一、前言
Java线程同步两种方式，synchronized关键字和Lock锁机制，其中，AQS队列就是Lock锁实现公平加锁的底层支持。
二、AQS源码对于lock.lock()的实现
2.1 AQS类 + 内部Node类
2.1.1 AQS类结构示意图
首先我们要看看AQS的结构的类图
从AQS类的类结构示意图可以知道，
- AbstractQueuedSynchronizer的父类是AbstractOwnableSynchronizer；
- AbstractQueuedSynchronizer的子类是Sync，然后又通过继承Sync得到了FairSync公平锁和UnfaiSync非公平锁，所以，AQS是Lock锁机制实现公平锁的底层支持。
2.1.2 内部Node类
通过上面的结构图，我们可以知道该类维护了一个Node内部类，于是我们查看Node的源码如下，主要是用来实现上面的我们提到的队列。
static final class Node {
//指示节点正在共享模式下等待的标记
static final Node SHARED = new Node();
//指示节点正在以独占模式等待的标记
static final Node EXCLUSIVE = null;
//waitStatus值，指示线程已取消 cancel
// 这个节点已经被取消 canceled 这样可读性强
static final int CANCELLED = 1;
//waitStatus值，指示后续线程需要释放 signal
// 这个节点的后继被阻塞，因此当前节点在取消必须释放它的后继
static final int SIGNAL = -1;
//waitStatus值，指示线程正在等待条件 condition
// 这个节点在条件队列里面
static final int CONDITION = -2;
//waitStatus值，表示下一个被默认的应该无条件传播的等待状态值 propagate
static final int PROPAGATE = -3;
/*
* SIGNAL:这个节点的后继被(或即将)阻塞(通过park)，因此当前节点在释放或取消时必须释放它的后继。为了避免竞争，acquire方法必须首先表明它们需要一个信号，然后重试原子获取，当失败时，阻塞。
*
* CANCELLED:由于超时或中断，该节点被取消。节点不会离开这个状态。特别是，取消节点的线程不会再次阻塞。
*
* CONDITION:此节点当前处于条件队列中。在传输之前，它不会被用作同步队列节点，此时状态将被设置为0。
*
* PROPAGATE:释放的共享应该传播到其他节点。在doReleaseShared中设置这个(仅针对头节点)，以确保传播继续，即使其他操作已经干预。
*
* 0:以上都不是
*/
volatile int waitStatus; // 默认值0，什么都不是
//上一个节点
volatile Node prev;
//下一个节点
volatile Node next;
//节点中的值
volatile Thread thread;
//下一个等待节点
Node nextWaiter;
//判断是否是共享的节点
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
//返回当前的节点前置节点
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
//用于建立初始标头或SHARED标记
Node() {
}
//addWaiter时候调用
Node(Thread thread, Node mode) {
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
//Condition时候调用
Node(Thread thread, int waitStatus) {
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}
关于waitStatus：
- SIGNAL=-1:这个节点的后继被(或即将)阻塞(通过park)，因此当前节点在释放或取消时必须释放它的后继。为了避免竞争，acquire方法必须首先表明它们需要一个信号，然后重试原子获取，当失败时，阻塞。
- CANCELLED=1:由于超时或中断，该节点被取消。节点不会离开这个状态。特别是，取消节点的线程不会再次阻塞。
- CONDITION=-2:此节点当前处于条件队列中。在传输之前，它不会被用作同步队列节点，此时状态将被设置为0。
- PROPAGATE=-3:释放的共享应该传播到其他节点。在doReleaseShared中设置这个(仅针对头节点)，以确保传播继续，即使其他操作已经干预。
- waitStatus=0:以上都不是
根据上面代码，知道AQS队列是一个双链表实现的队列，每个节点包含prev指针和next指针，具体如下图：
[图片上传失败...(image-1172d7-1605003010896)]
问题：AQS内部类Node
回答：AQS本质是一个非循环的双向链表（也可以称为队列），所以它是由一个个节点构成的，就是Node，后面的lock() unlock() await() signal()/signalAll()都是以Node为基本元素操作的。
