10

11     // 尝试公平获取锁

12     protected final boolean tryAcquire(int acquires) {

13         // 获取当前线程

14         final Thread current = Thread.currentThread();

15         // 获取状态

16         int c = getState();

17         if (c == 0) { // 状态为0

18             if (!hasQueuedPredecessors() &&

19                 compareAndSetState(0, acquires)) { // 不存在已经等待更久的线程并且比较并且设置状态成功

20                 // 设置当前线程独占

21                 setExclusiveOwnerThread(current);

22                 return true;

23             }

24         }

25         else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { // 状态不为0，即资源已经被线程占据

26             // 下一个状态

27             int nextc = c + acquires;

28             if (nextc < 0) // 超过了int的表示范围

29                 throw new Error("Maximum lock count exceeded");

30             // 设置状态

31             setState(nextc);

32             return true;

33         }

34         return false;

35     }

36 }

跟踪 lock方法的源码可知，当资源空闲时，它总是会先判断 sync队列(AbstractQueuedSynchronizer中的数据结构)是否有等待时间更长的线程，如果存在，则将该线程加入到等待队列的尾部，实现了公平获取原则。其中，FairSync 类的 lock的方法调用如下，只给出了主要的方法。

可以看出只要资源被其他线程占用，该线程就会添加到 sync queue中的尾部，而不会先尝试获取资源。这也是和 Nonfair最大的区别，Nonfair每一次都会尝试去获取资源，如果此时该资源恰好被释放，则会被当前线程获取，这就造成了不公平的现象，当获取不成功，再加入队列尾部。

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。

3、类的属性

ReentrantLock 类的 sync非常重要，对ReentrantLock 类的操作大部分都直接转化为对 sync和 AQS类的操作。

1 public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {

2     // 序列号

3     private static final long serialVersionUID = 7373984872572414699L;

4     // 同步队列

5     private final Sync sync;

6 }

4、类的构造函数

ReentrantLock 构造函数：默认是采用的非公平策略获取锁

1 public ReentrantLock() {

2     // 默认非公平策略

3     sync = new NonfairSync();

4 }

ReentrantLock(boolean) 构造函数：可以传递参数确定采用公平策略或者是非公平策略，参数为 true表示公平策略，否则，采用非公平策略。

1 public ReentrantLock(boolean fair) {

2     sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();

3 }

5、核心函数分析

通过分析 ReentrantLock的源码，可知对其操作都转化为对 Sync对象的操作，由于 Sync继承了 AQS，所以基本上都可以转化为对 AQS的操作。如将 ReentrantLock的 lock函数转化为对 Sync的 lock函数的调用，而具体会根据采用的策略(如公平策略或者非公平策略)的不同而调用到 Sync的不同子类。所以可知，在 ReentrantLock的背后，是 AQS对其服务提供了支持。下面还是通过例子来更进一步分析源码。

三、线程加入等待队列

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。

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：

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 private Node addWaiter(Node mode) {

 4     Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);

 5     // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure

 6     Node pred = tail;

 7     if (pred != null) {

 8         node.prev = pred;

 9         if (compareAndSetTail(pred, node)) {

10             pred.next = node;

11             return node;

12         }

13     }

14     enq(node);

15     return node;

16 }

17 private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) {

18     return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update);

19 }

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。

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 static {

 4     try {

 5         stateOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state"));

 6         headOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head"));

 7         tailOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail"));

 8         waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField("waitStatus"));

 9         nextOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField("next"));

10     } catch (Exception ex) {

11     throw new Error(ex);

12   }

13 }

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。
```
 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 private Node enq(final Node node) {

 4     for (;;) {

 5         Node t = tail;

 6         if (t == null) { // Must initialize

 7             if (compareAndSetHead(new Node()))

 8                 tail = head;

 9         } else {

10             node.prev = t;

11             if (compareAndSetTail(t, node)) {

12                 t.next = node;

13                 return t;

14             }

15         }

16     }

17 }
```
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。

 1 // java.util.concurrent.locks.ReentrantLock

 2

 3 public final boolean hasQueuedPredecessors() {

 4     // The correctness of this depends on head being initialized

 5     // before tail and on head.next being accurate if the current

 6     // thread is first in queue.

