ReentrantLock源码解析

在介绍ReentrantLock之前我们先介绍下 AQS

AQS 是什么

在 Lock 中，用到了一个同步队列 AQS，全称AbstractQueuedSynchronizer，它是一个同步工具也是 Lock 用来实现线程同步的核心组件。 如果你搞懂了 AQS，那么 J.U.C 中绝大部分的工具都能轻松掌握。

AQS 的两种功能

从使用层面来说， AQS 的功能分为两种：独占和共享
独占锁，每次只能有一个线程持有锁，比如前面给大家演示的 ReentrantLock 就是以独占方式实现的互斥锁共 享 锁 ， 允 许 多 个 线 程 同 时 获 取 锁 ， 并 发 访 问 共 享 资 源 ， 比 如
ReentrantReadWriteLock

AQS 的内部实现

AQS 队列内部维护的是一个 FIFO 的双向链表，这种结构的特点是每个数据结构都有两个指针，分别指向直接的后继节点和直接前驱节点。所以双向链表可以从任意一个节点开始很方便的访问前驱和后继。每个 Node 其实是由线程封装，当线程争抢锁失败后会封装成 Node 加入到 ASQ 队列中去； 当获取锁的线程释放锁以后，会从队列中唤醒一个阻塞的节点(线程)。

AQS.png

Node的结构

        /** Marker to indicate a node is waiting in shared mode */
        static final Node SHARED = new Node();
        /** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode */
        static final Node EXCLUSIVE = null;

        /** waitStatus value to indicate thread has cancelled */
        static final int CANCELLED =  1;
        /** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */
        static final int SIGNAL    = -1;
        /** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
        static final int CONDITION = -2;
        /**
         * waitStatus value to indicate the next acquireShared should
         * unconditionally propagate
         */
        static final int PROPAGATE = -3;

        /**
         * Status field, taking on only the values:
         *   SIGNAL:     The successor of this node is (or will soon be)
         *               blocked (via park), so the current node must
         *               unpark its successor when it releases or
         *               cancels. To avoid races, acquire methods must
         *               first indicate they need a signal,
         *               then retry the atomic acquire, and then,
         *               on failure, block.
         *   CANCELLED:  This node is cancelled due to timeout or interrupt.
         *               Nodes never leave this state. In particular,
         *               a thread with cancelled node never again blocks.
         *   CONDITION:  This node is currently on a condition queue.
         *               It will not be used as a sync queue node
         *               until transferred, at which time the status
         *               will be set to 0. (Use of this value here has
         *               nothing to do with the other uses of the
         *               field, but simplifies mechanics.)
         *   PROPAGATE:  A releaseShared should be propagated to other
         *               nodes. This is set (for head node only) in
         *               doReleaseShared to ensure propagation
         *               continues, even if other operations have
         *               since intervened.
         *   0:          None of the above
         *
         * The values are arranged numerically to simplify use.
         * Non-negative values mean that a node doesn't need to
         * signal. So, most code doesn't need to check for particular
         * values, just for sign.
         *
         * The field is initialized to 0 for normal sync nodes, and
         * CONDITION for condition nodes.  It is modified using CAS
         * (or when possible, unconditional volatile writes).
         */
        volatile int waitStatus;

        /**
         * Link to predecessor node that current node/thread relies on
         * for checking waitStatus. Assigned during enqueuing, and nulled
         * out (for sake of GC) only upon dequeuing.  Also, upon
         * cancellation of a predecessor, we short-circuit while
         * finding a non-cancelled one, which will always exist
         * because the head node is never cancelled: A node becomes
         * head only as a result of successful acquire. A
         * cancelled thread never succeeds in acquiring, and a thread only
         * cancels itself, not any other node.
         */
        volatile Node prev;

        /**
         * Link to the successor node that the current node/thread
         * unparks upon release. Assigned during enqueuing, adjusted
         * when bypassing cancelled predecessors, and nulled out (for
         * sake of GC) when dequeued.  The enq operation does not
         * assign next field of a predecessor until after attachment,
         * so seeing a null next field does not necessarily mean that
         * node is at end of queue. However, if a next field appears
         * to be null, we can scan prev's from the tail to
         * double-check.  The next field of cancelled nodes is set to
         * point to the node itself instead of null, to make life
         * easier for isOnSyncQueue.
         */
        volatile Node next;

        /**
         * The thread that enqueued this node.  Initialized on
         * construction and nulled out after use.
         */
        volatile Thread thread;