问题：AQS类中的Node内部类中需要保存什么信息呢？
回答：一个六个，其中，prev、next 两个Node类型，表示做指针，thread 存放节点的值，因为AQS队列的节点就是存放线程的，所以这个值类型就是Thread，最后，nextWaiter也是Node类型，表示下一个等待节点， waitStatus表示当前节点等待状态，SHARED|EXCLUSIVE 表示是独占还是共享。
volatile int waitStatus; //当前节点等待状态
volatile Node prev; //上一个节点
volatile Node next; //下一个节点
volatile Thread thread; //节点中的值
Node nextWaiter; //下一个等待节点
//指示节点共享还是独占，默认初始是共享
static final Node SHARED = new Node();
static final Node EXCLUSIVE = null;
记住一个Node节点的六个属性（共享/独占算一个），下面看源码就轻松些
- 处在同步队列中使用到的属性（本文用：加锁、解锁）包括：next prev thread waitStatus，所以同步队列是双向非循环链表，涉及的类变量AbstractQueuedSynchronizer类中的head和tail，分别指向同步队列中的头结点和尾节点。
- 处在等待队列中使用到的属性（下一篇博文用：阻塞、唤醒）包括：nextWaiter thread waitStatus，所以等待队列是单向非循环链表，涉及的类变量ConditionObject类中的firstWaiter和lastWaiter，分别指向等待队列中的头结点和尾节点。
- AQS队列是工作队列、同步队列，是非循环双向队列：当使用到head tail的时候，就说AQS队列建立起来了，单个线程不使用到head tail，所以AQS队列没有建立起来；
- 等待队列，是非循环单向队列：当使用firstWaiter lastWaiter的时候，就说等待队列建立起来了。
- lock()和unlock()就是操作同步队列：lock()将线程封装到节点里面（此时，节点使用到的属性是thread nextWaiter waitStatus），放到同步队列，即AQS队列中，unlock()将存放线程的节点从同步队列中拿出来，表示这个线程工作完成。
- await()和signal()就是操作等待队列：await()将线程封装到节点里面（此时，节点使用到的属性是thread prev next waitStatus），放到等待队列里面，signal()从等待队列中拿出元素。
2.2 公平锁加锁需要工作队列：FairSync中的lock()方法(重点)
2.2.1 lock方法只有一个线程的情况
2.2.1.1 整体路程图(第1次加锁 + 第2~n次加锁)
lock方法只有一个线程的情况（ps:此时还没有AQS队列，head==tail），如下图所示：
对于上图的解释，看这张图的正确姿势是：
- 上图中涉及的方法包括 acquire() 、 tryAcquire() 、 hasQueuedPredecessors()方法；
- 对于acquire() 方法，就是直接调用 tryAcquire() 方法，实参传入1。
- 对于tryAcquire()方法，由于只有一个线程A，第一次进入的时候要CAS加锁（if判断后半段）并将自己设置为独占线程（if代码段），所以两行代码，以后就是重入锁了，直接进入，不用CAS操作和设置独占锁了，直接通过setState()修改state值，每次加一即可，因为实参acquires为1。
- 对于hasQueuedPredecessors()方法，该方法就是判断AQS工作队列是否建立起来了，这里h==t，所以，没有建立起来，返回false。
- 总体流程，对于同一线程A，对于图中唯一一个菱形判断框，第一次进入的时候要CAS加锁（if判断后半段）并将自己设置为独占线程（if代码段）；第2~n次进入就是重入锁，直接进入，不用CAS操作和设置独占锁了，直接通过setState()修改state值，每次加一即可，这就是整体流程，线程A的整体流程，分为两种球情况而已。
公平锁加锁流程（只有一个线程的时候）：
- 直接调用tryAcquire，然后判断state的是不是等于0
- 对于A线程第1次加锁，等于0，证明是第一次加锁，第一次加锁hasQueuedPredecessors()一定通过（返回为false取反为true），通过CAS操作将state的值改成1，然后true，返回true表示加锁成功，就完成了加锁。
- 对于A线程第2~n次加锁，不等于0，表示不是第一次加锁，这个锁是重入锁，这个时候将原来的state值继续通过CAS操作加上1，再次返回true，表示加锁成功，就完成了加锁。
tip1：需要注意的是，这个时候AQS的队列没有创建出来。
tip2：setExclusiveOwnerThread(current); // 这里是设置当前节点为独占 记住上面六个属性
tip3：看源码的时候，知道自己在看什么，这里是看FairSync的lock()方法实现
