CAS实现AQS实现ReentrantLock(独占锁)详细解析 ---COOKIE
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CAS:
如何实现的?
volatile 关键字:
功能一: 实现内存的可见性: 可用作多线程中的标志位:
功能二: 保证程序执行的有序性;不会进行指令重排;
有序性的应用场景 :
原子性实现:
利用CAS实现的AbstractQueuedsynchronizer 抽象队列同步器:
定义:
简单讲解ReentrantLock与AQS的关系:
利用了模板模式: 在 FairSync 和NonfairSync 中自定义实现 上锁和尝试上锁 以及解锁;
基于ReetrantLock分析AQS独占模式实现过程
ReetrantLock中非公平锁
ReetrantLock中公平锁:
关于synchronized 与ReentrantLock
神奇的Condition
关于Condition接口
Condition的实现原理
加入等待队列:
从等待队列中移除
在这篇博客里,复制的他人的博客比较多,最后给大家总结下吧:
CAS:
要实现CAS算法就要满足三个条件,才能够确保并发执行的可靠性:
1. 内存可见性
2. 原子性
3.有序性
如何实现的?
volatile 关键字:
功能一: 实现内存的可见性: 可用作多线程中的标志位:
- CPU 高速缓存一致性协议； 保证了cache里面的副本是完全一样;
核心思想： 当CPU写入数据时 ，发现该变量也被其他线程所共享；那麽将发出一个信号，来说明这个cache已经 失 效；
功能二: 保证程序执行的有序性;不会进行指令重排;
实现原理: 内存屏障的形成,保证不会把前面的指令放到屏障的后面，也不会把后面的放到后面；
遵循Happen-Before原则:
1. 对于在多线程中volatile变量,对这个变量的写操作要先与对这个变量的读操作 ,如果不是volatile的 话在对象的创建过程中会进行指令重排，导致对象中的对象的创建排在后面
2. unlock必须发生在lock之后
3. 传递规则:若a先于b，b先于C，那a先于c
4. 线程启动规则,start先于run
5. 线程中断规则,interupt先于catch
6. 对象销毁规则:初始化必须发生在finalize之前
7. 线程终结规则,线程所有的规则都发生在线程死亡之前
有序性的应用场景 :
屏障前后的一致性；如果你调用这个对象，这个对象是volatile修饰的那麽这个对象，就会在此设置一个内存屏障；不会进行指令重排, 之前所对像这个对象的相关操作已经完成，然后再继续向下继续
如何使用呢？
一般是用于多线程中确保另一个线程中的某个对象确定已经创建完全；
这个地方： 创建了instance , 但还没有创建obj1,obj3 然后就放弃锁了，这个时候会导致对象没有创建完成就有其他的操作了；
但如果在这个地方加入了volatile关键字以后呢？
Obj1 0x 000002
Obj2 0x000003
最后在创建：
Instance： 0x00001
原子性实现:
CAS：compare and swap 最快失败的原则；compareAndSet();
Unsafe 类实现了cpu级别的加锁： 所以速度是非常快的；
定义: 先进行比较 ,预期值是否和真实值相同,如果相同则成功修改,返回true,如果预期值和真实值不相同,则返回false;
//AtomicInteger类
//利用unsafe类得到原始的值,然后再比较期望值和目前值是否相等,如果相等则修改返回true,不然返回false;
public final int getAndSet(int newValue) {
return unsafe.getAndSetInt(this, valueOffset, newValue);
}
public final int getAndSetInt(Object var1, long var2, int var4) {
int var5;
do {
var5 = this.getIntVolatile(var1, var2);
} while(!this.compareAndSwapInt(var1, var2, var5, var4));
return var5;
}
//最快失败原则:利用这个方法可以实现; 如果修改失败则立即返回false,成功为true;
public final boolean compareAndSet(int expect, int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(this, valueOffset, expect, update);
}利用CAS实现的AbstractQueuedsynchronizer 抽象队列同步器:
定义:
构建锁或其他同步组件的基础框架，内部通过一个int类型的成员变量state来控制同步状态,当state=0时，则说明没有任何线程占有共享资源的锁，当state=1时，则说明有线程目前正在使用共享变量，其他线程必须加入同步队列进行等待，AQS内部通过内部类Node构成FIFO的同步队列来完成线程获取锁的排队工作;
同时还可以利用内部类ConditionObject构建等待队列，当Condition调用wait()方法后，线程将会加入等待队列中，而当Condition调用signal()方法后，线程将从等待队列转移动同步队列中进行锁竞争。注意这里涉及到两种队列，一种的同步队列，当线程请求锁而等待的后将加入同步队列等待，而另一种则是等待队列(可有多个)，通过Condition调用await()方法释放锁后，将加入等待队列。关于Condition的等待队列我们后面再分析，这里我们先来看看AQS中的同步队列模型，如下
/**
* AQS抽象类
*/
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer{
//指向同步队列队头
private transient volatile Node head;
//指向同步的队尾
private transient volatile Node tail;
//同步状态，0代表锁未被占用，1代表锁已被占用
private volatile int state;
}
//以下是利用CAS来 设置头节点, 设置尾节点, 设置 node节点的等待状态; 设置下一个节点;
/**
* CAS head field. Used only by enq.
