(源码)JDK8-JUC-AQS 结合 ReentrantLock

----选择最熟悉/简单的 ReentrantLock 作为突破口。

理论初步

前置知识:

公平锁和非公平锁

可重入锁

LockSupport

CAS

Volatile

自旋锁

数据结构之链表

模板模式
​

AQS是什么？

字面意思，抽象的队列同步器。不仅是简单的加锁、解锁。

技术解释，用来构建锁或者其他同步器组件的重量级基础框架及整个JUC体系的基石，通过内置的FIFO队列来完成获取线程的排队工作，并通过一个int类型变量表示持有锁的状态。
​

栈:先进先出

队列:单链表、双链表。ArrayList最经典的链表结构。

队列:靠链表和相应的数据结构完成队列的内容，各个线程要抢锁，抢得到的用，抢不到的要安排排队。
​

同步与同步器不同:

锁:面向锁的使用者。定义了程序员和锁交互的使用层API，隐藏了实现细节，直接调用即可。

同步器:面向锁的实现者。比如java并发大神DougLee，提出统一规范并简化了锁的实现，屏蔽了同步状态管理、阻塞线程排队和通知、唤醒机制等。
​

AQS 作用

AQS 能干嘛?加锁会导致阻塞，有阻塞就需要排队，实现排队必然需要有某种形式的队列进行管理。

(AQS 使用一个 volatile 的 int 类型的成员变量来表示同步状态，通知内置的 FIFO 队列来完成资源获取的排队工作，将每条要去抢占资源的线程封装成一个 Node 节点来实现锁的分配，通过 CAS 完成对 state 值的修改)

解释说明:抢到资源的线程直接使用处理业务逻辑，抢不到资源的必然涉及一种排队等候机制。抢占资源失败的线程继续去等待(类似银行业务办理窗口都满了，暂时没有受理窗口的顾客只能去候客区排队等候)，但等候线程仍然保留获取锁的可能且获取锁流程仍在继续(候客区的顾客也在等着叫号，轮到了再去受理窗口办理业务)。

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？

如果共享资源被占用，那么就需要一定的阻塞等待唤醒机制来保证锁分配。这个机制主要用的是 CLH 队列的变体实现的，将暂时获取不到锁的线程加入到队列中，这个队列就是 AQS 的抽象表现。它将请求共享资源的线程封装成队列的节点(Node)，通过 CAS、自旋以及 LockSupport.park()的方式，维护 state 变量的状态，使并发达到同步的控制效果。

----AQS 就是形成这样，唤醒，等待，加锁，释放，超时控制，取消等待的等等一系列操作。

怎样又快又快的实现上述功能呢？

AQS 是用来构建锁或者其他同步器组件的重量级基础框架及整个 JUC 体系的基石，通过内置的 FIFO 队列来完成资源获取线程的排队工作，并通过一个 int 类型变量表示持有锁的状态。

CLH:Craig、Landin and Hagersten 队列(三个人名)，是一个单向链表，AQS 中的队列是 CLH 变体的虚拟双向队列 FIFO。

AQS 核心类和重要属性

类结构关系

源码概要

----部分省略

public abstract class AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
	private transient Thread exclusiveOwnerThread;
}

public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
	static final class Node {
        static final Node SHARED = new Node();
        static final Node EXCLUSIVE = null;
		static final int CANCELLED =  1;
		static final int SIGNAL    = -1;
		static final int CONDITION = -2;
		static final int PROPAGATE = -3;
		volatile int waitStatus;
		volatile Node prev;
		volatile Node next;
		volatile Thread thread;
	}
	private transient volatile Node head;
	private transient volatile Node tail;
	private volatile int state;
}

public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
    private final Sync sync;
	abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
		abstract void lock();
	}
	static final class NonfairSync extends Sync {}
	static final class FairSync extends Sync {}
	public ReentrantLock() {
		sync = new NonfairSync();
	}
	public ReentrantLock(boolean fair) {
		sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
	}
	public void lock() {
		sync.lock();
	}
	public void unlock() {
        sync.release(1);
    }
}

​

源码注释

public abstract class AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
	//锁所属线程
private transient Thread exclusiveOwnerThread;
}

public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
/**
等待队列节点类。

等待队列是“CLH”(Craig, Landin和Hagersten)锁队列的变体。
CLH锁通常用于自旋锁。
相反，我们使用它们来阻塞同步器，但使用相同的基本策略，即在其节点的前身中保存关于线程的一些控制信息。