        /**
         * Link to next node waiting on condition, or the special
         * value SHARED.  Because condition queues are accessed only
         * when holding in exclusive mode, we just need a simple
         * linked queue to hold nodes while they are waiting on
         * conditions. They are then transferred to the queue to
         * re-acquire. And because conditions can only be exclusive,
         * we save a field by using special value to indicate shared
         * mode.
         */
        Node nextWaiter;

        /**
         * Returns true if node is waiting in shared mode.
         */
        final boolean isShared() {
            return nextWaiter == SHARED;
        }

        /**
         * Returns previous node, or throws NullPointerException if null.
         * Use when predecessor cannot be null.  The null check could
         * be elided, but is present to help the VM.
         *
         * @return the predecessor of this node
         */
        final Node predecessor() throws NullPointerException {
            Node p = prev;
            if (p == null)
                throw new NullPointerException();
            else
                return p;
        }

        Node() {    // Used to establish initial head or SHARED marker
        }

        Node(Thread thread, Node mode) {     // Used by addWaiter
            this.nextWaiter = mode;
            this.thread = thread;
        }

        Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition
            this.waitStatus = waitStatus;
            this.thread = thread;
        }
    }

释放锁以及添加线程对于队列的变化

当出现锁竞争以及释放锁的时候， AQS 同步队列中的节点会发生变化，首先看一下添加节点的场景。

新加1.png

里会涉及到两个变化

1. 新的线程封装成 Node 节点追加到同步队列中，设置 prev 节点以及修改当前节点的前置节点的 next 节点指向自己

2. 通过 CAS 讲 tail 重新指向新的尾部节点
   head 节点表示获取锁成功的节点，当头结点在释放同步状态时，会唤醒后继节点，如果后继节点获得锁成功，会把自己设置为头结点，节点的变化过程如下

   
   新加2.png
   

   这个过程也是涉及到两个变化

3. 修改 head 节点指向下一个获得锁的节点
4. 新的获得锁的节点，将 prev 的指针指向 null
   设置 head 节点不需要用 CAS，原因是设置 head 节点是由获得锁的线程来完成的，而同步锁只能由一个线程获得，所以不需要 CAS 保证，只需要把 head 节点设置为原首节点的后继节点，并且断开原 head 节点的 next 引用即可。

ReentrantLock 的源码分析

以 ReentrantLock 作为切入点，来看看在这个场景中是如何使用 AQS 来实现线程的同步的

ReentrantLock 的时序图

调用 ReentrantLock 中的 lock()方法，源码的调用过程的时序图来展现

时序图.png

ReentrantLock.lock()

这个是 reentrantLock 获取锁的入口

public void lock() {
     sync.lock();
}

sync 实际上是一个抽象的静态内部类，它继承了 AQS 来实现重入锁的逻辑，我们前面说过 AQS 是一个同步队列，它能够实现线程的阻塞以及唤醒， 但它并不具备业务功能， 所以在不同的同步场景中，会继承 AQS 来实现对应场景的功能Sync 有两个具体的实现类，分别是：
NofairSync： 表示可以存在抢占锁的功能，也就是说不管当前队列上是否存在其他线程等待，新线程都有机会抢占锁
FailSync: 表示所有线程严格按照 FIFO 来获取锁

NofairSync.lock

以非公平锁为例，来看看 lock 中的实现

1. 非公平锁和公平锁最大的区别在于，在非公平锁中我抢占锁的逻辑是，不管有没有线程排队，我先上来 cas 去抢占一下
2. CAS 成功，就表示成功获得了锁
3. CAS 失败，调用 acquire(1)走锁竞争逻辑

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

CAS 的实现原理

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

通过 cas 乐观锁的方式来做比较并替换， 这段代码的意思是，如果当前内存中的state 的值和预期值 expect 相等，则替换为 update。更新成功返回 true，否则返回 false.这个操作是原子的，不会出现线程安全问题，这里面涉及到Unsafe这个类的操作，以及涉及到 state 这个属性的意义。
state 是 AQS 中的一个属性，它在不同的实现中所表达的含义不一样， 对于重入锁的实现来说，表示一个同步状态。它有两个含义的表示

1. 当 state=0 时，表示无锁状态
2. 当 state>0 时，表示已经有线程获得了锁，也就是 state=1，但是因为ReentrantLock 允许重入，所以同一个线程多次获得同步锁的时候， state 会递增，比如重入 5 次，那么 state=5。 而在释放锁的时候，同样需要释放 5 次直到 state=0其他线程才有资格获得锁.