*/
private final boolean compareAndSetHead(java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(this, headOffset, null, update);
}
/**
* CAS tail field. Used only by enq.
*/
private final boolean compareAndSetTail(java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.Node expect, Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update);
}
/**
* CAS waitStatus field of a node.
*/
private static final boolean compareAndSetWaitStatus(java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.Node node,
int expect,
int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(node, waitStatusOffset,
expect, update);
}
/**
* CAS next field of a node.
*/
private static final boolean compareAndSetNext(java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.Node node,
Node expect,
Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(node, nextOffset, expect, update);
}
head和tail分别是AQS中的变量，其中head指向同步队列的头部，注意head为空结点，不存储信息。而tail则是同步队列的队尾，同步队列采用的是双向链表的结构这样可方便队列进行结点增删操作。state变量则是代表同步状态，执行当线程调用lock方法进行加锁后，如果此时state的值为0，则说明当前线程可以获取到锁(在本篇文章中，锁和同步状态代表同一个意思)，同时将state设置为1，表示获取成功。如果state已为1，也就是当前锁已被其他线程持有，那么当前执行线程将被封装为Node结点加入同步队列等待。其中Node结点是对每一个访问同步代码的线程的封装，从图中的Node的数据结构也可看出，其包含了需要同步的线程本身以及线程的状态，如是否被阻塞，是否等待唤醒，是否已经被取消等。每个Node结点内部关联其前继结点prev和后继结点next，这样可以方便线程释放锁后快速唤醒下一个在等待的线程，Node是AQS的内部类，其数据结构如下：
static final class Node {
//共享模式
static final Node SHARED = new Node();
//独占模式
static final Node EXCLUSIVE = null;
//标识线程已处于结束状态
static final int CANCELLED = 1;
//等待被唤醒状态
static final int SIGNAL = -1;
//条件状态，
static final int CONDITION = -2;
//在共享模式中使用表示获得的同步状态会被传播
static final int PROPAGATE = -3;
//等待状态,存在CANCELLED、SIGNAL、CONDITION、PROPAGATE 4种
volatile int waitStatus;
//同步队列中前驱结点
volatile Node prev;
//同步队列中后继结点
volatile Node next;
//请求锁的线程
volatile Thread thread;
//等待队列中的后继结点，这个与Condition有关，稍后会分析
Node nextWaiter;
//判断是否为共享模式
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
//获取前驱结点
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
//.....
}
其中SHARED和EXCLUSIVE常量分别代表共享模式和独占模式，所谓共享模式是一个锁允许多条线程同时操作，如信号量Semaphore采用的就是基于AQS的共享模式实现的，而独占模式则是同一个时间段只能有一个线程对共享资源进行操作，多余的请求线程需要排队等待，如ReentranLock。变量waitStatus则表示当前被封装成Node结点的等待状态，共有4种取值CANCELLED、SIGNAL、CONDITION、PROPAGATE。
CANCELLED：值为1，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：值为-1，被标识为该等待唤醒状态的后继结点，当其前继结点的线程释放了同步锁或被取消，将会通知该后继结点的线程执行。说白了，就是处于唤醒状态，只要前继结点释放锁，就会通知标识为SIGNAL状态的后继结点的线程执行。
CONDITION：值为-2，与Condition相关，该标识的结点处于等待队列中，结点的线程等待在Condition上，当其他线程调用了Condition的signal()方法后，CONDITION状态的结点将从等待队列转移到同步队列中，等待获取同步锁。
PROPAGATE：值为-3，与共享模式相关，在共享模式中，该状态标识结点的线程处于可运行状态。
0状态：值为0，代表初始化状态。
到此总结:
AQS作为基础组件，对于锁的实现存在两种不同的模式，即共享模式(如Semaphore)和独占模式(如ReetrantLock)，无论是共享模式还是独占模式的实现类，其内部都是基于AQS实现的，也都维持着一个虚拟的同步队列，当请求锁的线程超过现有模式的限制时，会将线程包装成Node结点并将线程当前必要的信息存储到node结点中，然后加入同步队列等会获取锁，而这系列操作都有AQS协助我们完成，这也是作为基础组件的原因，无论是Semaphore还是ReetrantLock，其内部绝大多数方法都是间接调用AQS完成的，下面是AQS整体类图结构:
由此可见 :
利用AQS做基础同步队列的有 计数器:CountDownLatch , ReentrantLock 可重入锁, 可重入读写锁 ,( 利用共享模式的Semaphore ) 等;
而且这些工具都利用各自实现了自己的公平和非公平的队列;
简单讲解ReentrantLock与AQS的关系:
利用了模板模式: 在 FairSync 和NonfairSync 中自定义实现 上锁和尝试上锁 以及解锁;
- AbstractOwnableSynchronizer：抽象类，定义了存储独占当前锁的线程和获取的方法
- AbstractQueuedSynchronizer：抽象类，AQS框架核心类，其内部以虚拟队列的方式管理线程的锁获取与锁释放，其中获取锁(tryAcquire方法)和释放锁(tryRelease方法)并没有提供默认实现，需要子类重写这两个方法实现具体逻辑，目的是使开发人员可以自由定义获取锁以及释放锁的方式。
- Node：AbstractQueuedSynchronizer 的内部类，用于构建虚拟队列(链表双向链表)，管理需要获取锁的线程。
- Sync：抽象类，是ReentrantLock的内部类，继承自AbstractQueuedSynchronizer，实现了释放锁的操作(tryRelease()方法)，并提供了lock抽象方法，由其子类实现。
- NonfairSync：是ReentrantLock的内部类，继承自Sync，非公平锁的实现类。
- FairSync：是ReentrantLock的内部类，继承自Sync，公平锁的实现类。
- ReentrantLock：实现了Lock接口的，其内部类有Sync、NonfairSync、FairSync，在创建时可以根据fair参数决定创建NonfairSync(默认非公平锁)还是FairSync。
ReentrantLock内部存在3个实现类，分别是Sync、NonfairSync、FairSync，其中Sync继承自AQS实现了解锁tryRelease()方法，而NonfairSync(非公平锁)、 FairSync(公平锁)则继承自Sync，实现了获取锁的tryAcquire()方法，ReentrantLock的所有方法调用都通过间接调用AQS和Sync类及其子类来完成的。从上述类图可以看出AQS是一个抽象类，但请注意其源码中并没一个抽象的方法，这是因为AQS只是作为一个基础组件，并不希望直接作为直接操作类对外输出，而更倾向于作为基础组件，为真正的实现类提供基础设施，如构建同步队列，控制同步状态等，事实上，从设计模式角度来看，AQS采用的模板模式的方式构建的，其内部除了提供并发操作核心方法以及同步队列操作外，还提供了一些模板方法让子类自己实现，如加锁操作以及解锁操作，为什么这么做？这是因为AQS作为基础组件，封装的是核心并发操作，但是实现上分为两种模式，即共享模式与独占模式，而这两种模式的加锁与解锁实现方式是不一样的，但AQS只关注内部公共方法实现并不关心外部不同模式的实现，所以提供了模板方法给子类使用，也就是说实现独占锁，如ReentrantLock需要自己实现tryAcquire()方法和tryRelease()方法，而实现共享模式的Semaphore，则需要实现tryAcquireShared()方法和tryReleaseShared()方法，这样做的好处是显而易见的，无论是共享模式还是独占模式，其基础的实现都是同一套组件(AQS)，只不过是加锁解锁的逻辑不同罢了，更重要的是如果我们需要自定义锁的话，也变得非常简单，只需要选择不同的模式实现不同的加锁和解锁的模板方法即可，AQS提供给独占模式和共享模式的模板方法如下:
//AQS中提供的主要模板方法，由子类实现。
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer{
//独占模式下获取锁的方法
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
//独占模式下解锁的方法
protected boolean tryRelease(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
//共享模式下获取锁的方法
protected int tryAcquireShared(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
//共享模式下解锁的方法
protected boolean tryReleaseShared(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
//判断是否为持有独占锁
protected boolean isHeldExclusively() {
throw new UnsupportedOperationException();
}
}
基于ReetrantLock分析AQS独占模式实现过程
ReetrantLock中非公平锁
获取同步状态和释放同步状态以及如何加入队列的具体操作，这里从ReetrantLock入手分析AQS的具体实现，我们先以非公平锁为例进行分析:
//默认构造，创建非公平锁NonfairSync
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
//根据传入参数创建锁类型
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
//加锁操作
public void lock() {
sync.lock();
}
/**
* 非公平锁实现
*/
static final class NonfairSync extends Sync {
//加锁
final void lock() {
//执行CAS操作，获取同步状态
