Java并发指南7：JUC的核心类AQS详解
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一行一行源码分析清楚AbstractQueuedSynchronizer
转自https://www.javadoop.com/post/AbstractQueuedSynchronizer#toc4
在分析 Java 并发包 java.util.concurrent 源码的时候，少不了需要了解 AbstractQueuedSynchronizer（以下简写AQS）这个抽象类，因为它是 Java 并发包的基础工具类，是实现 ReentrantLock、CountDownLatch、Semaphore、FutureTask 等类的基础。
Google 一下 AbstractQueuedSynchronizer，我们可以找到很多关于 AQS 的介绍，但是很多都没有介绍清楚，因为大部分文章没有把其中的一些关键的细节说清楚。
本文将从 ReentrantLock 的公平锁源码出发，分析下 AbstractQueuedSynchronizer 这个类是怎么工作的，希望能给大家提供一些简单的帮助。
申明以下几点：
- 本文有点长，但是很简单很简单很简单，主要面向读者对象为并发编程的初学者，或者想要阅读java并发包源码的开发者。
- 建议在电脑上阅读，如果你想好好地理解所有的细节，而且你从来没看过相关的分析，你可能至少需要 20 分钟仔细看所有的描述，本文后面的 1/3 以上很简单，前面的 1/4 更简单，中间的部分要好好看。
- 如果你不知道为什么要看这个，我想告诉你，即使你看懂了所有的细节，你可能也不能把你的业务代码写得更好
- 源码环境 JDK1.7，看到不懂或有疑惑的部分，最好能自己打开源码看看。Doug Lea 大神的代码写得真心不错。
- 有很多英文注释我没有删除，这样读者可以参考着英文说的来，万一被我忽悠了呢
- 本文不分析共享模式，这样可以给读者减少很多负担，只要把独占模式看懂，共享模式读者应该就可以顺着代码看懂了。而且也不分析 condition 部分，所以应该说很容易就可以看懂了。
- 本文大量使用我们平时用得最多的 ReentrantLock 的概念，本质上来说是不正确的，读者应该清楚，AQS 不仅仅用来实现锁，只是希望读者可以用锁来联想 AQS 的使用场景，降低读者的阅读压力
- ReentrantLock 的公平锁和非公平锁只有一点点区别，没有任何阅读压力
- 你需要提前知道什么是 CAS(CompareAndSet)
废话结束，开始。
此篇博客所有源码均来自JDK 1.8
在上篇博客【死磕Java并发】—–J.U.C之AQS：AQS简介中提到了AQS内部维护着一个FIFO队列，该队列就是CLH同步队列。
CLH同步队列是一个FIFO双向队列，AQS依赖它来完成同步状态的管理，当前线程如果获取同步状态失败时，AQS则会将当前线程已经等待状态等信息构造成一个节点（Node）并将其加入到CLH同步队列，同时会阻塞当前线程，当同步状态释放时，会把首节点唤醒（公平锁），使其再次尝试获取同步状态。
在CLH同步队列中，一个节点表示一个线程，它保存着线程的引用（thread）、状态（waitStatus）、前驱节点（prev）、后继节点（next），其定义如下：
static final class Node {
/** 共享 */
static final Node SHARED = new Node();
/** 独占 */
static final Node EXCLUSIVE = null;
/**
* 因为超时或者中断，节点会被设置为取消状态，被取消的节点时不会参与到竞争中的，他会一直保持取消状态不会转变为其他状态；
*/
static final int CANCELLED = 1;
/**
* 后继节点的线程处于等待状态，而当前节点的线程如果释放了同步状态或者被取消，将会通知后继节点，使后继节点的线程得以运行
*/
static final int SIGNAL = -1;
/**
* 节点在等待队列中，节点线程等待在Condition上，当其他线程对Condition调用了signal()后，改节点将会从等待队列中转移到同步队列中，加入到同步状态的获取中
*/
static final int CONDITION = -2;
/**
* 表示下一次共享式同步状态获取将会无条件地传播下去
*/
static final int PROPAGATE = -3;
/** 等待状态 */
volatile int waitStatus;
/** 前驱节点 */
volatile Node prev;
/** 后继节点 */
volatile Node next;
/** 获取同步状态的线程 */
volatile Thread thread;
Node nextWaiter;
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() {
}
Node(Thread thread, Node mode) {
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) {
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
} final class Node {
/** 共享 */