Unsafe 类

Unsafe 类是在 sun.misc 包下，不属于 Java 标准。但是很多 Java 的基础类库，包括一些被广泛使用的高性能开发库都是基于 Unsafe 类开发的，比如 Netty、Hadoop、 Kafka 等；Unsafe 可认为是 Java 中留下的后门，提供了一些低层次操作，如直接内存访问、线程的挂起和恢复、 CAS、线程同步、内存屏障
而 CAS 就是 Unsafe 类中提供的一个原子操作， 第一个参数为需要改变的对象，第二个为偏移量(即之前求出来的 headOffset 的值)，第三个参数为期待的值，第四个为更新后的值整个方法的作用是如果当前时刻的值等于预期值 var4 相等，则更新为新的期望值 var5，如果更新成功，则返回 true，否则返回 false；

stateOffset

一个 Java 对象可以看成是一段内存，每个字段都得按照一定的顺序放在这段内存里，通过这个方法可以准确地告诉你某个字段相对于对象的起始内存地址的字节偏移。用于在后面的 compareAndSwapInt 中，去根据偏移量找到对象在内存中的具体位置所以 stateOffset 表示 state 这个字段在 AQS 类的内存中相对于该类首地址的偏移量.

compareAndSwapInt

在 unsafe.cpp 文件中，可以找到 compareAndSwarpInt 的实现

UNSAFE_ENTRY(jboolean, Unsafe_CompareAndSwapInt(JNIEnv *env, jobjectunsafe, jobject obj, jlong offset, jint e, jint x))
UnsafeWrapper("Unsafe_CompareAndSwapInt");
oop p = JNIHandles::resolve(obj); //将 Java 对象解析成 JVM 的 oop（普通
对象指针） ,
jint* addr = (jint *) index_oop_from_field_offset_long(p, offset); //根据对象 p
和地址偏移量找到地址
return (jint)(Atomic::cmpxchg(x, addr, e)) == e; //基于 cas 比较并替换， x 表
示需要更新的值， addr 表示 state 在内存中的地址， e 表示预期值
UNSAFE_END

unsafe java demo

import sun.misc.Unsafe;

import java.lang.reflect.Field;
import java.util.ArrayList;
import java.util.List;

/**
 * @author created by LiuXF on 2020/04/13 20:46:14
 */
public class Quote {
    private volatile List<String> value;
    private static Unsafe un;
    private static long valueOffset;

    private static Unsafe getUnsafeInstance() throws SecurityException, NoSuchFieldException, IllegalArgumentException, IllegalAccessException {
        Field theUnsafeInstance = Unsafe.class.getDeclaredField("theUnsafe");
        theUnsafeInstance.setAccessible(true);
        return (Unsafe) theUnsafeInstance.get(Unsafe.class);
    }

    static {
        try {
            un = getUnsafeInstance();
            //偏移量可以简单理解为指针指向该变量的内存地址
            valueOffset = un.objectFieldOffset(Quote.class.getDeclaredField("value"));
            System.out.println(valueOffset);
        } catch (Exception e) {
            System.out.println("init unsafe error!");
        }
    }
    
    
    
    public static void main(String[] args) {
        Quote quote = new Quote();
        quote.value = new ArrayList<String>() {{
            add("1");
        }};
        List<String> c = quote.value;

        boolean flag;
        do {
            flag = un.compareAndSwapObject(quote, valueOffset, quote.value, new ArrayList<String>() {{
                add("2");
            }});
            System.out.println(flag);
        } while (!flag);
        System.out.println("value 1: " + quote.value);
        System.out.println("c 1: " + c);

        //
        quote.value = new ArrayList<String>() {{
            add("3");
        }};
        System.out.println("value 2: " + quote.value);
        System.out.println("c 2: " + c);

    }
}

AQS.accquire

acquire 是 AQS 中的方法，如果 CAS 操作未能成功，说明 state 已经不为 0，此
时继续 acquire(1)操作
这个方法的主要逻辑是

1. 通过 tryAcquire 尝试获取独占锁，如果成功返回 true，失败返回 false
2. 如果 tryAcquire 失败，则会通过 addWaiter 方法将当前线程封装成 Node 添加
   到 AQS 队列尾部
3. acquireQueued，将 Node 作为参数，通过自旋去尝试获取锁。