if (compareAndSetState(0, 1))
//成功则将独占锁线程设置为当前线程
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
//否则再次请求同步状态
acquire(1);
}
}
这里获取锁时，首先对同步状态执行CAS操作，尝试把state的状态从0设置为1，如果返回true则代表获取同步状态成功，也就是当前线程获取锁成，可操作临界资源，如果返回false，则表示已有线程持有该同步状态(其值为1)，获取锁失败，注意这里存在并发的情景，也就是可能同时存在多个线程设置state变量，因此是CAS操作保证了state变量操作的原子性。返回false后，执行 acquire(1)方法，该方法是AQS中的方法，它对中断不敏感，即使线程获取同步状态失败，进入同步队列，后续对该线程执行中断操作也不会从同步队列中移出，方法如下
public final void acquire(int arg) {
//再次尝试获取同步状态
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
这里传入参数arg表示要获取同步状态后设置的值(即要设置state的值)，因为要获取锁，而status为0时是释放锁，1则是获取锁，所以这里一般传递参数为1，进入方法后首先会执行tryAcquire(arg)方法，在前面分析过该方法在AQS中并没有具体实现，而是交由子类实现，因此该方法是由ReetrantLock类内部实现的
/NonfairSync类
static final class NonfairSync extends Sync {
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
}
//Sync类
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
//nonfairTryAcquire方法
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
//判断同步状态是否为0，并尝试再次获取同步状态
if (c == 0) {
//执行CAS操作
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
//如果当前线程已获取锁，属于重入锁，再次获取锁后将status值加1
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
//设置当前同步状态，当前只有一个线程持有锁，因为不会发生线程安全问题，可以直接执行 setState(nextc);
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
//省略其他代码
}
从代码执行流程可以看出，这里做了两件事，
一是尝试再次获取同步状态，如果获取成功则将当前线程设置为OwnerThread，否则失败，
二是判断当前线程current是否为OwnerThread，如果是则属于重入锁，state自增1，并获取锁成功，返回true，反之失败，返回false，也就是tryAcquire(arg)执行失败，返回false。
需要注意的是nonfairTryAcquire(int acquires)内部使用的是CAS原子性操作设置state值，可以保证state的更改是线程安全的，因此只要任意一个线程调用nonfairTryAcquire(int acquires)方法并设置成功即可获取锁，不管该线程是新到来的还是已在同步队列的线程，毕竟这是非公平锁，并不保证同步队列中的线程一定比新到来线程请求(可能是head结点刚释放同步状态然后新到来的线程恰好获取到同步状态)先获取到锁，这点跟后面还会讲到的公平锁不同。ok~，接着看之前的方法acquire(int arg)
public final void acquire(int arg) {
//再次尝试获取同步状态
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
如果tryAcquire(arg)返回true，acquireQueued自然不会执行，这是最理想的，因为毕竟当前线程已获取到锁，如果tryAcquire(arg)返回false，则会执行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)进行入队操作,由于ReentrantLock属于独占锁，因此结点类型为Node.EXCLUSIVE，下面看看addWaiter方法具体实现
private Node addWaiter(Node mode) {
//将请求同步状态失败的线程封装成结点
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
//如果是第一个结点加入肯定为空，跳过。
//如果非第一个结点则直接执行CAS入队操作，尝试在尾部快速添加
if (pred != null) {
node.prev = pred;
//使用CAS执行尾部结点替换，尝试在尾部快速添加
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
//如果第一次加入或者CAS操作没有成功执行enq入队操作
enq(node);
return node;
}
创建了一个Node.EXCLUSIVE类型Node结点用于封装线程及其相关信息，其中tail是AQS的成员变量，指向队尾(这点前面的我们分析过AQS维持的是一个双向的链表结构同步队列)，如果是第一个结点，则为tail肯定为空，那么将执行enq(node)操作，如果非第一个结点即tail指向不为null，直接尝试执行CAS操作加入队尾，如果CAS操作失败还是会执行enq(node)，继续看enq(node)：
private Node enq(final Node node) {
//死循环
for (;;) {
Node t = tail;
//如果队列为null，即没有头结点
if (t == null) { // Must initialize
//创建并使用CAS设置头结点