 7     Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order

 8     Node h = head;

 9     Node s;

10     return h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());

11 }

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，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。

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer#enq

 2

 3 if (t == null) { // Must initialize

 4     if (compareAndSetHead(new Node()))

 5         tail = head;

 6 } else {

 7     node.prev = t;

 8     if (compareAndSetTail(t, node)) {

 9         t.next = node;

10         return t;

11     }

12 }

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。

等待队列中线程出队列时机

回到最初的源码：

1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

2

3 public final void acquire(int arg) {

4     if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))

5         selfInterrupt();

6 }

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：

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {

 4     // 标记是否成功拿到资源

 5     boolean failed = true;

 6     try {

 7         // 标记等待过程中是否中断过

 8         boolean interrupted = false;

 9         // 开始自旋，要么获取锁，要么中断

10         for (;;) {

11             // 获取当前节点的前驱节点

12             final Node p = node.predecessor();

13             // 如果p是头结点，说明当前节点在真实数据队列的首部，就尝试获取锁（别忘了头结点是虚节点）

14             if (p == head && tryAcquire(arg)) {

15                 // 获取锁成功，头指针移动到当前node

16                 setHead(node);

17                 p.next = null; // help GC

18                 failed = false;

19                 return interrupted;

20             }

21             // 说明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）或者是p不为头结点，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

22             if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())

23                 interrupted = true;

24         }

25     } finally {

26         if (failed)

27             cancelAcquire(node);

28     }

29 }

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。

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 private void setHead(Node node) {

 4     head = node;

 5     node.thread = null;

 6     node.prev = null;

 7 }

 8

 9 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

10

11 // 靠前驱节点判断当前线程是否应该被阻塞

12 private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {

13     // 获取头结点的节点状态

14     int ws = pred.waitStatus;

15     // 说明头结点处于唤醒状态

16     if (ws == Node.SIGNAL)

17         return true;

18     // 通过枚举值我们知道waitStatus>0是取消状态

19     if (ws > 0) {

20         do {

21             // 循环向前查找取消节点，把取消节点从队列中剔除

22             node.prev = pred = pred.prev;

23         } while (pred.waitStatus > 0);

24         pred.next = node;

25     } else {

26         // 设置前任节点等待状态为SIGNAL

27         compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);

28     }

29     return false;

30 }

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。

1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

2

3 private final boolean parkAndCheckInterrupt() {

4     LockSupport.park(this);

5     return Thread.interrupted();

6 }

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？

四、CANCELLED状态节点生成

acquireQueued方法中的 Finally代码：

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {

 4     boolean failed = true;

 5     try {

 6     ...

 7         for (;;) {

 8             final Node p = node.predecessor();

 9             if (p == head && tryAcquire(arg)) {

10                 ...

11                 failed = false;

12         ...

13             }

14             ...

15     } finally {

16         if (failed)

17             cancelAcquire(node);

18         }

19 }

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：

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 private void cancelAcquire(Node node) {

 4   // 将无效节点过滤

 5     if (node == null)

 6         return;

 7   // 设置该节点不关联任何线程，也就是虚节点

 8     node.thread = null;

 9     Node pred = node.prev;

10   // 通过前驱节点，跳过取消状态的node

11     while (pred.waitStatus > 0)

12         node.prev = pred = pred.prev;

13   // 获取过滤后的前驱节点的后继节点

14     Node predNext = pred.next;

15   // 把当前node的状态设置为CANCELLED

16     node.waitStatus = Node.CANCELLED;

17   // 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

18   // 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

19     if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {

20         compareAndSetNext(pred, predNext, null);

21     } else {

22         int ws;

23     // 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

24     // 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

25     // 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

26         if (pred != head && ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && pred.thread != null) {

27             Node next = node.next;

28             if (next != null && next.waitStatus <= 0)

29                 compareAndSetNext(pred, predNext, next);

30         } else {

31       // 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

32             unparkSuccessor(node);

33         }

34         node.next = node; // help GC

35     }

36 }

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);

五、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：

1 // java.util.concurrent.locks.ReentrantLock

2

3 public void unlock() {

4     sync.release(1);

5 }

可以看到，本质释放锁的地方，是通过框架来完成的。

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 public final boolean release(int arg) {

 4     if (tryRelease(arg)) {

 5         Node h = head;

 6         if (h != null && h.waitStatus != 0)

 7             unparkSuccessor(h);

 8         return true;

 9     }

10     return false;

11 }

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。

 1 // java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync

 2

 3 // 方法返回当前锁是不是没有被线程持有

 4 protected final boolean tryRelease(int releases) {

 5     // 减少可重入次数

 6     int c = getState() - releases;

 7     // 当前线程不是持有锁的线程，抛出异常

 8     if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())

 9         throw new IllegalMonitorStateException();

10     boolean free = false;

11     // 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

12     if (c == 0) {

13         free = true;

14         setExclusiveOwnerThread(null);

15     }

16     setState(c);

17     return free;