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

NonfairSync.tryAcquire

这个方法的作用是尝试获取锁，如果成功返回 true，不成功返回 false
它是重写 AQS 类中的 tryAcquire 方法，并且大家仔细看一下 AQS 中 tryAcquire方法的定义，并没有实现，而是抛出异常。

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

ReentrantLock.nofairTryAcquire

1. 获取当前线程，判断当前的锁的状态
2. 如果 state=0 表示当前是无锁状态，通过 cas 更新 state 状态的值
3. 当前线程是属于重入，则增加重入次数

    final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
        //获取当前执行的线程
        final Thread current = Thread.currentThread();
        //获得 state 的值
        int c = getState();
        //表示无锁状态
        if (c == 0) {
            //cas 替换 state 的值，cas 成功表示获取锁成功setExclusiveOwnerThread (current);//保存当前获得锁的线程, 下次再来的时候不要再尝试竞争锁
            if (compareAndSetState(0, acquires)) {
                return true;
            }
            //如果同一个线程来获得锁，直接增加重入次数
        } 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;
    }

AQS.addWaiter

当 tryAcquire 方法获取锁失败以后，则会先调用 addWaiter 将当前线程封装成
Node.
入参 mode 表示当前节点的状态，传递的参数是 Node.EXCLUSIVE，表示独占状
态。意味着重入锁用到了 AQS 的独占锁功能

1. 将当前线程封装成 Node
2. 当前链表中的 tail 节点是否为空，如果不为空，则通过 cas 操作把当前线程的node 添加到 AQS 队列
3. 如果为空或者 cas 失败，调用 enq 将节点添加到 AQS 队列

    private Node addWaiter(Node mode) {
        Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);//把当前线程封装为 Node
        Node pred = tail; //tail 是 AQS 中表示同比队列队尾的属性，默认是 null
        if (pred != null) {//tail 不为空的情况下，说明队列中存在节点
            node.prev = pred;//把当前线程的 Node 的 prev 指向 tail
            if (compareAndSetTail(pred, node)) {//通过 cas 把 node加入到 AQS 队列，也就是设置为 tail
                pred.next = node;//设置成功以后，把原 tail 节点的 next指向当前 node
                return node;
            }
        }
        enq(node);//tail=null,把 node 添加到同步队列
        return node;
    }

enq

enq 就是通过自旋操作把当前节点加入到队列中

    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;
                }
            }
        }
    }

图解分析

假设 3 个线程来争抢锁， 那么截止到 enq 方法运行结束之后， 或者调用 addwaiter方法结束后， AQS 中的链表结构图

加入流程.png

AQS.acquireQueued

通过 addWaiter 方法把线程添加到链表后， 会接着把 Node 作为参数传递给acquireQueued 方法，去竞争锁

1. 获取当前节点的 prev 节点
2. 如果 prev 节点为 head 节点，那么它就有资格去争抢锁，调用tryAcquire 抢占锁
3. 抢占锁成功以后，把获得锁的节点设置为 head，并且移除原来的初始化 head节点
4. 如果获得锁失败，则根据 waitStatus 决定是否需要挂起线程
5. 最后，通过 cancelAcquire 取消获得锁的操作

    final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
        boolean failed = true;
        try {
            boolean interrupted = false;
            for (; ; ) {
                final Node p = node.predecessor();//获取当前节点的 prev 节点
                if (p == head && tryAcquire(arg)) {//如果是 head 节点，说明有资格去争抢锁
                    setHead(node);//获取锁成功，也就是ThreadA 已经释放了锁，然后设置 head 为 ThreadB 获得执行权 限
                    p.next = null; //把原 head 节点从链表中移除
                    failed = false;
                    return interrupted;
                } //ThreadA 可能还没释放锁，使得 ThreadB 在执行 tryAcquire 时会返回 false
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                        parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; //并且返回当前线程在等待过程中有没有中断过。
            }
        } finally {
            if (failed)
                cancelAcquire(node);
        }
    }

NofairSync.tryAcquire

这个方法在前面分析过，就是通过 state 的状态来判断是否处于无锁状态，然后在通过 cas 进行竞争锁操作。成功表示获得锁，失败表示获得锁失败

shouldParkAfterFailedAcquire

如果 ThreadA 的锁还没有释放的情况下， ThreadB 和 ThreadC 来争抢锁肯定是会失败，那么失败以后会调shouldParkAfterFailedAcquire 方法.Node 有 5 中状态，分别是： CANCELLED（1）、SIGNAL（-1） 、 CONDITION（-2） 、 PROPAGATE(-3)、默认状态(0)
CANCELLED: 在同步队列中等待的线程等待超时或被中断，需要从同步队列中取消该 Node 的结点, 其结点的 waitStatus 为CANCELLED，即结束状态，进入该状态后的结点将不会再变化
SIGNAL: 只要前置节点释放锁，就会通知标识为 SIGNAL 状态的后续节点的线程
CONDITION： 和 Condition 有关系，后续会讲解
PROPAGATE： 共享模式下， PROPAGATE 状态的线程处于可运行状态
0:初始状态
这个方法的主要作用是，通过 Node 的状态来判断， ThreadA 竞争锁失败以后是否应该被挂起。