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {//队尾添加新结点
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
这个方法使用一个死循环进行CAS操作，可以解决多线程并发问题。这里做了两件事，一是如果还没有初始同步队列则创建新结点并使用compareAndSetHead设置头结点，tail也指向head，二是队列已存在，则将新结点node添加到队尾。注意这两个步骤都存在同一时间多个线程操作的可能，如果有一个线程修改head和tail成功，那么其他线程将继续循环，直到修改成功，这里使用CAS原子操作进行头结点设置和尾结点tail替换可以保证线程安全，从这里也可以看出head结点本身不存在任何数据，它只是作为一个牵头结点，而tail永远指向尾部结点(前提是队列不为null)。
添加到同步队列后，结点就会进入一个自旋过程，即每个结点都在观察时机待条件满足获取同步状态，然后从同步队列退出并结束自旋，回到之前的acquire()方法，自旋过程是在acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))方法中执行的，代码如下
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
//自旋，死循环
for (;;) {
//获取前驱结点
final Node p = node.predecessor();
当且仅当p为头结点才尝试获取同步状态
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
//将node设置为头结点
setHead(node);
//清空原来头结点的引用便于GC
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
//如果前驱结点不是head，判断是否挂起线程
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
//最终都没能获取同步状态，结束该线程的请求
cancelAcquire(node);
}
}
前线程在自旋(死循环)中获取同步状态，当且仅当前驱结点为头结点才尝试获取同步状态，这符合FIFO的规则，即先进先出，其次head是当前获取同步状态的线程结点，只有当head释放同步状态唤醒后继结点，后继结点才有可能获取到同步状态，因此后继结点在其前继结点为head时，才进行尝试获取同步状态，其他时刻将被挂起。进入if语句后调用setHead(node)方法，将当前线程结点设置为head;
//设置为头结点
private void setHead(Node node) {
head = node;
//清空结点数据
node.thread = null;
node.prev = null;
}设置为node结点被设置为head后，其thread信息和前驱结点将被清空，因为该线程已获取到同步状态(锁)，正在执行了，也就没有必要存储相关信息了，head只有保存指向后继结点的指针即可，便于head结点释放同步状态后唤醒后继结点，执行结果如下
从图可知更新head结点的指向，将后继结点的线程唤醒并获取同步状态，调用setHead(node)将其替换为head结点，清除相关无用数据。当然如果前驱结点不是head，那么执行如下
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
//获取当前结点的等待状态
int ws = pred.waitStatus;
//如果为等待唤醒（SIGNAL）状态则返回true
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
//如果ws>0 则说明是结束状态，
//遍历前驱结点直到找到没有结束状态的结点
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
//如果ws小于0又不是SIGNAL状态，
//则将其设置为SIGNAL状态，代表该结点的线程正在等待唤醒。
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
//将当前线程挂起
LockSupport.park(this);
//获取线程中断状态,interrupted()是判断当前中断状态，
//并非中断线程，因此可能true也可能false,并返回
return Thread.interrupted();
}
shouldParkAfterFailedAcquire()方法的作用是: 判断当前结点的前驱结点是否为SIGNAL状态(即等待唤醒状态)，如果是则返回true。如果结点的ws为CANCELLED状态(值为1>0),即结束状态，则说明该前驱结点已没有用应该从同步队列移除，执行while循环，直到寻找到非CANCELLED状态的结点。倘若前驱结点的ws值不为CANCELLED，也不为SIGNAL(当从Condition的条件等待队列转移到同步队列时，结点状态为CONDITION因此需要转换为SIGNAL)，那么将其转换为SIGNAL状态，等待被唤醒。
若shouldParkAfterFailedAcquire()方法返回true，即前驱结点为SIGNAL状态同时又不是head结点，那么使用parkAndCheckInterrupt()方法挂起当前线程，称为WAITING状态，需要等待一个unpark()操作来唤醒它，到此ReetrantLock内部间接通过AQS的FIFO的同步队列就完成了lock()操作，这里我们总结成逻辑流程图
关于获取锁的操作，这里看看另外一种可中断的获取方式，即调用ReentrantLock类的lockInterruptibly()或者tryLock()方法，最终它们都间接调用到doAcquireInterruptibly():
private void doAcquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
//直接抛异常，中断线程的同步状态请求
