Java并发和多线程-从ReentrantLock的实现看AQS的原理及应用

Java中的大部分同步类（Lock、Semaphore、ReentrantLock等）都是基于AbstractQueuedSynchronizer（简称为AQS）实现的。
AQS是一种提供了原子式管理同步状态、阻塞和唤醒线程功能以及队列模型的简单框架。

1 ReentrantLock

1.1 ReentrantLock特性概览

ReentrantLock意思为可重入锁，指的是一个线程能够对一个临界资源重复加锁。

// **************************Synchronized的使用方式**************************
// 1.用于代码块
synchronized (this) {}
// 2.用于对象
synchronized (object) {}
// 3.用于方法
public synchronized void test () {}
// 4.可重入
for (int i = 0; i < 100; i++) {
	synchronized (this) {}
}
// **************************ReentrantLock的使用方式**************************
public void test () throw Exception {
	// 1.初始化选择公平锁、非公平锁
	ReentrantLock lock = new ReentrantLock(true);
	// 2.可用于代码块
	lock.lock();
	try {
		try {
			// 3.支持多种加锁方式，比较灵活; 具有可重入特性
			if(lock.tryLock(100, TimeUnit.MILLISECONDS)){ }
		} finally {
			// 4.手动释放锁
			lock.unlock()
		}
	} finally {
		lock.unlock();
	}
}

1.2 ReentrantLock与AQS的关联

ReentrantLock支持公平锁和非公平锁，并且ReentrantLock的底层就是由AQS来实现的。
那么ReentrantLock是如何通过公平锁和非公平锁与AQS关联起来呢？ 从这两者的加锁过程来理解一下它们与AQS之间的关系。

非公平锁加锁

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock#NonfairSync
// 非公平锁
static final class NonfairSync extends Sync {
	...
	final void lock() {
		if (compareAndSetState(0, 1))
			setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
		else
			acquire(1);
		}
  ...
}

这块代码的含义为：

1. 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。
2. 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。

第二步获取锁失败后，后续的处理策略是怎么样的？

• 某个线程获取锁失败的后续流程是什么呢？有以下两种可能：
  1. 将当前线程获锁结果设置为失败，获取锁流程结束。这种设计会极大降低系统的并发度，并不满足我们实际的需求。所以就需要下面这种流程，也就是AQS框架的处理流程。
  2. 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。
• 对于问题1的第二种情况，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？
• 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？
• 如果处于排队等候机制中的线程一直无法获取锁，还是需要一直等待吗，还是有别的策略来解决这一问题？

公平锁加锁

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock#FairSync
static final class FairSync extends Sync {
  ...  
	final void lock() {
		acquire(1);
	}
  ...
}

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
    private final Sync sync;

    abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {}

    public void lock() {
        sync.acquire(1);
    }

Lock函数通过Acquire方法进行加锁，但是具体是如何加锁的呢？

结合公平锁和非公平锁的加锁流程，虽然流程上有一定的不同，但是都调用了Acquire方法，而Acquire方法是FairSync和UnfairSync的父类AQS中的核心方法。

对于上边提到的问题，其实在ReentrantLock源码中都无法解答，而这些问题的答案，都是位于Acquire方法所在的类AbstractQueuedSynchronizer中，也就是本文的核心——AQS。
下面对AQS以及ReentrantLock和AQS的关联做详细介绍（相关问题答案会在2.3.5小节中解答）。

2 AQS

• 上图中有颜色的为Method，无颜色的为Attribution。
• 总的来说，AQS框架共分为五层，自上而下由浅入深，从AQS对外暴露的API到底层基础数据。
• 当有自定义同步器接入时，只需重写第一层所需要的部分方法即可，不需要关注底层具体的实现流程。当自定义同步器进行加锁或者解锁操作时，先经过第一层的API进入AQS内部方法，然后经过第二层进行锁的获取，接着对于获取锁失败的流程，进入第三层和第四层的等待队列处理，而这些处理方式均依赖于第五层的基础数据提供层。

下面从整体到细节，从流程到方法逐一剖析AQS框架，主要分析过程如下：

2.1 原理概览

AQS核心思想是，如果被请求的共享资源空闲，那么就将当前请求资源的线程设置为有效的工作线程，将共享资源设置为锁定状态；如果共享资源被占用，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。

CLH：Craig、Landin and Hagersten队列，是单向链表，AQS中的队列是CLH变体的虚拟双向队列（FIFO），AQS是通过将每条请求共享资源的线程封装成一个节点来实现锁的分配。
主要原理图如下：

AQS使用一个Volatile的int类型的成员变量来表示同步状态，通过内置的FIFO队列来完成资源获取的排队工作，通过CAS完成对State值的修改。

2.1.1 AQS数据结构

AQS中最基本的数据结构——Node，Node即为上面CLH变体队列中的节点。

解释一下几个方法和属性值的含义：

方法和属性值	含义
volatile int waitStatus	当前节点在队列中的状态
volatile Thread thread	表示处于该节点的线程
volatile Node prev	前驱指针
Node nextWaiter	指向下一个处于CONDITION状态的节点（由于本篇文章不讲述Condition Queue队列，这个指针不多介绍）
volatile Node next	后继指针
final Node predecessor()	返回前驱节点，没有的话抛出npe

线程两种锁的模式：

• SHARED 表示线程以共享的模式等待锁
• EXCLUSIVE 表示线程正在以独占的方式等待锁

waitStatus有下面几个枚举值：

• 0 当一个Node被初始化的时候的默认值
• CANCELLED 为1，表示线程获取锁的请求已经取消了
• CONDITION 为-2，表示节点在等待队列中，节点线程等待唤醒
• PROPAGATE 为-3，当前线程处在SHARED情况下，该字段才会使用
• SIGNAL 为-1，表示线程已经准备好了，就等资源释放了

2.1.2 同步状态State

AQS中维护了一个名为state的字段，意为同步状态，是由Volatile修饰的，用于展示当前临界资源的获锁情况。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private volatile int state;

下面提供了几个访问这个字段的方法：

方法名	描述
protected final int getState()	获取State的值
protected final void setState(int newState)	设置State的值
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update)	使用CAS方式更新State

这几个方法都是Final修饰的，说明子类中无法重写它们。
我们可以通过修改State字段表示的同步状态来实现多线程的独占模式和共享模式（加锁过程）。

对于我们自定义的同步工具，需要自定义获取同步状态和释放状态的方式，也就是AQS架构图中的第一层：API层。

2.2 AQS重要方法与ReentrantLock的关联

从架构图中可以得知，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。

为了更好地理解ReentrantLock和AQS之间方法的交互过程，以非公平锁为例，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。

2.3 通过ReentrantLock理解AQS

ReentrantLock中公平锁和非公平锁在底层是相同的，这里以非公平锁为例进行分析。

在非公平锁中，有一段这样的代码：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
static final class NonfairSync extends Sync {
	...
	final void lock() {
		if (compareAndSetState(0, 1))
			setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
		else
			acquire(1);
	}
  ...
}

看一下这个Acquire是怎么写的：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquire(int arg) {
	if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
		selfInterrupt();
}

再看一下tryAcquire方法：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
protected boolean tryAcquire(int arg) {
	throw new UnsupportedOperationException();
}

可以看出，这里只是AQS的简单实现，具体获取锁的实现方法是由各自的公平锁和非公平锁单独实现的（以ReentrantLock为例）。
如果该方法返回了True，则说明当前线程获取锁成功，就不用往后执行了；如果获取失败，就需要加入到等待队列中。

ReentrantLock.NonfairSync非公平锁的tryAcquire实现如下：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.NonfairSync
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
	return nonfairTryAcquire(acquires);
}

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
	final Thread current = Thread.currentThread();
	int c = getState();
	if (c == 0) {
		if (compareAndSetState(0, acquires)) {
			setExclusiveOwnerThread(current);
			return true;
		}
	}
	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;
}

下面会详细解释线程是何时以及怎样被加入进等待队列中的。

2.3.1 线程加入等待队列

2.3.1.1 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。

2.3.1.2 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：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private Node addWaiter(Node mode) {
	Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
	// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
	Node pred = tail;
	if (pred != null) {
		node.prev = pred;
		if (compareAndSetTail(pred, node)) {
			pred.next = node;
			return node;
		}
	}
	enq(node);
	return node;
}
private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) {
	return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update);
}

主要的流程如下：

1. 通过当前的线程和锁模式新建一个节点。
2. Pred指针指向尾节点Tail。
3. 将New中Node的Prev指针指向Pred。
4. 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。

   // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
   
   static {
   	try {
   		stateOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state"));
   		headOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head"));
   		tailOffset = unsafe.objectFieldOffset(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail"));
   		waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField("waitStatus"));
   		nextOffset = unsafe.objectFieldOffset(Node.class.getDeclaredField("next"));
   	} catch (Exception ex) { 
   	throw new Error(ex); 
   }
   }

   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。
5. 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。

   // java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
   
   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;
   			}
   		}
   	}
   }

   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。

2.3.1.3 等待队列中线程出队列时机

回到最初的源码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquire(int arg) {
	if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
		selfInterrupt();
}

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）。

下面从“何时出队列？”和“如何出队列？”两个方向来分析一下acquireQueued源码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
	// 标记是否成功拿到资源
	boolean failed = true;
	try {
		// 标记等待过程中是否中断过
		boolean interrupted = false;
		// 开始自旋，要么获取锁，要么中断
		for (;;) {
			// 获取当前节点的前驱节点
			final Node p = node.predecessor();
			// 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）
			if (p == head && tryAcquire(arg)) {
				// 获取锁成功，头指针移动到当前node
				setHead(node);
				p.next = null; // help GC
				failed = false;
				return interrupted;
			}
			// 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
			if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
				interrupted = true;
		}
	} finally {
		if (failed)
			cancelAcquire(node);
	}
}

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。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private void setHead(Node node) {
	head = node;
	node.thread = null;
	node.prev = null;
}

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
// 靠前驱节点判断当前线程是否应该被阻塞
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
	// 获取头结点的节点状态
	int ws = pred.waitStatus;
	// 说明头结点处于唤醒状态
	if (ws == Node.SIGNAL)
		return true; 
	// 通过枚举值我们知道waitStatus>0是取消状态
	if (ws > 0) {
		do {
			// 循环向前查找取消节点，把取消节点从队列中剔除
			node.prev = pred = pred.prev;
		} while (pred.waitStatus > 0);
		pred.next = node;
	} else {
		// 设置前任节点等待状态为SIGNAL
		compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
	}
	return false;
}

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。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    LockSupport.park(this);
    return Thread.interrupted();
}

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：

1. 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？
2. 是在什么时间释放节点通知到被挂起的线程呢？

2.3.2 CANCELLED状态节点生成

acquireQueued方法中的Finally代码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
	boolean failed = true;
	try {
    ...
		for (;;) {
			final Node p = node.predecessor();
			if (p == head && tryAcquire(arg)) {
				...
				failed = false;
        ...
			}
			...
	} finally {
		if (failed)
			cancelAcquire(node);
		}
}

通过cancelAcquire方法，将Node的状态标记为CANCELLED。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private void cancelAcquire(Node node) {
  // 将无效节点过滤
	if (node == null)
		return;
  // 设置该节点不关联任何线程，也就是虚节点
	node.thread = null;
	Node pred = node.prev;
  // 通过前驱节点，跳过取消状态的node
	while (pred.waitStatus > 0)
		node.prev = pred = pred.prev;
  // 获取过滤后的前驱节点的后继节点
	Node predNext = pred.next;
  // 把当前node的状态设置为CANCELLED
	node.waitStatus = Node.CANCELLED;
  // 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
  // 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
	if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
		compareAndSetNext(pred, predNext, null);
	} else {
		int ws;
    // 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
    // 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
    // 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
		if (pred != head && ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && pred.thread != null) {
			Node next = node.next;
			if (next != null && next.waitStatus <= 0)
				compareAndSetNext(pred, predNext, next);
		} else {
      // 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
			unparkSuccessor(node);
		}
		node.next = node; // help GC
	}
}

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);

2.3.3 如何解锁

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：

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock
public void unlock() {
	sync.release(1);
}

可以看到，本质释放锁的地方，是通过框架来完成的。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
public final boolean release(int arg) {
	if (tryRelease(arg)) {
		Node h = head;
		if (h != null && h.waitStatus != 0)
			unparkSuccessor(h);
		return true;
	}
	return false;
}

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。

// java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync
// 方法返回当前锁是不是没有被线程持有
protected final boolean tryRelease(int releases) {
	// 减少可重入次数
	int c = getState() - releases;
	// 当前线程不是持有锁的线程，抛出异常
	if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
		throw new IllegalMonitorStateException();
	boolean free = false;
	// 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
	if (c == 0) {
		free = true;
		setExclusiveOwnerThread(null);
	}
	setState(c);
	return free;
}

来解释下述源码：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
public final boolean release(int arg) {
	// 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
	if (tryRelease(arg)) {
		// 获取头结点
		Node h = head;
		// 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
		if (h != null && h.waitStatus != 0)
			unparkSuccessor(h);
		return true;
	}
	return false;
}

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：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private void unparkSuccessor(Node node) {
	// 获取头结点waitStatus
	int ws = node.waitStatus;
	if (ws < 0)
		compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
	// 获取当前节点的下一个节点
	Node s = node.next;
	// 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
	if (s == null || s.waitStatus > 0) {
		s = null;
		// 就从尾部节点开始找，到队首，找到队列第一个waitStatus<0的节点。
		for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
			if (t.waitStatus <= 0)
				s = t;
	}
	// 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
	if (s != null)
		LockSupport.unpark(s.thread);
}

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：

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private Node addWaiter(Node mode) {
	Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
	// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
	Node pred = tail;
	if (pred != null) {
		node.prev = pred;
		if (compareAndSetTail(pred, node)) {
			pred.next = node;
			return node;
		}
	}
	enq(node);
	return node;
}

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？

2.3.4 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。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
	LockSupport.park(this);
	return Thread.interrupted();
}

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。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
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);
	}
}

如果acquireQueued为True，就会执行selfInterrupt方法。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
static void selfInterrupt() {
	Thread.currentThread().interrupt();
}

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。这里简单介绍一下：

1. 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。
2. 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，可以看下ThreadPoolExecutor源码。

2.3.5 小结

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。

3 AQS应用

3.1 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，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

  // java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync#tryAcquire
  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;
  }

• 非公平锁

  // java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync#nonfairTryAcquire
  if (c == 0) {
  	if (compareAndSetState(0, acquires)){
  		setExclusiveOwnerThread(current);
  		return true;
  	}
  }
  else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
  	int nextc = c + acquires;
  	if (nextc < 0) // overflow
  		throw new Error("Maximum lock count exceeded");
  	setState(nextc);
  	return true;
  }

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。

// java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer
private volatile int state;

接下来看State这个字段主要的过程：

1. State初始化的时候为0，表示没有任何线程持有锁。
2. 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。
3. 解锁也是对这个字段-1，一直到0，此线程对锁释放。

3.2 JUC中的应用场景

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）。

3.3 自定义同步工具