1. 如果 ThreadA 的 pred 节点状态为 SIGNAL，那就表示可以放心挂起当前线程
2. 通过循环扫描链表把 CANCELLED 状态的节点移除
3. 修改 pred 节点的状态为 SIGNAL,返回 false.返回 false 时，也就是不需要挂起，返回 true，则需要调用 parkAndCheckInterrupt挂起当前线程

    private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
        int ws = pred.waitStatus;//前置节点的waitStatus
        if (ws == Node.SIGNAL)//如果前置节点为 SIGNAL， 意 味着只需要等待其他前置节点的线程被释放，
            return true;//返回 true，意味着可以直接放心的挂起了
        if (ws > 0) {//ws 大于 0，意味着 prev 节点取消了排队，直接移除这个节点就行
            do {
                node.prev = pred = pred.prev;//相当于: pred=pred.prev;
                node.prev = pred;
            } while (pred.waitStatus > 0); //这里采用循环，从双向列表中移除 CANCELLED 的节点
            pred.next = node;
        } else {//利用 cas 设置 prev 节点的状态为 SIGNAL(-1)
            compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
        }
        return false;
    }

parkAndCheckInterrupt

使用 LockSupport.park 挂起当前线程编程 WATING 状态
Thread.interrupted，返回当前线程是否被其他线程触发过中断请求，也就是thread.interrupt(); 如果有触发过中断请求，那么这个方法会返回当前的中断标识true，并且对中断标识进行复位标识已经响应过了中断请求。 如果返回 true，意味着在 acquire 方法中会执行 selfInterrupt()。
这里有个小知识点就是interrupt和park的关系：当线程因为被其他线程设置了中断标识之后，不能再被park起来，所以需要在这里清除中断并返回中断标识，在该线程获取完资源之后在进行中断标识
详情大家可以看看这篇博客
https://cgiirw.github.io/2018/05/27/Interrupt_Ques/

    private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
        LockSupport.park(this);
        return Thread.interrupted();
    }

selfInterrupt： 标识如果当前线程在 acquireQueued 中被中断过，则需要产生一个中断请求，原因是线程在调用 acquireQueued 方法的时候是不会响应中断请求的.

    static void selfInterrupt() {
        //前面不响应的中断，在这里要响应。
       // 因为有中断标识线程park不起来
        Thread.currentThread().interrupt();
    }

图解分析

通过 acquireQueued 方法来竞争锁，如果 ThreadA 还在执行中没有释放锁的话，意味着 ThreadB 和 ThreadC 只能挂起了。

thread挂起.png

LockSupport

LockSupport 类是 Java6 引入的一个类，提供了基本的线程同步原语。 LockSupport实际上是调用了 Unsafe 类里的函数，归结到 Unsafe 里，只有两个函数.

    public native void unpark(Object var1);
    public native void park(boolean var1, long var2);

unpark 函数为线程提供“许可(permit)”，线程调用 park 函数则等待“许可”。这个有点像信号量，但是这个“许可”是不能叠加的， “许可”是一次性的。permit 相当于 0/1 的开关，默认是 0，调用一次 unpark 就加 1 变成了 1.调用一次park 会消费 permit，又会变成 0。 如果再调用一次 park 会阻塞，因为 permit 已经是 0 了。直到 permit 变成 1.这时调用 unpark 会把 permit 设置为 1.每个线程都有一个相关的 permit， permit 最多只有一个，重复调用 unpark 不会累积。

锁的释放流程

如果这个时候 ThreadA 释放锁了，那么我们来看锁被释放后会产生什么效果

ReentrantLock.unlock

在 unlock 中，会调用 release 方法来释放锁

    public final boolean release(int arg) {
        if (tryRelease(arg)) { //释放锁成功
            Node h = head; //得到 aqs 中 head 节点
            if (h != null && h.waitStatus != 0)//如果 head 节点不 为空并且状态！ =0. 调用 unparkSuccessor (h) 唤醒后续节点
            unparkSuccessor(h);
            return true;
        }
        return false;
    }