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
最大的不同是
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
//直接抛异常，中断线程的同步状态请求
throw new InterruptedException();
检测到线程的中断操作后，直接抛出异常，从而中断线程的同步状态请求，移除同步队列，ok~,加锁流程到此。下面接着看unlock()操作
//ReentrantLock类的unlock
public void unlock() {
sync.release(1);
}
//AQS类的release()方法
public final boolean release(int arg) {
//尝试释放锁
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//唤醒后继结点的线程
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
//ReentrantLock类中的内部类Sync实现的tryRelease(int releases)
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
//判断状态是否为0，如果是则说明已释放同步状态
if (c == 0) {
free = true;
//设置Owner为null
setExclusiveOwnerThread(null);
}
//设置更新同步状态
setState(c);
return free;
}
从代码执行操作来看，这里主要作用是用unpark()唤醒同步队列中最前边未放弃线程(也就是状态为CANCELLED的线程结点s)。此时，回忆前面分析进入自旋的函数acquireQueued()，s结点的线程被唤醒后，会进入acquireQueued()函数的if (p == head && tryAcquire(arg))的判断，如果p!=head也不会有影响，因为它会执行shouldParkAfterFailedAcquire()，由于s通过unparkSuccessor()操作后已是同步队列中最前边未放弃的线程结点，那么通过shouldParkAfterFailedAcquire()内部对结点状态的调整，s也必然会成为head的next结点，因此再次自旋时p==head就成立了，然后s把自己设置成head结点，表示自己已经获取到资源了，最终acquire()也返回了，这就是独占锁释放的过程。
ok~，关于独占模式的加锁和释放锁的过程到这就分析完，总之呢，在AQS同步器中维护着一个同步队列，当线程获取同步状态失败后，将会被封装成Node结点，加入到同步队列中并进行自旋操作，当当前线程结点的前驱结点为head时，将尝试获取同步状态，获取成功将自己设置为head结点。在释放同步状态时，则通过调用子类(ReetrantLock中的Sync内部类)的tryRelease(int releases)方法释放同步状态，释放成功则唤醒后继结点的线程。
ReetrantLock中公平锁:
了解完ReetrantLock中非公平锁的实现后，我们再来看看公平锁。与非公平锁不同的是，在获取锁的时，公平锁的获取顺序是完全遵循时间上的FIFO规则，也就是说先请求的线程一定会先获取锁，后来的线程肯定需要排队，这点与前面我们分析非公平锁的nonfairTryAcquire(int acquires)方法实现有锁不同，下面是公平锁中tryAcquire()方法的实现
//公平锁FairSync类中的实现
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
//注意！！这里先判断同步队列是否存在结点
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;
}
该方法与nonfairTryAcquire(int acquires)方法唯一的不同是在使用CAS设置尝试设置state值前，调用了hasQueuedPredecessors()判断同步队列是否存在结点，如果存在必须先执行完同步队列中结点的线程，当前线程进入等待状态。这就是非公平锁与公平锁最大的区别，即公平锁在线程请求到来时先会判断同步队列是否存在结点，如果存在先执行同步队列中的结点线程，当前线程将封装成node加入同步队列等待。而非公平锁呢，当线程请求到来时，不管同步队列是否存在线程结点，直接尝试获取同步状态，获取成功直接访问共享资源，但请注意在绝大多数情况下，非公平锁才是我们理想的选择，毕竟从效率上来说非公平锁总是胜于公平锁。
以上便是ReentrantLock的内部实现原理，这里我们简单进行小结，重入锁ReentrantLock，是一个基于AQS并发框架的并发控制类，其内部实现了3个类，分别是Sync、NoFairSync以及FairSync类，其中Sync继承自AQS，实现了释放锁的模板方法tryRelease(int)，而NoFairSync和FairSync都继承自Sync，实现各种获取锁的方法tryAcquire(int)。ReentrantLock的所有方法实现几乎都间接调用了这3个类，因此当我们在使用ReentrantLock时，大部分使用都是在间接调用AQS同步器中的方法，这就是ReentrantLock的内部实现原理,最后给出张类图结构 :
关于synchronized 与ReentrantLock
在JDK 1.6之后，虚拟机对于synchronized关键字进行整体优化后，在性能上synchronized与ReentrantLock已没有明显差距，因此在使用选择上，需要根据场景而定，大部分情况下我们依然建议是synchronized关键字，原因之一是使用方便语义清晰，二是性能上虚拟机已为我们自动优化。而ReentrantLock提供了多样化的同步特性，如超时获取锁、可以被中断获取锁（synchronized的同步是不能中断的）、等待唤醒机制的多个条件变量(Condition)等，因此当我们确实需要使用到这些功能是，可以选择ReentrantLock
神奇的Condition
关于Condition接口