每个节点中的“状态”字段跟踪线程是否应该阻塞。
节点在其前身发布时收到信号。
否则，队列的每个节点都充当持有单个等待线程的特定通知样式的监视器。
状态字段并不控制线程是否被授予锁等。
如果线程是队列中的第一个线程，则可以尝试获取。
但成为第一并不能保证成功;它只给予了竞争的权利。
因此，当前释放的竞争者线程可能需要重新等待。

要进入CLH锁队列，需要将其作为新的原子拼接进去尾巴。要退出队列，只需设置头部字段。
<pre>
     +------+  prev +-----+       +-----+
head |      | <---- |     | <---- |     |  tail
     +------+       +-----+       +-----+
</pre>

插入CLH队列只需要对“tail”进行单个原子操作，因此有一个简单的原子点来区分从未排队到已排队。
类似地，退出队列只涉及更新“头部”。
但是，节点需要更多的工作来确定谁是其后继者，部分原因是要处理由于超时和中断而可能的取消。
“prev”链接(未在原始CLH锁中使用)，主要用于处理取消。
如果一个节点被取消了，它的后续节点(通常)将被重新链接到一个未被取消的前任节点。
关于自旋锁的类似力学解释，请参阅Scott和Scherer在"http://www.cs.rochester.edu/u/scott/synchronization/"发表的论文。

我们还使用“next”链接去执行阻塞机制。
每个节点的线程id都保存在它自己的节点中，所以前任通过遍历下一个链接来确定它是哪个线程，从而向下一个节点发出唤醒信号。
确定继承节点必须避免与新排队的节点竞争，以设置它们的前任节点的“下一个”字段

当一个节点的后继节点看起来是空的时候，可以通过从原子更新的“tail”向后检查来解决这个问题。
(或者换个说法，下一个链接是一种优化，所以我们通常不需要反向扫描。)

消去在基本算法中引入了一些保守性。
由于我们必须轮询其他节点的取消，我们可能无法注意到一个被取消的节点是在我们前面还是后面。
这个问题的处理方法是在取消后总是取消后继程序，允许它们稳定在一个新的前任程序上，除非我们能确定一个未被取消的前任程序来承担这个责任。

CLH队列需要一个虚拟头节点来启动。
但是我们不是在建设的时候创造它们，因为如果没有争论，那就是白费力气。
相反，在第一次争用时构造节点并设置头和尾指针。

等待条件的线程使用相同的节点，但使用额外的链接。
条件只需要链接简单(非并发)链接队列中的节点，因为只有在独占持有时才会访问它们。
在等待时，节点被插入到条件队列中。
收到信号后，节点被转移到主队列。
状态字段的一个特殊值用于标记节点所在的队列。

*/
	static final class Node {
//标记,表示节点正在共享模式中等待
        static final Node SHARED = new Node();
//标记,表示节点正在独占模式中等待
        static final Node EXCLUSIVE = null;
/** waitStatus值表示线程已被取消 */
static final int CANCELLED =  1;
/** waitStatus值表示后续线程需要unparking */
static final int SIGNAL    = -1;
/** waitStatus值表示线程正在等待状态*/
static final int CONDITION = -2;
/** waitStatus值指示下一个获取的值应该无条件地传播 */
static final int PROPAGATE = -3;
/**
数值按数字排列以简化使用。
非负值意味着节点不需要发出信号。
因此，大多数代码不需要检查特定的值，只需要检查符号。
对于普通同步节点，该字段初始化为0，对于条件节点，该字段初始化为CONDITION。
可以使用CAS(或者在可能的情况下，无条件地写volatile)修改它。
*/
		volatile int waitStatus;
//等待队列节点的上一个节点
/**原文描述:
链接到当前节点/线程检查waitStatus所依赖的前一个节点。
在进入队列期间分配，仅在退出队列时为空(为了GC)。
此外，当取消一个前任时，我们在寻找一个始终存在的未取消的前任时进行短路，因为头节点永远不会被取消:
只有成功获取节点才会成为头节点。
被取消的线程永远不会成功获取，线程只会取消自己，不会取消任何其他节点。
*/
		volatile Node prev;
//等待队列节点的下一个节点
/**原文描述:
链接到当前节点/线程在释放时取消泊位的后续节点。
在排队时分配，在绕过被取消的前任时调整，在退出队列时为空(为了GC)。
查询操作直到附加之后才会分配前任的下一个字段，因此看到下一个字段为空并不一定意味着节点处于队列的末尾。
然而，如果下一个字段看起来是空的，我们可以从尾部扫描prev来再次检查。
取消节点的下一个字段被设置为指向节点本身而不是null，以使isOnSyncQueue的工作更容易。
*/
		volatile Node next;
//等待队列节点的所属线程
/**原文描述:
将此节点编入队列的线程。施工时初始化，使用后取消。
*/
		volatile Thread thread;
	}
//队列头结点,其实仅仅是一个指针,会指向队列中的哨兵节点,并非队列中真正的头结点.
/**
延迟初始化的等待队列头。
除了初始化，它只能通过方法setHead进行修改。
注意:如果head存在，它的waitStatus保证不会被CANCELLED。
*/
	private transient volatile Node head;
//队列尾结点,其实仅仅是一个指针,会指向队列中的真正的尾节点.
／**
*等待队列的尾部，延迟初始化。仅通过方法enq修改以添加新的等待节点。
*／
	private transient volatile Node tail;
／**
*同步状态。
*／
	private volatile int state;
}
​