18 }

我们来解释下述源码：

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 public final boolean release(int arg) {

 4     // 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

 5     if (tryRelease(arg)) {

 6         // 获取头结点

 7         Node h = head;

 8         // 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

 9         if (h != null && h.waitStatus != 0)

10             unparkSuccessor(h);

11         return true;

12     }

13     return false;

14 }

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：

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 private void unparkSuccessor(Node node) {

 4     // 获取头结点waitStatus

 5     int ws = node.waitStatus;

 6     if (ws < 0)

 7         compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);

 8     // 获取当前节点的下一个节点

 9     Node s = node.next;

10     // 如果下个节点是null或者下个节点被cancelled，就找到队列最开始的非cancelled的节点

11     if (s == null || s.waitStatus > 0) {

12         s = null;

13         // 就从尾部节点开始找，到队首，找到队列第一个waitStatus<0的节点。

14         for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)

15             if (t.waitStatus <= 0)

16                 s = t;

17     }

18     // 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

19     if (s != null)

20         LockSupport.unpark(s.thread);

21 }

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：

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 private Node addWaiter(Node mode) {

 4     Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);

 5     // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure

 6     Node pred = tail;

 7     if (pred != null) {

 8         node.prev = pred;

 9         if (compareAndSetTail(pred, node)) {

10             pred.next = node;

11             return node;

12         }

13     }

14     enq(node);

15     return node;

16 }

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？

六、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。

1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

2

3 private final boolean parkAndCheckInterrupt() {

4     LockSupport.park(this);

5     return Thread.interrupted();

6 }

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。

 1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

 2

 3 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {

 4     boolean failed = true;

 5     try {

 6         boolean interrupted = false;

 7         for (;;) {

 8             final Node p = node.predecessor();

 9             if (p == head && tryAcquire(arg)) {

10                 setHead(node);

11                 p.next = null; // help GC

12                 failed = false;

13                 return interrupted;

14             }

15             if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())

16                 interrupted = true;

17             }

18     } finally {

19         if (failed)

20             cancelAcquire(node);

21     }

22 }

如果acquireQueued为True，就会执行selfInterrupt方法。

1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

2

3 static void selfInterrupt() {

4     Thread.currentThread().interrupt();

5 }

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。

七、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。

八、AQS应用

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：

 1 // java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync#tryAcquire

 2

 3 if (c == 0) {

 4     if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) {

 5         setExclusiveOwnerThread(current);

 6         return true;

 7     }

 8 }

 9 else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {

10     int nextc = c + acquires;

11     if (nextc < 0)

12         throw new Error("Maximum lock count exceeded");

13     setState(nextc);

14     return true;

15 }

非公平锁：

 1 // java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync#nonfairTryAcquire

 2

 3 if (c == 0) {

 4     if (compareAndSetState(0, acquires)){

 5         setExclusiveOwnerThread(current);

 6         return true;

 7     }

 8 }

 9 else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {

10     int nextc = c + acquires;

11     if (nextc < 0) // overflow

12         throw new Error("Maximum lock count exceeded");

13     setState(nextc);

14     return true;

15 }

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。

1 // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer

2 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。

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）。

九、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。

 1 public class LeeLock  {

 2

 3     private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {

 4         @Override

 5         protected boolean tryAcquire (int arg) {

 6             return compareAndSetState(0, 1);

 7         }

 8

 9         @Override

10         protected boolean tryRelease (int arg) {

11             setState(0);

12             return true;

13         }

14

15         @Override

16         protected boolean isHeldExclusively () {

17             return getState() == 1;

18         }

19     }

20

21     private Sync sync = new Sync();

22

23     public void lock () {

24         sync.acquire(1);

25     }

26

27     public void unlock () {

28         sync.release(1);

29     }

30 }

通过我们自己定义的Lock完成一定的同步功能。

 1 public class LeeMain {

 2

 3     static int count = 0;

 4     static LeeLock leeLock = new LeeLock();

 5

 6     public static void main (String[] args) throws InterruptedException {

 7

 8         Runnable runnable = new Runnable() {

 9             @Override

10             public void run () {

11                 try {

12                     leeLock.lock();

13                     for (int i = 0; i < 10000; i++) {

14                         count++;

15                     }

16                 } catch (Exception e) {

17                     e.printStackTrace();

18                 } finally {

19                     leeLock.unlock();

20                 }

21

22             }

23         };

24         Thread thread1 = new Thread(runnable);

25         Thread thread2 = new Thread(runnable);

26         thread1.start();

27         thread2.start();

28         thread1.join();

29         thread2.join();

30         System.out.println(count);

31     }

32 }

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。

十、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”。