在并发编程中，每个Java对象都存在一组监视器方法，如wait()、notify()以及notifyAll()方法，通过这些方法，我们可以实现线程间通信与协作（也称为等待唤醒机制），如生产者-消费者模式，而且这些方法必须配合着synchronized关键字使用，关于这点，如果想有更深入的理解，可观看博主另外一篇博文【 深入理解Java并发之synchronized实现原理】，与synchronized的等待唤醒机制相比Condition具有更多的灵活性以及精确性，这是因为notify()在唤醒线程时是随机(同一个锁)，而Condition则可通过多个Condition实例对象建立更加精细的线程控制，也就带来了更多灵活性了，我们可以简单理解为以下两点
通过Condition能够精细的控制多线程的休眠与唤醒。
对于一个锁，我们可以为多个线程间建立不同的Condition。
Condition是一个接口类，其主要方法如下：
public interface Condition {
/**
* 使当前线程进入等待状态直到被通知(signal)或中断
* 当其他线程调用singal()或singalAll()方法时，该线程将被唤醒
* 当其他线程调用interrupt()方法中断当前线程
* await()相当于synchronized等待唤醒机制中的wait()方法
*/
void await() throws InterruptedException;
//当前线程进入等待状态，直到被唤醒，该方法不响应中断要求
void awaitUninterruptibly();
//调用该方法，当前线程进入等待状态，直到被唤醒或被中断或超时
//其中nanosTimeout指的等待超时时间，单位纳秒
long awaitNanos(long nanosTimeout) throws InterruptedException;
//同awaitNanos，但可以指明时间单位
boolean await(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
//调用该方法当前线程进入等待状态，直到被唤醒、中断或到达某个时
//间期限(deadline),如果没到指定时间就被唤醒，返回true，其他情况返回false
boolean awaitUntil(Date deadline) throws InterruptedException;
//唤醒一个等待在Condition上的线程，该线程从等待方法返回前必须
//获取与Condition相关联的锁，功能与notify()相同
void signal();
//唤醒所有等待在Condition上的线程，该线程从等待方法返回前必须
//获取与Condition相关联的锁，功能与notifyAll()相同
void signalAll();
}
Condition的实现原理
Condition的具体实现类是AQS的内部类ConditionObject，前面我们分析过AQS中存在两种队列，一种是同步队列，一种是等待队列，而等待队列就相对于Condition而言的。注意在使用Condition前必须获得锁，同时在Condition的等待队列上的结点与前面同步队列的结点是同一个类即Node，其结点的waitStatus的值为CONDITION。在实现类ConditionObject中有两个结点分别是firstWaiter和lastWaiter，firstWaiter代表等待队列第一个等待结点，lastWaiter代表等待队列最后一个等待结点，如下
public class ConditionObject implements Condition, java.io.Serializable {
//等待队列第一个等待结点
private transient Node firstWaiter;
//等待队列最后一个等待结点
private transient Node lastWaiter;
//省略其他代码.......
}
每个Condition都对应着一个等待队列，也就是说如果一个锁上创建了多个Condition对象，那么也就存在多个等待队列。等待队列是一个FIFO的队列，在队列中每一个节点都包含了一个线程的引用，而该线程就是Condition对象上等待的线程。当一个线程调用了await()相关的方法，那么该线程将会释放锁，并构建一个Node节点封装当前线程的相关信息加入到等待队列中进行等待，直到被唤醒、中断、超时才从队列中移出。Condition中的等待队列模型如下
正如图所示，Node节点的数据结构，在等待队列中使用的变量与同步队列是不同的，Condtion中等待队列的结点只有直接指向的后继结点并没有指明前驱结点，而且使用的变量是nextWaiter而不是next，这点我们在前面分析结点Node的数据结构时讲过。firstWaiter指向等待队列的头结点，lastWaiter指向等待队列的尾结点，等待队列中结点的状态只有两种即CANCELLED和CONDITION，前者表示线程已结束需要从等待队列中移除，后者表示条件结点等待被唤醒。再次强调每个Codition对象对于一个等待队列，也就是说AQS中只能存在一个同步队列，但可拥有多个等待队列。下面从代码层面看看被调用await()方法(其他await()实现原理类似)的线程是如何加入等待队列的，而又是如何从等待队列中被唤醒的
public final void await() throws InterruptedException {
//判断线程是否被中断
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
//创建新结点加入等待队列并返回
Node node = addConditionWaiter();
//释放当前线程锁即释放同步状态
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
//判断结点是否同步队列(SyncQueue)中,即是否被唤醒
while (!isOnSyncQueue(node)) {
//挂起线程
LockSupport.park(this);
//判断是否被中断唤醒，如果是退出循环。