public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
    private final Sync sync;
	//内部类Sync继承AQS
/**同步器提供所有实现机制*/
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
／**
*执行{@link Lock# Lock}。子类化的主要原因是允许非公平版本的快速路径。
*／
abstract void lock();
	}
//非公平锁的同步对象,继承Sync,间接继承AQS.
	static final class NonfairSync extends Sync {}
//公平锁的同步对象,继承Sync,间接继承AQS.
	static final class FairSync extends Sync {}
	//默认实例化非公平锁
public ReentrantLock() {
        sync = new NonfairSync();
}
//标识位可切换公平锁还是非公平锁
public ReentrantLock(boolean fair) {
        sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
//内部类Sync调用加锁方法
／**
*获取锁。
*如果锁没有被其他线程持有，则获取锁并立即返回，将锁持有计数设置为1。
*如果当前线程已经持有该锁，则持有计数加1，该方法立即返回。
*如果锁被另一个线程持有，那么当前线程将被禁用，并处于休眠状态，直到获得锁,当锁保持计数设置为1时。
*／
	public void lock() {
        sync.lock();
}
//内部类Sync调用解锁方法
／**
*试图释放此锁。
*如果当前线程是这个锁的持有者，那么持有计数递减。
*如果持有计数现在是零，那么锁被释放。
*如果当前线程不是这个锁的持有者，那么{@link IllegalMonitorStateException}将被抛出。
* @throws IllegalMonitorStateException如果当前线程没有持有这个锁。
*／
	public void unlock() {
        sync.release(1);
    }
}
​

源码分析前提条件

锁被真正占用的两个状态:

state=1

ownerThread=currentThread

哨兵节点状态:

thread=null

prev=null

next=null 或非 null(有下一个节点)

关于各种状态和值的简单处理流程(省去了中间环节):

----先设置状态，再阻塞。

----先回溯状态，再解锁，再设置状态。

lock()

1)node0 获取锁成功

设置 state=1,ownerThread=node0

2.1)获取锁失败

设置上一个 node 节点的 waitStatus=-1

2.2)执行 park()阻塞当前节点 node1

2.3)设置下一个线程节点 wait=1,ownerThread=node1.并返回.

2.5)哨兵节点 S1 被 GC 回收,node1 变成哨兵节点 S。

unlock()

1)A0 设置 state=0,ownerThread=null

2)设置上一个 node 节点的 waitStatus=0

3)执行 unpark()唤醒下一个节点,执行 lock()的 2.3)

等待队列是“CLH”(Craig, Landin 和 Hagersten)锁队列的变体。

CLH 锁通常用于自旋锁。

只有成功获取节点才会成为头节点。

被取消的线程永远不会成功获取，线程只会取消自己，不会取消任何其他节点。

下述源码分析中:

哨兵节点简称 S

加入队列的节点/参数称为 nodeX

源码 -业务总体流程案例图

----业务结构流程图

----以非公平锁获取锁失败加入队列的情况为切入点画的流程图。

----以在银行办理业务为源码分析案例。

----这里只是简要说明,描述并不完善,更详细的参考不同方法的描述。

案例 demo

import java.util.concurrent.locks.Lock;
import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock;

/**
 * 可重入锁验证:显示锁ReentrantLock-案例05-非成对加锁解锁-多线程容易死锁
 */

public class ReEnterLockDemo06 {

    static Lock lock = new ReentrantLock();

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

        new Thread(()->{

            //System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t unlock前无lock测试开始 .");
            //lock.unlock();
            //System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t unlock前无lock测试结束 .");

            System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t unlock前无lock测试-会抛异常 .");

            lock.lock();
            lock.lock();
            try {
                System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t 外层.");
                lock.lock();
                try {
                    System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t 内层.");
                }finally {
                    lock.unlock();
                }
            }finally {
                lock.unlock();
                /**
                 * 这里故意注释,实现加锁次数和释放次数不一样.
                 * 由于加锁次数和释放次数不一样,第二个线程始终无法获取到,导致一直在等待.
                 * 正常情况,加锁几次就要解锁几次.
                 * 此时t1下面再加一个线程,t2就不输出了,t2无法获取锁了,这样就容易导致死锁和生产的一些问题.
                 * --同一个线程可以多次获得属于自己的同一把锁,这样就可以一定程度的避免死锁.
                 */
                //lock.unlock();

                System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t 测试同一个线程未成对unlock接着lock是否阻塞-开始.");

                lock.lock();

                System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t 测试同一个线程未成对unlock接着lock是否阻塞-结束.");

            }
        },"t1").start();

        Thread.sleep(2000);
        System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t 开启另外线程测试上一个线程未成对unlock是否能lock开始 ." );

        lock.lock();

        System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t 开启另外线程测试上一个线程未成对unlock是否能lock结束 ." );

        new Thread(()->{
            System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t 之前线程未成对unlock()这里依然同样阻塞进不来lock.");
            lock.lock();
            try {
                System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t 内层.");
            }finally {
                lock.unlock();
            }
        },"t1").start();

    }

}

/**
输出结果:
 t1	 unlock前无lock测试-会抛异常 .
 t1	 外层.
 t1	 内层.
 t1	 测试同一个线程未成对unlock接着lock是否阻塞-开始.
 t1	 测试同一个线程未成对unlock接着lock是否阻塞-结束.
 main	 开启另外线程测试上一个线程未成对unlock是否能lock开始 .
 ......
 */
​

加锁-lock.lock()

方法调用顺序

(以获取不到锁加入队列为例):

lock->acquire->tryAcquire->addWaiter(enq-自旋)->acquireQueued(自旋-shouldParkAfterFailedAcquire->parkAndCheckInterrupt)
​

方法-lock()

#公平锁
所属类:ReentrantLock$FairSync
public void lock() {
	sync.lock();
}
final void lock() {
	acquire(1);
}
​

#非公平锁
所属类:ReentrantLock$NonfairSync
final void lock() {
	//当前线程获取锁成功
	//CAS:把state从0改为1,成功则当前线程抢到锁.对应unlock()中compareAndSetState(1, 0).
	//如果CAS失败,那么有可能是当前线程再次获取锁,或者别的线程在占用锁.
	if (compareAndSetState(0, 1))//true
		//把ownerThread设置为currentThread.对应unlock()中setExclusiveOwnerThread(null);
		//exclusiveOwnerThread独占模式同步的当前所有者。
		setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
		//此时并未创建任何Node对象,只是说AQS有线程占用了AQS锁.
	else//false
		//当前线程获取锁失败
		//在独占模式下获取锁,忽略中断.失败时恢复正常.
		//可重入锁也在这里执行
		acquire(1);
}
​

方法(M1)-acquire

所属类:AQS
//尝试获取锁,如果获取不到就排队(阻塞当前线程)
//在独占模式下获取，忽略中断。
//通过至少调用一次{@link #tryAcquire}来实现，成功时返回。
//否则，线程将进入队列，可能会反复阻塞和解除阻塞，调用{@link #tryAcquire}直到成功。
public final void acquire(int arg) {
	//获取锁失败并且加入队列,则执行线程中断.
	//tryAcquire返回true抢锁成功(包括当前线程获取到锁和获取可重入锁),则不执行后面的加入队列操作.acquireQueued是真正入队的入口.
	if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
		/**
		parkAndCheckInterrupt()判断Thread.interrupted()线程是否会挂起.
		因为LockSupport.park挂起的线程不仅会被LockSupport.unpark方法唤醒，还会被中断唤醒，所以线程被唤醒后调用了下Thread.interrupted()方法来返回下当前线程的中断状态，
		但是该方法会清楚掉线程的中断状态，所以在acquire()又一次的通过selfInterrupt()设置了下中断状态。
		这也是ReentrantLock区别于synchronized关键字的一个地方。
		ReentrantLock支持等待队列中的线程中断，synchronized不支持。
		*/
		selfInterrupt();
}
​

方法 (M1-1)-tryAcquire

//tryAcquire()尝试获取锁,导致失败的几种情况:
1)锁已经被其他线程获取.
2)锁没有被其他线程获取,但是需要排队.
3)CAS失败(可能过程中已经有其他线程获取到锁了).
锁为自由状态(state=0),并不能说明可以立即执行CAS获取锁,因为可能在当前线程获取锁之前,已经有其他线程在排队了,必须遵循先来后到的原则获取锁.
所以还要调用hasQueuedPredecessors()查看自己是否需要排队。
​

公平锁与非公平锁的区别

在此tryAcquire()中，公平锁只比非公平锁多了hasQueuedPredecessors()的判断，判断等待队列中是否存在有效的节点，即判断了是否需要排队，导致公平锁和非公平锁的差异如下:

公平锁:先来先到，线程在获取锁时，如果这个锁的等待队列总已经有线程在等待，那么当前线程就会进入等待队列中。

非公平锁:不管是否有等待队列，如果可以获取锁，则立刻占有锁对象，也就是说队列的第一个排队线程在unpark()，但之后还是需要竞争锁(存在线程竞争的情况)。

再者，公平锁每次获取到锁为同步队列中的第一个节点，保证请求资源时间上的绝对顺序，而非公平锁有可能刚释放锁的线程下次继续获取该锁，则有可能导致其他线程永远无法获取到锁，造成“饥饿”现象。

公平锁为了保证时间上的绝对顺序，需要频繁的上下文切换，而非公平锁会降低一定的上下文切换，降低性能开销。

因此，ReentrantLock默认选择的是非公平锁，则是为了减少一部分上下文切换，保证了系统更大的吞吐量。
​

非公平锁 -tryAcquire

所属类:AQS$NonfairSync
//非公平锁获取锁过程
//抢到锁返回true,表示获取到了锁/需要排队,线程逐级返回,加锁过程结束.
//抢不到锁返回false,表示无需排队.
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
	return nonfairTryAcquire(acquires);
}
​

非公平锁 - nonfairTryAcquire

所属类:AQS$Sync
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
	//当前线程
	final Thread current = Thread.currentThread();
	//state状态
	int c = getState();
	//c==0表示锁还未被占用或上个线程已经释放此锁,此线程可直接获取锁,不用加入队列直接加锁.
	if (c == 0) {
		//CAS:把state从0改为1,成功则抢到锁.对应unlock()解锁中compareAndSetState(1, 0).
		if (compareAndSetState(0, acquires)) {
			//把ownerThread设置为currentThread.对应unlock()解锁中setExclusiveOwnerThread(null);
			setExclusiveOwnerThread(current);
			//抢到锁
			return true;//即tryAcquire()获取锁成功,但此线程并不入队.
		}
	}
	//current == getExclusiveOwnerThread()表示当前线程和已经被锁的线程对象是同一个,
	//已经占有锁了,但也是抢到锁了,只是可重复锁,不用加入队列,直接加锁的状态.
	else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
		int nextc = c + acquires;
		//锁状态是个int类型，这里应该是担心锁重复的次数太多然后 溢出变成负数
		if (nextc < 0) // overflow
			throw new Error("Maximum lock count exceeded");
		//可重入锁:相同线程每次lock()每次state加1,每次unlock(),每次state减1.必须先执行lock()才能执行unlock().
		setState(nextc);
		return true;//即tryAcquire()获取锁成功,但此线程并不入队.
	}
	return false;//即tryAcquire()获取锁失败,此线程执行后续的入队操作.
}
​

公平锁 -tryAcquire

所属类:AQS$FairSync
//公平锁获取锁的过程,只是比非公平锁多了"!hasQueuedPredecessors()"的逻辑.
//其他所有逻辑同非公平锁相同,看非公平锁的nonfairTryAcquire逻辑即可.
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
	final Thread current = Thread.currentThread();
	int c = getState();
	if (c == 0) {
		//返回true,表示需要排队
		//返回false,表示无需排队
		if (!hasQueuedPredecessors() &&
			//无需排队就执行下述两种方法
			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;
}
​

公平锁 -hasQueuedPredecessors

所属类:AQS
//判断等待队列中是否存在有效节点
//返回true,表示需要排队
//返回false,表示无需排队
//注意，由于中断和超时导致的取消可能在任何时候发生，{@code true}返回并不保证其他线程会在当前线程之前获得。
//有几下几种情况需要考虑:
1)未初始化:
1.1)下述的tail、head都为null,此时还未建立队列,h != t返回false,此时表示无需排队。整个hasQueuedPredecessors()方法返回false.
2)已初始化(表示下述的tail、head都不为null):
2.1)head等于tail,那么h != t返回false,此时虽然已建立队列,但只初始化了哨兵节点,后续节点还未真正入队。此时表示无需排队,整个hasQueuedPredecessors()方法返回false.
2.2)head不等于tail,那么h != t返回true,还分下述两种情况:
2.2.1)head的next节点等于null,即(s = h.next) == null返回true。注意此时2.2.2)的流程就不会再执行。
此时虽然已建立队列,但现在可能在入队/出队的过程中。(要注意的是head和tail并不是同时初始化的,参考addWaiter()和acquireQueued())
此时表示无需排队,整个hasQueuedPredecessors()方法返回false.
2.2.2)head的next节点不等于null,即(s = h.next) == null返回false,表示已建立等待队列并且已有其他线程加入等待队列,继续分下述两种情况:
2.2.2.1)head的next节点的线程等于当前执行线程,即s.thread != Thread.currentThread()返回false。此时表示无需排队,整个hasQueuedPredecessors()方法返回false.
2.2.2.2)head的next节点的线程不等于当前执行线程,即s.thread != Thread.currentThread()返回true。此时表示需要排队,整个hasQueuedPredecessors()方法返回true.
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
	//它的正确性取决于head在tail之前被初始化，并且如果当前线程在队列中处于首位，则head.next是准确的。
	Node t = tail; // 以反向初始化顺序读取字段
	Node h = head;
	Node s;
	return h != t &&
		((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
​

方法 (M1-2)-addWaiter

所属类:AQS
//仅用于设置队列节点的位置,并非真正的加入到队列(在acquireQueued中设置waitStatus为-1和park()阻塞线程才是真正加入队列)
//通过CAS和字段保证一定会加入成功.
private Node addWaiter(Node mode) {
	//要注意这个node对象为EXCLUSIVE独占模式,而哨兵节点S为SHARED共享模式(有且仅在初始建立队列时的哨兵节点成立,之后迭代的哨兵节点都是EXCLUSIVE独占模式).
	Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
	//第二部分(初始化队列在第一部分):队列中已存在线程锁对象,后续再加入的执行部分.
	Node pred = tail;
	if (pred != null) {
		//此时的内容参考下述"第一部分"中的"多个节点案例"即可.
		node.prev = pred;
		if (compareAndSetTail(pred, node)) {
			pred.next = node;
			//返回的是最新加入队列的节点.
			return node;
		}
	}
	//第一部分:初始化队列,即加入第一个元素(包括哨兵节点和第一个加入队列的线程锁对象)
	enq(node);
	//返回的是最新加入队列的节点,这个node节点在enq()中并未处理.
	return node;
}
​

方法 (M1-2-1)-enq

所属类:AQS
上面第一部分:调用enq方法初始化等待队列并通过cas及自旋保证成功加入到等待队列队尾.
//暂且把node当成第一个队列中的元素nodeX,哨兵节点除外.注意这个node参数节点为EXCLUSIVE独占模式.
private Node enq(final Node node) {
	//自旋锁处理方式
	for (;;) {
		Node t = tail;
		//第一次初始化(当队列为空时)(自旋第一次进入),仅处理哨兵节点,未处理真正将要加入队列中的线程锁对象nodeX.
		if (t == null) { // Must initialize
			//CAS:基于当前对象把head的值设置成S
			//设置哨兵节点S,实例化新node对象S(注意S对象标记为SHARED共享模式),而队列里的其他节点为EXCLUSIVE独占模式.
			if (compareAndSetHead(new Node()))
				//把head头结点和tail尾节点都指向S.
				//一旦设置head,那么head永远指向哨兵节点S(即使哨兵节点S会改变),tail会随着队列中加入的线程越来越多,一直往后移动直至指向最后一个线程节点.
				tail = head;
		} else {
			//第二次(自旋第二次进入,并返回),处理真正将要加入队列中的线程锁对象nodeX.
			//把nodeX的上一个节点prev指向tail尾节点
			//暂且把node当成第一个队列中的元素nodeX,哨兵节点除外.注意这个node参数节点为EXCLUSIVE独占模式.
			node.prev = t;
			//CAS:基于当前对象把tail尾节点的值由tail尾节点的Node对象设置成nodeX对象.
			//成功,第n次加入成功把当前线程节点加入到等待队列.
			//失败,加入到等待队列尾部的时候，有别的线程已经加入到等待队列了,再次自旋.
			if (compareAndSetTail(t, node)) {
				//设置tail尾节点的下一个节点next指向nodeX对象.
				t.next = node;
				//返回nodeX的上一个节点prev对象.
				//而这个enq()返回的t对象未在上述的addWaiter()中用到,只是用到了这个参数nodeX对象.
				return t;
			}
		}
	}
}
​

方法 (M1-2-图)-addWaiter/enq

----也可参考”源码-业务总体流程案例图”章节。

AQS中有两个属性head和tail,分别用来保存AQS队列的头尾节点。
初始时，这两个属性都为null，当有一个线程进来时，队列如上。

上述队列表示，在节点nodeA插入队列之前，没有其他节点在排队。
注意，当前持有锁的线程，永远不会处于排队队列中。这是因为，当一个线程调用lock()获取锁时，只有两种情况:
--1)锁处于自由状态(state==0)，且它不需要排队。通过CAS立即获取到了锁，这种情况，显然它不会处于排队队列中。
--2)锁处于非自由状态，线程加入到了排队队列的队头(不包括head)等待锁。
将来某一时刻，锁被其他线程释放，并唤醒这个队列中的线程，线程唤醒后，执行tryAcquire，获取到了锁，然后重新维护排队队列，将自己从队列移除(acquireQueued()).
​

方法 (M1-3)-acquireQueued

所属类:AQS
//线程真正加入CLH队列、队列重置并返回线程中断标识interrupted.
//参数:node-addWaiter()返回的尾节点指向的最后一个加入的nodeX(Node.EXCLUSIVE)对象
//参数:arg-1
//注意和doAcquireInterruptibly()的对比,二者主要区别在于发现线程被中断过后的处理逻辑.
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
	boolean failed = true;
	try {
		//线程中断状态
		boolean interrupted = false;
		//注意:自旋一直跑着呢
		for (;;) {
			//获取nodeX的上一个节点prev
			final Node p = node.predecessor();
			//判断是否为head头节点对象,并通过当前线程再次获取一次锁(回看tryAcquire)
			//如果此时只有哨兵节点和一个后续的nodeX节点,即只有首节点(不包括哨兵节点),tryAcquire成功,那么直接进入此if.
//这里可能会出现,比如nodeX刚释放了锁又再次抢到锁的情况.
			if (p == head && tryAcquire(arg)) {
				//移除当前哨兵节点S并GC回收,并把nodeA设置成哨兵节点S,nodeA后续的下一个节点next指向nodeX不变.
				//要注意经tryAcquire()处理后,此时的state=1,ownerThread=nodeA,nodeA就从此队列消失了,从而绑定了lock锁对象.
				setHead(node);
				//可以把这个GC回收的原哨兵节点S对象当成执行unlock()时处理的node对象.
				//前提是,有且仅当unlock()的线程作队列的节点中生效(存在CLH队列时生效)(因为第一次就获取锁成功时并不存在CLH队列,当然也不会存在各种node节点指向)
				p.next = null; // help GC
				failed = false;
				//注意:这里要返回,返回当前线程的中断状态,用于后续操作判断当前线程的是怎么被唤醒的.
				return interrupted;
			}
			//获取锁失败后设置当前节点nodeX的上一个节点prev的waitStatue为-1(包括哨兵节点)(-1表示节点被阻塞了)
			//只有发现当前节点不是首节点才会返回true
			if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
				//park()阻塞当前线程并在unpark()唤醒时返回当前线程的中断状态.
				//要注意的是:最终唤醒的一定是队头(并非哨兵节点,即一定是哨兵节点的后续next节点),被唤醒后再次自旋进入最上面的if()处理新的队列逻辑.
				//这里不用考虑多次park()或unpark()的问题,因为这个LockSupport加锁解锁的许可证最大是1.
				parkAndCheckInterrupt()){
				//该线程是被中断唤醒并获取的锁,于辅助后续操作判断当前线程是被中断唤醒的.所以需要重新设置下中断位.
				interrupted = true;
			}

		}
	} finally {
		//注意这里最终都会执行别忘记了
		if (failed){
			//如果该方法因为某些特殊情况意外的退出(没有获取锁就退出了),那么就取消尝试获取锁.
            //设置节点状态为CANCELLED
			cancelAcquire(node);
		}
	}
}
​

方法 (M1-3 图)-acquireQueued

----也可参考”源码-业务总体流程案例图”章节。

方法 (M1-3-1)-setHead

所属类:AQS
//移除当前哨兵节点S并GC回收,设置nodeX为新的哨兵节点S.
private void setHead(Node node) {
	head = node;
	node.thread = null;
	node.prev = null;
}
​

方法 (M1-3-2)- predecessor

所属类:AQS$Node
//获取nodeX的上一个节点prev(可能会跟在addWaiter()中设置的有出入,即期间有节点位置变化)
final Node predecessor() throws NullPointerException {
	Node p = prev;
	if (p == null)
		throw new NullPointerException();
	else
		return p;
}
​

方法 (M1-3-3)-shouldParkAfterFailedAcquire

所属类:AQS
//获取锁失败后处理当前节点nodex的上一个节点prev的waitStatue为-1(-1表示节点被阻塞了)
//在for自旋中.
//pred-nodeX的前置节点,node-nodeX.
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
	int ws = pred.waitStatus;
	//判断当前节点nodex的上一个节点prev的waitStatue=-1
	if (ws == Node.SIGNAL)
		return true;
	if (ws > 0) {
	//ws==1,即CANCELLED,表示pred节点已经被取消了,将取消的pred节点从队列中移除,重新维护下排队链表关系.
		do {
			node.prev = pred = pred.prev;
		} while (pred.waitStatus > 0);
		//上一个节点的下一个节点=当前节点
		pred.next = node;
	} else {
    //程序第一次执行到这里返回false,还会进行外层第二次循环.
		//设置当前节点nodex的上一个节点prev的waitStatue=-1(包括哨兵节点).(-1表示节点被阻塞了)
		//没有condition的情况下,且是第一个加入到等待列表.如果在这期间头结点没有变的话,就把当前节点waitStatus设置为-1状态.
		//为何每个线程进入该方法后,修改的是上一个节点的waitStatus,而不是自己修改自己的?
		//因为线程调用park()后,无法设置自己的这个状态,若在调用park()前设置,存在不一致的问题,所以每个node的waitStatus,在后继节点加入时设置.
		compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
	}
	return false;
}
​

方法 (M1-3-3 图)-shouldParkAfterFailedAcquire

----也可参考”源码-业务总体流程案例图”章节。

方法 (M1-3-4)-parkAndCheckInterrupt

所属类:AQS
//真正加入CLH队列.park()阻塞当前线程并在unpark()唤醒时返回当前线程的中断状态.
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
	//park被唤醒的条件有:1.线程调用了unpark,2:其它线程中断了线程;3:发生了不可预料的事情
	LockSupport.park(this);
	//有两种情况,会导致阻塞结束:
	//1)持有锁的线程,释放锁后,将这个线程unpark()了.要注意的是:最终唤醒的一定是队头(并非哨兵节点),被唤醒后再次自旋处理.
	//2)线程被interrupt().(注意,在外部interrupt这个线程,不是抛出InterruptException,这一点和sleep及wait都不同)
		/**
		parkAndCheckInterrupt()判断Thread.interrupted()线程是否会挂起.
		因为LockSupport.park挂起的线程不仅会被LockSupport.unpark方法唤醒，还会被中断唤醒，所以线程被唤醒后调用了下Thread.interrupted()方法来返回下当前线程的中断状态，
		但是该方法会清楚掉线程的中断状态，所以在acquire()又一次的通过selfInterrupt()设置了下中断状态。
		这也是ReentrantLock区别于synchronized关键字的一个地方。
		ReentrantLock支持等待队列中的线程中断，synchronized不支持。
		*/
	return Thread.interrupted();
}
​

解锁-lock.unlock()

方法调用顺序

unlock->release->tryRelease->unparkSuccessor

方法 -unlock()

所属类:ReentrantLock
//释放锁不区分非公平锁和公平锁
public void unlock() {
	sync.release(1);
}
​

方法(M2)-release

所属类:AQS
//释放当前线程的锁
public final boolean release(int arg) {
	if (tryRelease(arg)) {
		Node h = head;
		if (h != null && h.waitStatus != 0){
			//当unlock()的线程作为队列的节点中生效(存在CLH队列时生效):唤醒当前线程的下一个线程节点
			unparkSuccessor(h);
		}
		return true;
	}
	return false;
}
​

方法 (M2-1)-tryRelease

所属类:ReentrantLock$Sync
//释放当前线程的锁
//release:释放数量
protected final boolean tryRelease(int releases) {
	int c = getState() - releases;
	//当前执行unlock()的线程一定要和持有锁的线程是同一个才可以释放锁.
	if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
		throw new IllegalMonitorStateException();
	boolean free = false;
	//c==0,直接释放锁,否则当前线程直接释放此线程可重入的数量.
	if (c == 0) {
		free = true;
		//设置当前线程持有的锁线程为null
		//要注意的是,持有锁的对象就是Lock本身,无论多少个线程来抢都不用关系这个Lock对象的GC回收问题.
		setExclusiveOwnerThread(null);
	}
	//设置当前线程持有的状态,0表示可以唤醒队列中其他线程,否则释放可重入的数量.
	setState(c);
	return free;
}
​

方法 (M2-2)-unparkSuccessor

所属类:AQS
//唤醒当前线程的下一个线程节点
private void unparkSuccessor(Node node) {

	int ws = node.waitStatus;
	if (ws < 0){
		//如果当前线程waitStatus=-1,表示此节点是阻塞节点线程,那么CAS设置当前线程的waitStatus为0
		//在释放下个线程之前先把自己当前线程的waitStatus设置成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)
		//unpark()释放当前线程的下一个节点线程
		//当unlock()的线程作为队列的节点中生效(存在CLH队列时生效)(因为第一次就获取锁成功时并不存在CLH队列,当然也不会存在各种node节点指向)
		//可以把这个unlock()的当前线程理解成CLH队列中的哨兵节点S,在acquireQueued()中被GC回收了,否则当前unlock()的线程一直存在.
		LockSupport.unpark(s.thread);
}
​