static final Node SHARED = new Node();
/** 独占 */
static final Node EXCLUSIVE = null;
/**
* 因为超时或者中断，节点会被设置为取消状态，被取消的节点时不会参与到竞争中的，他会一直保持取消状态不会转变为其他状态；
*/
static final int CANCELLED = 1;
/**
* 后继节点的线程处于等待状态，而当前节点的线程如果释放了同步状态或者被取消，将会通知后继节点，使后继节点的线程得以运行
*/
static final int SIGNAL = -1;
/**
* 节点在等待队列中，节点线程等待在Condition上，当其他线程对Condition调用了signal()后，改节点将会从等待队列中转移到同步队列中，加入到同步状态的获取中
*/
static final int CONDITION = -2;
/**
* 表示下一次共享式同步状态获取将会无条件地传播下去
*/
static final int PROPAGATE = -3;
/** 等待状态 */
volatile int waitStatus;
/** 前驱节点 */
volatile Node prev;
/** 后继节点 */
volatile Node next;
/** 获取同步状态的线程 */
volatile Thread thread;
Node nextWaiter;
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() {
}
Node(Thread thread, Node mode) {
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) {
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
} CLH同步队列结构图如下：
入列
学了数据结构的我们，CLH队列入列是再简单不过了，无非就是tail指向新节点、新节点的prev指向当前最后的节点，当前最后一个节点的next指向当前节点。代码我们可以看看addWaiter(Node node)方法：
private Node addWaiter(Node mode) {
//新建Node
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//快速尝试添加尾节点
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
//CAS设置尾节点
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
//多次尝试
enq(node);
return node;
}private Node addWaiter(Node mode) {
//新建Node
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//快速尝试添加尾节点
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
//CAS设置尾节点
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
//多次尝试
enq(node);
return node;
}addWaiter(Node node)先通过快速尝试设置尾节点，如果失败，则调用enq(Node node)方法设置尾节点
private Node enq(final Node node) {
//多次尝试，直到成功为止
for (;;) {
Node t = tail;
//tail不存在，设置为首节点
if (t == null) {
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
//设置为尾节点
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}private Node enq(final Node node) {
//多次尝试，直到成功为止
for (;;) {
Node t = tail;
//tail不存在，设置为首节点
if (t == null) {
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
//设置为尾节点
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}在上面代码中，两个方法都是通过一个CAS方法compareAndSetTail(Node expect, Node update)来设置尾节点，该方法可以确保节点是线程安全添加的。在enq(Node node)方法中，AQS通过“死循环”的方式来保证节点可以正确添加，只有成功添加后，当前线程才会从该方法返回，否则会一直执行下去。
过程图如下：
出列
CLH同步队列遵循FIFO，首节点的线程释放同步状态后，将会唤醒它的后继节点（next），而后继节点将会在获取同步状态成功时将自己设置为首节点，这个过程非常简单，head执行该节点并断开原首节点的next和当前节点的prev即可，注意在这个过程是不需要使用CAS来保证的，因为只有一个线程能够成功获取到同步状态。过程图如下：
AQS 结构
先来看看 AQS 有哪些属性，搞清楚这些基本就知道 AQS 是什么套路了，毕竟可以猜嘛！
// 头结点，你直接把它当做 当前持有锁的线程 可能是最好理解的
private transient volatile Node head;
// 阻塞的尾节点，每个新的节点进来，都插入到最后，也就形成了一个隐视的链表
private transient volatile Node tail;
// 这个是最重要的，不过也是最简单的，代表当前锁的状态，0代表没有被占用，大于0代表有线程持有当前锁
// 之所以说大于0，而不是等于1，是因为锁可以重入嘛，每次重入都加上1
private volatile int state;
// 代表当前持有独占锁的线程，举个最重要的使用例子，因为锁可以重入
// reentrantLock.lock()可以嵌套调用多次，所以每次用这个来判断当前线程是否已经拥有了锁
// if (currentThread == getExclusiveOwnerThread()) {state++}
private transient Thread exclusiveOwnerThread; //继承自AbstractOwnableSynchronizer
怎么样，看样子应该是很简单的吧，毕竟也就四个属性啊。
AbstractQueuedSynchronizer 的等待队列示意如下所示，注意了，之后分析过程中所说的 queue，也就是阻塞队列不包含 head，不包含 head，不包含 head。
等待队列中每个线程被包装成一个 node，数据结构是链表，一起看看源码吧：
static final class Node {
/** Marker to indicate a node is waiting in shared mode */
// 标识节点当前在共享模式下
static final Node SHARED = new Node();
/** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode */
// 标识节点当前在独占模式下
static final Node EXCLUSIVE = null;
// ======== 下面的几个int常量是给waitStatus用的 ===========
/** waitStatus value to indicate thread has cancelled */
// 代码此线程取消了争抢这个锁
static final int CANCELLED = 1;
/** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */
// 官方的描述是，其表示当前node的后继节点对应的线程需要被唤醒
static final int SIGNAL = -1;
/** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
// 本文不分析condition，所以略过吧，下一篇文章会介绍这个
static final int CONDITION = -2;
/**
* waitStatus value to indicate the next acquireShared should
* unconditionally propagate
*/
// 同样的不分析，略过吧
static final int PROPAGATE = -3;
// =====================================================
// 取值为上面的1、-1、-2、-3，或者0(以后会讲到)
// 这么理解，暂时只需要知道如果这个值 大于0 代表此线程取消了等待，
// 也许就是说半天抢不到锁，不抢了，ReentrantLock是可以指定timeouot的。。。
volatile int waitStatus;
// 前驱节点的引用
volatile Node prev;
// 后继节点的引用
volatile Node next;
// 这个就是线程本尊
volatile Thread thread;
}
Node 的数据结构其实也挺简单的，就是 thread + waitStatus + pre + next 四个属性而已，大家先要有这个概念在心里。
上面的是基础知识，后面会多次用到，心里要时刻记着它们，心里想着这个结构图就可以了。下面，我们开始说 ReentrantLock 的公平锁。多嘴一下，我说的阻塞队列不包含 head 节点。
首先，我们先看下 ReentrantLock 的使用方式。
// 我用个web开发中的service概念吧
public class OrderService {
// 使用static，这样每个线程拿到的是同一把锁，当然，spring mvc中service默认就是单例，别纠结这个
private static ReentrantLock reentrantLock = new ReentrantLock(true);
public void createOrder() {
// 比如我们同一时间，只允许一个线程创建订单
reentrantLock.lock();
// 通常，lock 之后紧跟着 try 语句
try {
// 这块代码同一时间只能有一个线程进来(获取到锁的线程)，
// 其他的线程在lock()方法上阻塞，等待获取到锁，再进来
// 执行代码...
// 执行代码...
// 执行代码...
} finally {
// 释放锁
reentrantLock.unlock();
}
}
}
ReentrantLock 在内部用了内部类 Sync 来管理锁，所以真正的获取锁和释放锁是由 Sync 的实现类来控制的。
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
}
Sync 有两个实现，分别为 NonfairSync（非公平锁）和 FairSync（公平锁），我们看 FairSync 部分。
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
线程抢锁
很多人肯定开始嫌弃上面废话太多了，下面跟着代码走，我就不废话了。
static final class FairSync extends Sync { private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L; // 争锁 final void lock() { acquire(1); } // 来自父类AQS，我直接贴过来这边，下面分析的时候同样会这样做，不会给读者带来阅读压力 // 我们看到，这个方法，如果tryAcquire(arg) 返回true, 也就结束了。 // 否则，acquireQueued方法会将线程压到队列中 public final void acquire(int arg) { // 此时 arg == 1 // 首先调用tryAcquire(1)一下，名字上就知道，这个只是试一试 // 因为有可能直接就成功了呢，也就不需要进队列排队了， // 对于公平锁的语义就是：本来就没人持有锁，根本没必要进队列等待(又是挂起，又是等待被唤醒的) if (!tryAcquire(arg) && // tryAcquire(arg)没有成功，这个时候需要把当前线程挂起，放到阻塞队列中。 acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) { selfInterrupt(); } } /** * Fair version of tryAcquire. Don't grant access unless * recursive call or no waiters or is first. */ // 尝试直接获取锁，返回值是boolean，代表是否获取到锁 // 返回true：1.没有线程在等待锁；2.重入锁，线程本来就持有锁，也就可以理所当然可以直接获取 protected final boolean tryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState(); // state == 0 此时此刻没有线程持有锁 if (c == 0) { // 虽然此时此刻锁是可以用的，但是这是公平锁，既然是公平，就得讲究先来后到， // 看看有没有别人在队列中等了半天了 if (!hasQueuedPredecessors() && // 如果没有线程在等待，那就用CAS尝试一下，成功了就获取到锁了， // 不成功的话，只能说明一个问题，就在刚刚几乎同一时刻有个线程抢先了 // 因为刚刚还没人的，我判断过了compareAndSetState(0, acquires)) { // 到这里就是获取到锁了，标记一下，告诉大家，现在是我占用了锁 setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } // 会进入这个else if分支，说明是重入了，需要操作：state=state+1 else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } // 如果到这里，说明前面的if和else if都没有返回true，说明没有获取到锁 // 回到上面一个外层调用方法继续看: // if (!tryAcquire(arg) // && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) // selfInterrupt(); return false; } // 假设tryAcquire(arg) 返回false，那么代码将执行： // acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)， // 这个方法，首先需要执行：addWaiter(Node.EXCLUSIVE) /** * Creates and enqueues node for current thread and given mode. * * @param mode Node.EXCLUSIVE for exclusive, Node.SHARED for shared * @return the new node */ // 此方法的作用是把线程包装成node，同时进入到队列中 // 参数mode此时是Node.EXCLUSIVE，代表独占模式 private Node addWaiter(Node mode) { Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure // 以下几行代码想把当前node加到链表的最后面去，也就是进到阻塞队列的最后 Node pred = tail; // tail!=null => 队列不为空(tail==head的时候，其实队列是空的，不过不管这个吧) if (pred != null) { // 设置自己的前驱 为当前的队尾节点 node.prev = pred; // 用CAS把自己设置为队尾, 如果成功后，tail == node了 if (compareAndSetTail(pred, node)) { // 进到这里说明设置成功，当前node==tail, 将自己与之前的队尾相连， // 上面已经有 node.prev = pred // 加上下面这句，也就实现了和之前的尾节点双向连接了 pred.next = node; // 线程入队了，可以返回了 return node; } } // 仔细看看上面的代码，如果会到这里， // 说明 pred==null(队列是空的) 或者 CAS失败(有线程在竞争入队) // 读者一定要跟上思路，如果没有跟上，建议先不要往下读了，往回仔细看，否则会浪费时间的 enq(node); return node; } /** * Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above. * @param