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
//被唤醒后执行自旋操作争取获得锁，同时判断线程是否被中断
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
// clean up if cancelled
if (node.nextWaiter != null)
//清理等待队列中不为CONDITION状态的结点
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
private Node addConditionWaiter() {
Node t = lastWaiter;
// 判断是否为结束状态的结点并移除
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;
}
//创建新结点状态为CONDITION
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
//加入等待队列
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}
加入等待队列:
await()方法主要做了3件事，
一是调用addConditionWaiter()方法将当前线程封装成node结点加入等待队列，
二是调用fullyRelease(node)方法释放同步状态并唤醒后继结点的线程。
三是调用isOnSyncQueue(node)方法判断结点是否在同步队列中，注意是个while循环，如果同步队列中没有该结点就直接挂起该线程，需要明白的是如果线程被唤醒后就调用acquireQueued(node, savedState)执行自旋操作争取锁，即当前线程结点从等待队列转移到同步队列并开始努力获取锁
从等待队列中移除:
public final void signal() {
//判断是否持有独占锁，如果不是抛出异常
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter;
//唤醒等待队列第一个结点的线程
if (first != null)
doSignal(first);
}
这里signal()方法做了两件事，一是判断当前线程是否持有独占锁，没有就抛出异常，从这点也可以看出只有独占模式先采用等待队列，而共享模式下是没有等待队列的，也就没法使用Condition。二是唤醒等待队列的第一个结点，即执行doSignal(first)
private void doSignal(Node first) {
do {
//移除条件等待队列中的第一个结点，
//如果后继结点为null，那么说没有其他结点将尾结点也设置为null
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
//如果被通知节点没有进入到同步队列并且条件等待队列还有不为空的节点，则继续循环通知后续结点
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
//transferForSignal方法
final boolean transferForSignal(Node node) {
//尝试设置唤醒结点的waitStatus为0，即初始化状态
//如果设置失败，说明当期结点node的waitStatus已不为
//CONDITION状态，那么只能是结束状态了，因此返回false
//返回doSignal()方法中继续唤醒其他结点的线程，注意这里并
//不涉及并发问题，所以CAS操作失败只可能是预期值不为CONDITION，
//而不是多线程设置导致预期值变化，毕竟操作该方法的线程是持有锁的。
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
//加入同步队列并返回前驱结点p
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
//判断前驱结点是否为结束结点(CANCELLED=1)或者在设置
//前驱节点状态为Node.SIGNAL状态失败时，唤醒被通知节点代表的线程
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
//唤醒node结点的线程
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}
注释说得很明白了，这里我们简单整体说明一下，
doSignal(first)方法中做了两件事:
一是: 从条件等待队列移除被唤醒的节点，然后重新维护条件等待队列的firstWaiter和lastWaiter的指向。
二是: 将从等待队列移除的结点加入同步队列(在transferForSignal()方法中完成的)，如果进入到同步队列失败并且条件等待队列还有不为空的节点，则继续循环唤醒后续其他结点的线程。
三是:进而调用AQS的acquireQueued()方法加入获取同步状态的竞争中;
到此整个signal()的唤醒过程就很清晰了，即signal()被调用后，先判断当前线程是否持有独占锁，如果有，那么唤醒当前Condition对象中等待队列的第一个结点的线程，并从等待队列中移除该结点，移动到同步队列中，如果加入同步队列失败，那么继续循环唤醒等待队列中的其他结点的线程，如果成功加入同步队列，那么如果其前驱结点是否已结束或者设置前驱节点状态为Node.SIGNAL状态失败，则通过LockSupport.unpark()唤醒被通知节点代表的线程，到此signal()任务完成，注意被唤醒后的线程，将从前面的await()方法中的while循环中退出，因为此时该线程的结点已在同步队列中，那么while (!isOnSyncQueue(node))将不在符合循环条件，进而调用AQS的acquireQueued()方法加入获取同步状态的竞争中，这就是等待唤醒机制的整个流程实现原理，流程如下图所示（注意无论是同步队列还是等待队列使用的Node数据结构都是同一个，不过是使用的内部变量不同罢了）
参考文献:AQS独占锁
在这篇博客里,复制的他人的博客比较多,最后给大家总结下吧:
