AQS维护了俩个节点的引用，一个指向头节点，一个指向尾节点。当有一个线程成功获取到同步状态（或者锁）时，其他的线程就无法获取到同步状态，因此会被构造成节点放入同步队列，但是入队的过程必须保证是线程安全的。因此同步器提供了一个基于cas的设置尾节点的方法：compareAndSetTail(Node expect, Node update)，设置成功后，当前节点正式与之前的尾节点建立关联。

同步队列遵循FIFO原则，首节点是获取同步状态的节点，当首节点的线程释放同步状态时，将会唤醒后继节点，而后继节点在获取同步状态成功的时候将自己设置为头节点。

设置首节点是通过成功获取到同步状态的线程来完成的，因为同时只有一个线程能够获取到同步状态，因此设置头节点并不需要用CAS来保证。它只需要将首节点设置为原首节点的后继节点，并且断开原首节点的next引用。

独占式同步状态的获取：

首先当调用lock方法时，会调用acquire（int arg），acquire方法首先会执行一段判断：if(!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))。判断结果如果返回true，则当前线程执行中断selfInterrupt();。（这里需要注意，如果当前的线程获取同步状态失败后进入了同步队列中，后续对线程进行中断操作时，线程不会从同步队列中移出，这里中断的意义何在？？？）

首先分析tryAcquire(1)，这个方法会尝试更新当前的线程获取同步状态，如果当前预期同步状态为0，并且成功更新了当前线程的同步状态为1，并且将当前线程设为独占线程，返回true；如果更新不成功，则返回false。

再分析acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))方法。首先addWaiter方法，首先会以当前线程创建一个node节点a，在获取当前同步队列的tail节点，如果tail节点不为空，则利用cas更新当前a为tail节点，更新成功则返回a节点，更新失败则执行enq（node）方法（node传节点a）；如果tail节点为空，也执行enq方法。

private Node enq(finalNode node) {

for(;;) {

Node t =tail;

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

if(compareAndSetHead(newNode()))

tail=head;

}else{

node.prev= t;//将tail节点指向node的pre节点

if(compareAndSetTail(t,node)) {//如果t节点是尾节点，则将node节点更新为尾节点，cas是为了保证在更新是t是尾节点，因为在这个方法的执行过程中，可能有其他线程被更新为尾节点。如果更新失败，则继续更新，将tail置为t，循环前面的过程。

t.next= node;//将node置为t的next节点，此时node是尾节点。（即将t.next节点指向了node所指向的内存。node是当前线程构造的节点）

returnt;

}

}

}

}

分析enq方法，进入循环：第一次循环时，获取tail节点（t = tail；）。1、如果t节点为空，则初始化一个head空节点，让t = head，接着进入第二次循环；2、如果tail不等于空，则利用cas将a节点置为tail节点，如果失败，则接着执行循环，直到将a节点成功置为tail节点后，并且将a节点设置为t.next，返回t节点（1、addWaiter（Node.EXCLUSIVE）执行成功后返回的始终是以当前线程构造的node节点，而在构造过程中，当执行到enq（node）方法，只是为了保证将构造的node节点确保能插入到tail节点。2、enq(node)方法这里为什么不返回a节点，而是返回t节点，其他地方可能会用到，在此不做分析）。。（分界线）。。如果第一次循环时，t为空，则进入第二次循环，这个时候，t在第一次循环时已经被设置为空节点，并且是头节点，接着将a节点置为tail节点，利用循环cas直到成功的将a节点置为tail节点，并且将a节点设置为t.next，然后返回t节点。执行完addWaiter(Node.EXCLUSIVE)后，

程序进入到acquireQueued(node, arg)，直接进入for循环开始分析。第一次循环时，理想状态下，首先获取node节点的pre节点p（如果node节点没有pre节点，直接抛空指针，因为之前的addWaiter的循环cas保证了node节点一定是tail节点，并且有pre节点），

如果p节点是头节点并且node节点的tryAcquire(1)方法返回true，代表node节点获取到了同步状态，那么将node节点设置为头节点，将p节点的next设为null（帮助gc），失败状态（failed）为false，中断状态返回false（保证了当前线程不会执行selfInterrupt方法）。如果p节点不是头节点或者node获取同步状态返回false，则接着往下执，if(shouldParkAfterFailedAcquire(p,node) &&parkAndCheckInterrupt())。

首先分析shouldParkAfterFailedAcquire方法，如果p节点的状态是-1，则直接返回true（This node has already set status asking a release to signal it, so it can safely park.）。如果不为-1，往下执行，1、如果状态大于0，则将p节点的pre节点置为p节点，并且将p节点置为node的pre节点，直到p节点的status不符合大于0的条件，终止while循环，然后将node节点置为p节点的next节点，返回false。2、如果状态小于0，则将p节点的状态设置为SIGNAL(-1)。返回false。这里返回false表示虽然acquire获取失败也不需要中断线程。返回true代表要中断线程。注意：这里shouldParkAfterFailedAcquire如果返回了false，代表当前的p已经变成了p节点的pre节点（这个pre节点也有可能是pre的pre节点，直到满足while结束。）在acquire第二次循环的时候，这个时候shouldParkAfterFailedAcquire可能会返回false，或true，因此如果第一次返回的是false，那么p的状态已经是一个小于0的数，当是-1，第二次直接返回true，如果不是-1，第三次循环返回true，因为在第二次的时候如果不是-1，则会置为-1。（这个方法的最终目的是使node的pre节点的状态为signal，这样node节点就有机会获取同步状态了）

但是acquireQueued是一个循环cas方法，直到p节点是头节点并且当前node获取到同步状态才会返回，如果在循环过程中出现异常，则会直接进入finally方法，就算正常结束，也会进入finally，判断failed后，如果为true，执行cancelAcquire(node);方法取消获取同步状态。将线程的状态置为1。

当有节点释放同步状态后，将会唤醒其后继节点线程，使用unparkSuccessor(Node node)来唤醒等待状态的线程。然后被唤醒的线程会获取同步状态，并将自己置为head节点。