node the node to insert * @return node's predecessor */ // 采用自旋的方式入队 // 之前说过，到这个方法只有两种可能：等待队列为空，或者有线程竞争入队， // 自旋在这边的语义是：CAS设置tail过程中，竞争一次竞争不到，我就多次竞争，总会排到的 private Node enq(final Node node) { for (;;) { Node t = tail; // 之前说过，队列为空也会进来这里 if (t == null) { // Must initialize // 初始化head节点 // 细心的读者会知道原来head和tail初始化的时候都是null，反正我不细心 // 还是一步CAS，你懂的，现在可能是很多线程同时进来呢 if (compareAndSetHead(new Node())) // 给后面用：这个时候head节点的waitStatus==0, 看new Node()构造方法就知道了 // 这个时候有了head，但是tail还是null，设置一下， // 把tail指向head，放心，马上就有线程要来了，到时候tail就要被抢了 // 注意：这里只是设置了tail=head，这里可没return哦，没有return，没有return // 所以，设置完了以后，继续for循环，下次就到下面的else分支了 tail = head; } else { // 下面几行，和上一个方法 addWaiter 是一样的， // 只是这个套在无限循环里，反正就是将当前线程排到队尾，有线程竞争的话排不上重复排 node.prev = t; if (compareAndSetTail(t, node)) { t.next = node; return t; } } } } // 现在，又回到这段代码了 // if (!tryAcquire(arg) // && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) // selfInterrupt(); // 下面这个方法，参数node，经过addWaiter(Node.EXCLUSIVE)，此时已经进入阻塞队列 // 注意一下：如果acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))返回true的话， // 意味着上面这段代码将进入selfInterrupt()，所以正常情况下，下面应该返回false // 这个方法非常重要，应该说真正的线程挂起，然后被唤醒后去获取锁，都在这个方法里了 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { boolean failed = true; try { boolean interrupted = false; for (;;) { final Node p = node.predecessor(); // p == head 说明当前节点虽然进到了阻塞队列，但是是阻塞队列的第一个，因为它的前驱是head // 注意，阻塞队列不包含head节点，head一般指的是占有锁的线程，head后面的才称为阻塞队列 // 所以当前节点可以去试抢一下锁 // 这里我们说一下，为什么可以去试试： // 首先，它是队头，这个是第一个条件，其次，当前的head有可能是刚刚初始化的node， // enq(node) 方法里面有提到，head是延时初始化的，而且new Node()的时候没有设置任何线程 // 也就是说，当前的head不属于任何一个线程，所以作为队头，可以去试一试， // tryAcquire已经分析过了, 忘记了请往前看一下，就是简单用CAS试操作一下state if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); p.next = null; // help GC failed = false; return interrupted; } // 到这里，说明上面的if分支没有成功，要么当前node本来就不是队头， // 要么就是tryAcquire(arg)没有抢赢别人，继续往下看 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } } /** * Checks and updates status for a node that failed to acquire. * Returns true if thread should block. This is the main signal * control in all acquire loops. Requires that pred == node.prev * * @param pred node's predecessor holding status * @param node the node * @return {@code true} if thread should block */ // 刚刚说过，会到这里就是没有抢到锁呗，这个方法说的是："当前线程没有抢到锁，是否需要挂起当前线程？" // 第一个参数是前驱节点，第二个参数才是代表当前线程的节点 private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { int ws = pred.waitStatus; // 前驱节点的 waitStatus == -1 ，说明前驱节点状态正常，当前线程需要挂起，直接可以返回true if (ws == Node.SIGNAL) /* * This node has already set status asking a release * to signal it, so it can safely park. */ return true; // 前驱节点 waitStatus大于0 ，之前说过，大于0 说明前驱节点取消了排队。这里需要知道这点： // 进入阻塞队列排队的线程会被挂起，而唤醒的操作是由前驱节点完成的。 // 所以下面这块代码说的是将当前节点的prev指向waitStatus<=0的节点， // 简单说，就是为了找个好爹，因为你还得依赖它来唤醒呢，如果前驱节点取消了排队， // 找前驱节点的前驱节点做爹，往前循环总能找到一个好爹的 if (ws > 0) { /* * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and * indicate retry. */ do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); pred.next = node; } else { /* * waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we * need a signal, but don't park yet. Caller will need to * retry to make sure it cannot acquire before parking. */ // 仔细想想，如果进入到这个分支意味着什么 // 前驱节点的waitStatus不等于-1和1，那也就是只可能是0，-2，-3 // 在我们前面的源码中，都没有看到有设置waitStatus的，所以每个新的node入队时，waitStatu都是0 // 用CAS将前驱节点的waitStatus设置为Node.SIGNAL(也就是-1) compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } return false; } // private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) // 这个方法结束根据返回值我们简单分析下： // 如果返回true, 说明前驱节点的waitStatus==-1，是正常情况，那么当前线程需要被挂起，等待以后被唤醒 // 我们也说过，以后是被前驱节点唤醒，就等着前驱节点拿到锁，然后释放锁的时候叫你好了 // 如果返回false, 说明当前不需要被挂起，为什么呢？往后看 // 跳回到前面是这个方法 // if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && // parkAndCheckInterrupt()) // interrupted = true; // 1\. 如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回true， // 那么需要执行parkAndCheckInterrupt(): // 这个方法很简单，因为前面返回true，所以需要挂起线程，这个方法就是负责挂起线程的 // 这里用了LockSupport.park(this)来挂起线程，然后就停在这里了，等待被唤醒======= private final boolean parkAndCheckInterrupt() { LockSupport.park(this); return Thread.interrupted(); } // 2\. 接下来说说如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的情况 // 仔细看shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)，我们可以发现，其实第一次进来的时候，一般都不会返回true的，原因很简单，前驱节点的waitStatus=-1是依赖于后继节点设置的。也就是说，我都还没给前驱设置-1呢，怎么可能是true呢，但是要看到，这个方法是套在循环里的，所以第二次进来的时候状态就是-1了。 // 解释下为什么shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的时候不直接挂起线程： // => 是为了应对在经过这个方法后，node已经是head的直接后继节点了。剩下的读者自己想想吧。 }
说到这里，也就明白了，多看几遍 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) 这个方法吧。自己推演下各个分支怎么走，哪种情况下会发生什么，走到哪里。
解锁操作
最后，就是还需要介绍下唤醒的动作了。我们知道，正常情况下，如果线程没获取到锁，线程会被 LockSupport.park(this); 挂起停止，等待被唤醒。
// 唤醒的代码还是比较简单的，你如果上面加锁的都看懂了，下面都不需要看就知道怎么回事了
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
// 往后看吧
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
// 回到ReentrantLock看tryRelease方法
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
// 是否完全释放锁
boolean free = false;
// 其实就是重入的问题，如果c==0，也就是说没有嵌套锁了，可以释放了，否则还不能释放掉
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
/**
* Wakes up node's successor, if one exists.
*
* @param node the node
*/
// 唤醒后继节点
// 从上面调用处知道，参数node是head头结点
private void unparkSuccessor(Node node) {
/*
* If status is negative (i.e., possibly needing signal) try
* to clear in anticipation of signalling. It is OK if this
* fails or if status is changed by waiting thread.
*/
int ws = node.waitStatus;
// 如果head节点当前waitStatus<0, 将其修改为0
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
/*
* Thread to unpark is held in successor, which is normally
* just the next node. But if cancelled or apparently null,
* traverse backwards from tail to find the actual
* non-cancelled successor.