ReentrantLock.tryRelease

这个方法可以认为是一个设置锁状态的操作， 通过将 state 状态减掉传入的参数值（参数是 1），如果结果状态为 0，就将排它锁的 Owner 设置为 null，以使得其它的线程有机会进行执行。在排它锁中，加锁的时候状态会增加 1（当然可以自己修改这个值），在解锁的时候减掉 1，同一个锁，在可以重入后，可能会被叠加为 2、 3、 4 这些值，只有 unlock()的次数与 lock()的次数对应才会将 Owner 线程设置为空，而且也只有这种情况下才会返回 true。

    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;
    }

unparkSuccessor

    private void unparkSuccessor(Node node) {
        int ws = node.waitStatus;//获得 head 节点的状态
        if (ws < 0) compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);// 设置 head 节点状态为 0
        Node s = node.next;//得到 head 节点的下一个节点
        if (s == null || s.waitStatus > 0) {
        //如果下一个节点为 null 或者 status>0 表示 cancelled 状态.
        //通过从尾部节点开始扫描，找到距离 head 最近的一个waitStatus <= 0 的节点
            s = null;
            for (Node t = tail; t != null && t != node; t =
                    t.prev)
                if (t.waitStatus <= 0)
                    s = t;
        }
        if (s != null) //next 节点不为空，直接唤醒这个线程即可
            LockSupport.unpark(s.thread);
    }

为什么在释放锁的时候是从 tail 进行扫描

我们再回到 enq那个方法,来看一个新的节点是如何加入到链表中的

1. 将新的节点的 prev 指向 tail(假设这里tail指向node1，则 t也指向node1)
2. 通过 cas 将 tail 设置为新的节点（指向当前node），因为 cas 是原子操作所以能够保证线程安全性
3. t.next=node；设置原 tail（实际上是t也就是node1，现在的tail已经是指向node这个节点了） 的 next 节点指向新的节点

    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;
                }
            }
        }
    }

enq.png

在 cas 操作之后， t.next=node 操作之前。 存在其他线程调用 unlock 方法，如果从 head开始从前往后遍历，由于 t.next=node 还没执行意味着链表的关系还没有建立完整。就会导致遍历到 t 节点的时候被中断。 所以从后往前遍历，一定不会存在这个问题。

图解分析

通过锁的释放，原本的结构就发生了一些变化，head节点的waitStatus 变成了 0，ThreadB 被唤醒 唤醒.png

原本挂起的线程继续执行

通过 ReentrantLock.unlock，原本挂起的线程被唤醒以后继续执行， 应该从哪里执行大家还有印象吧。 原来被挂起的线程是在acquireQueued 方法中，所以被唤醒以后继续从这个方法开始执行。

AQS.acquireQueued

这个方法前面已经完整分析过了，我们只关注一下 ThreadB 被唤醒以后的执行流程。由于 ThreadB 的 prev 节点指向的是 head，并且 ThreadA 已经释放了锁。所以这个时候调用 tryAcquire 方法时，可以顺利获取到锁。

1. 把 ThreadB 节点当成 head
2. 把原 head 节点的 next 节点指向为 null

    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);
        }
    }

图解分析

1. 设置新 head 节点的 prev=null

2. 设置原 head 节点的 next 节点为 null

   
   取消锁.png
   

   自此整个流程结束

公平锁和非公平锁的区别

锁的公平性是相对于获取锁的顺序而言的，如果是一个公平锁， 那么锁的获取顺序就应该符合请求的绝对时间顺序，也就是 FIFO。 在上面分析的例子来说，只要CAS 设置同步状态成功，则表示当前线程获取了锁，而非公平锁则不一样，差异点有两个

FairSync.lock

final void lock() {
acquire(1);
}

非公平锁在获取锁的时候，会先通过 CAS 进行抢占，而公平锁则不会

FairSync.tryAcquire

    protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
        final Thread current = Thread.currentThread();
        int c = getState();
        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;
        }
        return false;
    }

这个方法与 nonfairTryAcquire(int acquires)比较， 不同的地方在于判断条件多了hasQueuedPredecessors()方法， 也就是加入了[同步队列中当前节点是否有前驱节点]的判断，如果该方法返回 true，则表示有线程比当前线程更早地请求获取锁，因此需要等待前驱线程获取并释放锁之后才能继续获取锁。