*/
// 下面的代码就是唤醒后继节点，但是有可能后继节点取消了等待（waitStatus==1）
// 从队尾往前找，找到waitStatus<=0的所有节点中排在最前面的
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 从后往前找，仔细看代码，不必担心中间有节点取消(waitStatus==1)的情况
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
// 唤醒线程
LockSupport.unpark(s.thread);
}
唤醒线程以后，被唤醒的线程将从以下代码中继续往前走：
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this); // 刚刚线程被挂起在这里了
return Thread.interrupted();
}
// 又回到这个方法了：acquireQueued(final Node node, int arg)，这个时候，node的前驱是head了
好了，后面就不分析源码了，剩下的还有问题自己去仔细看看代码吧。
总结
总结一下吧。
在并发环境下，加锁和解锁需要以下三个部件的协调：
- 锁状态。我们要知道锁是不是被别的线程占有了，这个就是 state 的作用，它为 0 的时候代表没有线程占有锁，可以去争抢这个锁，用 CAS 将 state 设为 1，如果 CAS 成功，说明抢到了锁，这样其他线程就抢不到了，如果锁重入的话，state进行+1 就可以，解锁就是减 1，直到 state 又变为 0，代表释放锁，所以 lock() 和 unlock() 必须要配对啊。然后唤醒等待队列中的第一个线程，让其来占有锁。
- 线程的阻塞和解除阻塞。AQS 中采用了 LockSupport.park(thread) 来挂起线程，用 unpark 来唤醒线程。
- 阻塞队列。因为争抢锁的线程可能很多，但是只能有一个线程拿到锁，其他的线程都必须等待，这个时候就需要一个 queue 来管理这些线程，AQS 用的是一个 FIFO 的队列，就是一个链表，每个 node 都持有后继节点的引用。AQS 采用了 CLH 锁的变体来实现，感兴趣的读者可以参考这篇文章关于CLH的介绍，写得简单明了。
示例图解析
下面属于回顾环节，用简单的示例来说一遍，如果上面的有些东西没看懂，这里还有一次帮助你理解的机会。
首先，第一个线程调用 reentrantLock.lock()，翻到最前面可以发现，tryAcquire(1) 直接就返回 true 了，结束。只是设置了 state=1，连 head 都没有初始化，更谈不上什么阻塞队列了。要是线程 1 调用 unlock() 了，才有线程 2 来，那世界就太太太平了，完全没有交集嘛，那我还要 AQS 干嘛。
如果线程 1 没有调用 unlock() 之前，线程 2 调用了 lock(), 想想会发生什么？
线程 2 会初始化 head【new Node()】，同时线程 2 也会插入到阻塞队列并挂起 (注意看这里是一个 for 循环，而且设置 head 和 tail 的部分是不 return 的，只有入队成功才会跳出循环)
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;
}
}
}
}
首先，是线程 2 初始化 head 节点，此时 head==tail, waitStatus==0
然后线程 2 入队：
同时我们也要看此时节点的 waitStatus，我们知道 head 节点是线程 2 初始化的，此时的 waitStatus 没有设置， java 默认会设置为 0，但是到 shouldParkAfterFailedAcquire 这个方法的时候，线程 2 会把前驱节点，也就是 head 的waitStatus设置为-1。
那线程 2 节点此时的 waitStatus 是多少呢，由于没有设置，所以是 0；
如果线程3此时再进来，直接插到线程2的后面就可以了，此时线程 3 的 waitStatus 是 0，到 shouldParkAfterFailedAcquire 方法的时候把前驱节点线程 2 的 waitStatus 设置为 -1。
这里可以简单说下 waitStatus 中 SIGNAL(-1) 状态的意思，Doug Lea 注释的是：代表后继节点需要被唤醒。也就是说这个 waitStatus 其实代表的不是自己的状态，而是后继节点的状态，我们知道，每个 node 在入队的时候，都会把前驱节点的状态改为 SIGNAL，然后阻塞，等待被前驱唤醒。这里涉及的是两个问题：有线程取消了排队、唤醒操作。其实本质是一样的，读者也可以顺着 “waitStatus代表后继节点的状态” 这种思路去看一遍源码。
（全文完）