tip4：源码一般命名优美，可以从命名上来看，帮助理清思路，例如 lock()是加锁、acquire()是去获得tryAcquire() 是尝试加锁、acquireQueued()是获得队列
2.2.1.2 重要方法：tryAcquire()源码解析
对于只有一个线程A使用lock.lock();加锁，最重要的方法就是tryAcquire，就是这个方法，将线程A区分对待，第一次加锁和非第一次加锁，源码拿出来讲一讲：
protected final boolean tryAcquire(int acquires) { // **1、tryAcquire是去获取，2、返回为true就是使用获取的方式加锁成功（可以第一次，也可以是重入锁）**
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState(); // 当前状态
if (c == 0) { // 当前状态为0，就是默认状态
if (!hasQueuedPredecessors() && // **1、hasQueuedPredecessors这个方法重要，下面解释**
compareAndSetState(0, acquires)) { // **1、只要上面那个hasQueuedPredecessors()返回为false,取反为true，这个cas一定是可以通过的，只是自旋等一下罢了**
setExclusiveOwnerThread(current); // **1、设置当前线程为独占线程，因为当前线程已经加锁成功了，所以设置当前线程为互斥资源的独占线程**
//**2、为什么说当前线程加锁成功了，因为这里返回true啊**
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { // 这句表示当前线程为独占线程
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true; // **1、因为当前线程是独占线程，所以一定是加锁成功，这里返回true就好
// 2、既然已经是独占线程，就没有必要再次设置当前线程为独占线程了，直接返回true**
}
return false; // **1、如果既不是第一次，也不是重入锁，就不能通过获取的方式去加锁，要自己加锁，这里返回false，加锁失败**
}
2.2.1.3 重要方法：hasQueuedPredecessors()源码解析
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
Node h = head;
Node s;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
问题：hasQueuedPredecessors()源码解析？
回答：
如果h == t成立，h和t均为null或是同一个具体的节点，无后继节点，方法返回false，表示要通过获取锁tryLock()加锁，这种情况是第一个节点，类变量tail == head == null。
key：如果类变量head==tail，表示没有节点或只有一个节点，所以一定是没有前驱节点的，方法直接返回false，不用多说，注意，后面的，head!=tail至少两个节点如果h!=t成立（至少两个节点），而且 head.next == 为null，方法返回true。什么情况下h!=t的同时h.next==null？？有其他线程第一次正在入队时，可能会出现。见AQS的enq方法，compareAndSetHead(node)完成，还没执行tail=head语句时，此时tail=null,head=newNode,head.next=null。
key：此时，头结点设置为新建节点，所以head=newNode
但是，还未将头结点设置为尾节点，所以tail=null，为默认值
同时，这是第一次执行enq()方法，没有设置 node.prev = t; 和 t.next = node;，所以head.next=null。如果h!=t成立（当前类变量head 和 tail不是同一个，至少两个节点），head.next != null，（true && （false || ））则判断head.next是否是当前线程，如果是当前线程（true && （false || false）），方法返回false，key:表示要通过获取锁的方式加锁；如果不是当前线程（true && （false || true））返回true，key：表示正在运行的线程不是当前的这个current，需要等待。
（head节点是获取到锁的节点，但是任意时刻head节点可能占用着锁，也可能释放了锁（unlock()）,未被阻塞的head.next节点对应的线程在任意时刻都是有必要去尝试获取锁）
实际上，hasQueuedPredecessors返回为true不通过，只需要等一段时间罢了（上面关于hasQueuedPredecessors方法的意义：如果该方法返回true，则表示有线程比当前线程更早地请求获取锁，因此需要等待前驱线程获取并释放锁之后才能继续获取锁）
问题：hasQueuedPredecessors()方法是用来干什么的？
回答：
- hasQueuedPredecessors()方法的意义：该方法表示对加入了同步队列中当前节点是否有前驱节点的判断，如果该方法返回true，则表示有线程比当前线程更早地请求获取锁，因此需要等待前驱线程获取并释放锁之后才能继续获取锁，因为是公平锁，要按照队列来。
- hasQueuedPredecessors()方法的调用以及返回的意义：hasQueuedPredecessors()方法只在tryAcquire()方法里面被调用执行过，hasQueuedPredecessors()返回false表示要尝试通过获取锁的方式加锁，没有前驱节点请求获取锁，返回为true表示不需要通过获取锁的方式加锁，已经有前驱节点请求获取了。
问题：如何进入hasQueuedPredecessors()方法？
回答：lock() -> acquire() -> tryAcquire() -> hasQueuedPredecessors()
2.2.2 lock方法中有两个线程的情况
2.2.2.1 整体路程图(线程A加锁 + 线程B加锁)
lock方法实现的公平锁AQS队列中有两个线程的情况，如下图所示：
上图注意两点：
- 流程：两个线程的运行，左边是线程A先获得锁，然后线程B再去尝试获得锁，但是线程B一定要等到线程A释放锁之后，才能获得锁成功，在这之前只能阻塞，即源码中for循环；
- 仔细对比两个图，和上一次的改变是：线程B节点的上一个节点的waitStatus的值从0修改成-1。
对于上图的解释：
先是线程A加锁，然后线程B加锁，线程A加锁没必要说，和上面一个线程的情况一样，线程B加锁分为两种情况：线程A还没有解锁，线程B加锁失败；线程A已经解锁，线程B CAS操作加锁成功。
2.2.2.2 第一种情况：当线程B进来的时候，死循环中线程A没有解锁
第一，建立AQS队列
我们假设线程A直接获取到了锁（获取锁的过程和上面单线程一样，不再赘言），但是线程A还没有解锁，这个时候线程B来进行加锁，走来会执行tryAcquire()方法，这个时候线程A没有解锁，所以这个tryAcquire()方法会直接返回false（state!=0,也不是重入锁），然后会调用addWaiter(Node.EXCLUSIVE)方法（addWaiter()是新方法：上面一个线程的时候没有涉及到，这里要重点分析），这个时候会在这个方法中的enq(node)的方法中初始化AQS队列，也会利用尾插法将当前的节点插入到AQS队列中去。AQS队列如下图所示：
[图片上传失败...(image-72e455-1605003010896)]
对于当前的AQS队列解释：
- 这时AQS队列新建起来了
- head节点中thread=null表示没有存放任何线程，waitStatus=0表示什么都不是
- tail节点中thread=线程B表示存放的是线程B，waitStatus=0表示什么都不是
第二，addWaiter()方法中调用enq()方法，新建AQS队列
完成AQS队列的方法是addWaiter()中调用的enq()方法，且看addWaiter()方法和enq()方法
private Node addWaiter(Node mode) { // **1、实际参数是Node.EXCLUSIVE，就是当前独占节点，表示下一个等待节点就是正在独占的那个线程的节点，因为它释放锁就要到插入了，所以这个方法称为addWaiter，意为添加下一个等待节点**
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); // 新建一个节点，存放当前线程，当前线程为内容，实参为下一个等待节点nextWaiter
Node pred = tail; // 当前尾节点赋值，当前tail==null
if (pred != null) {
node.prev = pred; // 如果不为空，进来，新建节点的前一个是之前的尾节点，就是尾插法
if (compareAndSetTail(pred, node)) { // 设置新的尾节点，从之前的尾节点pred到现在的node
pred.next = node; // 之前尾节点的next设置为这个节点
// **由此可知，尾插法三步骤：设置新节点的prev为之前尾节点、重新设置tail类变量的指向、设置之前尾节点的next为新建节点（就是三个Node类型指针而已，很简单）**
return node; // 返回新建节点
}
}
enq(node); // 返回值没有接收者，但是队列新建好了
return node; // 返回这个新建的节点
}
private Node enq(final Node node) {
for ( ; ; ) { // **1、死循环，不创建好AQS队列不退出**
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize **1、第一次进入，必须初始化，这里表示连尾节点都没有**
if (compareAndSetHead(new Node())) // **for+if（cas）就是线程同步**
tail = head; // **1、新建一个节点，设置为头结点，因为只有一个节点，所以尾节点也是这个节点**
} else {
node.prev = t; // **1、这是时候，第二次循环，因为head tail都是新节点，第二次循环中使用 Node t = tail;将t设置为这个新节点**
if (compareAndSetTail(t, node)) { // 方法名是compareAndSetTail，表示设置尾节点，自旋，知道设置成功 for+if（cas）就是线程同步，设置tail类变量，将tail从t变为node，所以传入参数node是尾节点
t.next = node; // 尾节点指向参数node，头结点还是指向t
// **由此可知，尾插法三步骤：设置参数节点的prev为之前尾节点t、重新设置tail类变量的指向从之前的t到参数节点node、设置之前尾节点t的next为参数节点node（就是三个Node类型指针而已，很简单）,最后队列两个元素 t 和 node**
return t; // 返回头结点t
}
}
}
}
tip：head和tail是类变量，类似指针，指向其他节点
compareAndSetTail(t, node) // 设置tail类变量，将tail从t变为node，所以传入参数node是尾节点
compareAndSetHead(t, node) // 设置tail类变量，将head从t变为node，所以传入参数node是头节点
compareAndSetState(0, acquires) // 设置state类变量，从0到1，cas保证安全
第三，acquireQueued()方法接收addWaiter()返回值，调用shouldParkAfterFailedAcquire()方法，修改AQS队列中节点的waitStatus值从0到1
方法addWaiter()返回当前的节点，然后调用acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))方法（tip：返回的刚刚在addWaiter()方法中新建的最尾巴的节点作为acquireQueued方法的参数，arg参数是1，传递过来的）。这个方法中是一个死循环，由于线程A没有释放锁（tryAcquire()方法会直接返回false（state!=0,也不是重入锁）），会执行shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)（p表示线程B节点的上一个节点，p = node.predecessor();就是最尾巴节点上一个，node表示线程B的节点，就是addWaiter()方法中新建的最尾巴的节点）第一次进这个方法会将线程B节点的上一个节点的waitStatus的值改成-1（执行最后一个else compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);），然后返回false，这个时候的AQS队列如下图：
[图片上传失败...(image-81426e-1605003010896)]
tip：仔细对比两个图，和上一次的改变是：线程B节点的上一个节点的waitStatus的值从0修改成-1。
第一次进入shouldParkAfterFailedAcquire()方法会将线程B节点的上一个节点的waitStatus的值改成-1，然后返回false。此时的AQS工作队列：head节点thread==null表示没有存放线程，waitStatus=-1表示后面节点的线程需要释放；tail节点thread=线程B表示存放的是线程B，waitStatus=0表示什么都不是。
第二次进入shouldParkAfterFailedAcquire()方法的时候，会返回true（ if (ws == Node.SIGNAL) return true;），会执行后面的方法parkAndCheckInterrupt()（ LockSupport.park(this);），这个时候线程B就会被park在这。（1、直到线程A解锁了，第二种情况可以当做第一个情况后面的执行来看）
2.2.2.3 第二种情况：死循环中线程A已经解锁了
上面的情况都是在线程A没有解锁的时候，如果在死循环中线程A已经解锁了。这个时候判断线程B节点的上一个节点是不是头结点，如果是的话，直接执行tryAcquire()，将当前线程B设置成独占线程，同时将state的值通过CAS操作设置成1，如果成功的话，直接返回true。表示加锁成功。这个时候会执行这个if判断中代码。执行setHead(node)，这个时候AQS队列如下图：
[图片上传失败...(image-cb0e2-1605003010896)]
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node); // node就是addWaiter的尾巴节点，
p.next = null; // help GC 看Java四种引用就知道 前面那个节点的next设置为null
failed = false; // 局部变量failed初始为true,要下去执行cancelAcquire，这里设置为false，不执行cancelAcquire了
return interrupted; // false
}
private void setHead(Node node) {
head = node; // 类变量head指向addWaiter的尾巴节点
node.thread = null; // 这个节点thread=null
node.prev = null; // 这个节点prev==null 因为要变成头结点，非循环双向链表，所以前驱指针为null
}
这个时候原来的线程B节点出队列（因为B节点要去执行了），然后永远会维护一个头结点中thread为null的AQS队列。
2.2.3 lock方法中有三个线程的情况
lock方法中有三个线程情况，如下图：
三个线程和两个线程的情况是差不多的，即加锁成功的节点永远是头结点的下一个节点中的线程加锁成功，因为是公平锁。
2.3 非公平锁加锁不需要队列：NonfairSync类的lock()方法(了解即可，搞懂了公平锁的lock()，这个就好懂了，然后只要知道公平锁lock()和非公平锁lock()区别就好)
非公平锁加锁流程：
- 非公平锁会走来直接尝试加锁；
- 如果加锁成功，直接执行线程中的代码；
- 如果加锁不成功，直接走公平锁的逻辑。
2.4 其他加锁方法：ReentrantLock类的tryLock()方法(了解即可，和上面公平锁lock()大同小异)
tryLock()方法和lock()方法是差不多，tryLock方法，尝试加锁不成功后就直接返回false，具体的代码如下：
public boolean tryLock() {
return sync.nonfairTryAcquire(1);
}
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;
}
2.5 其他加锁方法：ReentrantLock类的tryLock(long timeout, TimeUnit unit)方法(了解即可，和上面公平锁lock()大同小异)
tryLock(long timeout, TimeUnit unit)方法，加了一个获取锁的时间，如果这个时间内没有获取到锁，直接返回false，表示加锁失败；如果在这个时间内调用tryAcquire(arg)获得到锁，表示加锁成功，tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)方法返回值直接为true，即tryLock(long timeout, TimeUnit unit)方法返回值为true。
如果tryAcquire(arg)返回为false，会执行doAcquireNanos(arg, nanosTimeout)方法，走来先将当前节点用尾插法的方式插入到AQS队列中去，如果AQS队列没有初始化，直接初始化，将当前的节点放入到尾结点中去。然后进入死循环，这个时候判断当前节点的上一个节点是不是头结点，再次尝试加锁，如果成功直接返回true，如果失败将当前的节点的线程直接park指定的时间，当时间到了直接唤醒。再次尝试获取锁，如果成功直接返回true，如果失败直接返回false，这个方法中是可以直接响应中断的。
public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit)
throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}
public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException(); // 这里会立即响应中断
return tryAcquire(arg) ||
doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
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 true;
}
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout); // park指定的时间
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException(); // 有中断立即响应
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
2.6 其他加锁方法：ReentrantLock类的lockInterruptibly()方法(了解即可，和上面公平锁lock()大同小异)
lockInterruptibly和lock的区别：
- lockInterruptibly是会立即响应中断的：并且在park中的线程也会interruptibly唤醒的，因为这个时候返回true，直接抛出异常，响应对应的中断。
- lock是要等线程执行完才会响应中断：是因为park中线程被中断唤醒后，没有抛出异常，只是将中断的标志设置成了true，等到获取到锁，执行完，才会响应对象的中断。
lockInterruptibly是会立即响应中断的（源码解释）
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1);
}
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
}
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())
throw new InterruptedException(); // 有中断立即响应
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
lock是要等线程执行完才会响应中断（源码解释）
final void lock() {
acquire(1);
}
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
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; // 没有立即响应中断，仅仅设置一个标志位interrupt=true
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
三、AQS源码对于lock.unlock()的实现
讲完了加锁的过程，我们再来看看解锁的过程，即ReentrantLock类的unlock()方法。
3.1 解锁整体流程图
3.2 解锁涉及的函数：unlock()->release()->tryRelease() + 解锁三种情况
解锁涉及的函数：unlock()->release()->tryRelease()
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
线程解锁的三种情况：
- 当前线程不在AQS队列中，执行tryRelease()方法。
如果当前线程不是重入锁（即满足 if(c==0)为true），直接将当前的线程独占标识去除掉，然后将state的值通过CAS的操作改成0；
如果当前线程加的是重入锁（即满足 if(c!=0)为false），解锁一次，state的值减1，如果state的值是等于0的时候，返回true。表示解锁成功。
AQS队列中只有一个头结点，这个时候tryRelease()返回的结果和上面的情况是一样的。这个时候返回的true，会进当前的if中去，然后判断头结点是不是为null和头结点中waitStatus的值是不是等于0。这个时候head不等于null，但是waitState是等于0，if判断不成立，不会执行unpark的方法。会直接返回true。表示解锁成功。
AQS队列中不止一个头结点，还有其他节点，这个时候tryRelease()返回的结果和上面的情况是一样的。这个时候返回的true，会进当前的if中去，然后判断头结点是不是为null和头结点中waitStatus的值是不是等于0。这个时候head不等于null，但是waitState是等于-1，if判断成立，会执行unpark的方法。unpark方法中会unpark头结点的下一个节点，然后如果当前的节点的状态是取消的状态，会从最后一个节点开始找，找到当前节点的下一个不是取消状态的节点进行unpark。这个时候也会直接返回true。表示解锁成功。
3.3 重要函数：unparkSuccessor()（在release()中被调用）
private void unparkSuccessor(Node node) { // 同步队列中的头结点head传递过来
int ws = node.waitStatus; // 为 -1
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); // 设置状态 node的ws变为0
Node s = node.next; // 找到工作队列的head的后面一个节点
if (s == null || s.waitStatus > 0) { // head后面这个节点为空，或者waitStatus大于0
s = null; // 如果是因为waitStatus大于0而进入这个if，设置head后面的这个节点为null
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev) // 从尾巴开始遍历，布局变量为t 没有遍历完或没找就继续找
if (t.waitStatus <= 0) // 如果t.waitStatus <= 0，将这个t记录到s，后面unpark用 找到当前节点的下一个不是取消状态的节点进行unpark
s = t;
}
if (s != null) // head后面的节点不为空，直接对head后面这个节点unpark 毕竟公平锁
LockSupport.unpark(s.thread);
}
问题：第二个if是如何判断三情况的 if (h != null && h.waitStatus != 0) ？
回答：
- 第一种情况，没有AQS队列，head一定为null，就是return true;
- 第二种情况，有AQS队列但是同步队列中只有一个节点，head不为null，但是唯一的一个节点既是头结点也是尾节点，所有h.waitStatus == 0 ，不满足条件，就是return true;
- 第三种情况，有AQS队列但是同步队列中超过一个节点，head不为null，头结点和尾节点是不同节点，所以h.waitStatus==-1,满足第二层if判断，就是 unparkSuccessor(h); 然后 return true;
小结：虽然都是返回为true，解锁成功，但是内部逻辑是不同的。
两种重要问题：
- 问题：为什么需要同步队列AQS？
回答：同步队列是lock公平锁的内部数据结构，非公平锁不需要同步队列。 - 问题：为什么同步队列是非循环双链表，非循环单链表不行吗？
回答：公平锁中，lock.lock()使用尾插法插入，但是，在调用lock.unlock()方法的时候，由于头节点是成功获取到同步状态的节点，而头节点的线程释放了同步状态后，将会唤醒其他后续节点s，后继节点的线程被唤醒后需要检查自己的前驱节点是否是头节点，如果是则尝试获取同步状态。所以为了能让后继节点获取到其前驱节点，同步队列便设置为双向链表，而等待队列没有这样的需求，就为单链表。
四、面试金手指(ReentrantLock中lock()与unlock(),即AQS加锁解锁)
面试问题：lock机制是如何实现公平锁的加锁和解锁的(因为synchronized无法实现公平锁)
回答：下面4.1 4.2 4.3
4.1 先搞懂AQS类中的基本元素Node节点
问题：AQS内部类Node
回答：AQS本质是一个非循环的双向链表（也可以称为队列），所以它是由一个个节点构成的，就是Node，后面的lock() unlock() await() signal()/signalAll()都是以Node为基本元素操作的。
问题：AQS类中的Node内部类中需要保存什么信息呢？
回答：一个六个，其中，prev、next 两个Node类型，表示做指针，thread 存放节点的值，因为AQS队列的节点就是存放线程的，所以这个值类型就是Thread，最后，nextWaiter也是Node类型，表示下一个等待节点， waitStatus表示当前节点等待状态，SHARED|EXCLUSIVE 表示是独占还是共享。
volatile int waitStatus; //当前节点等待状态
volatile Node prev; //上一个节点
volatile Node next; //下一个节点
volatile Thread thread; //节点中的值
Node nextWaiter; //下一个等待节点
//指示节点共享还是独占，默认初始是共享
static final Node SHARED = new Node();
static final Node EXCLUSIVE = null;
记住一个Node节点的六个属性（共享/独占算一个），下面看源码就轻松些
- 处在同步队列中使用到的属性（本文用：加锁、解锁）包括：next prev thread waitStatus，所以同步队列是双向非循环链表，涉及的类变量AbstractQueuedSynchronizer类中的head和tail，分别指向同步队列中的头结点和尾节点。
- 处在等待队列中使用到的属性（下一篇博文用：阻塞、唤醒）包括：nextWaiter thread waitStatus，所以等待队列是单向非循环链表，涉及的类变量ConditionObject类中的firstWaiter和lastWaiter，分别指向等待队列中的头结点和尾节点。
- AQS队列是工作队列、同步队列，是非循环双向队列：当使用到head tail的时候，就说AQS队列建立起来了，单个线程不使用到head tail，所以AQS队列没有建立起来；
- 等待队列，是非循环单向队列：当使用firstWaiter lastWaiter的时候，就说等待队列建立起来了。
- lock()和unlock()就是操作同步队列：lock()将线程封装到节点里面（此时，节点使用到的属性是thread nextWaiter waitStatus），放到同步队列，即AQS队列中，unlock()将存放线程的节点从同步队列中拿出来，表示这个线程工作完成。
- await()和signal()就是操作等待队列：await()将线程封装到节点里面（此时，节点使用到的属性是thread prev next waitStatus），放到等待队列里面，signal()从等待队列中拿出元素。
问题：为什么负责同步队列的head和tail在AbstractQueuedSynchronizer类中，但是负责等待队列的firstWaiter和lastWaiter在ConditionObject类中？
回答：
- 线程同步互斥是直接通过ReentrantLock类对象 lock.lock() lock.unlock()实现的，而ReentrantLock类对象是调用AQS类实现加锁解锁的，所以负责同步队列的head和tail在AbstractQueuedSynchronizer类中；
- 线程阻塞和唤醒是通过ReentrantLock类对象lock.newCondition()得到一个对应，condition引用指向这个对象，然后condition.await() condition.signal()实现的，所以负责等待队列的firstWaiter和lastWaiter在ConditionObject类中。
4.2 公平锁加锁
4.2.1 单线程加锁过程
4.2.1.1 整体路程图(第1次加锁 + 第2~n次加锁)
公平锁加锁流程（只有一个线程的时候）：
- 直接调用tryAcquire，然后判断state的是不是等于0
- 对于A线程第1次加锁，等于0，证明是第一次加锁，第一次加锁hasQueuedPredecessors()一定通过（返回为false取反为true），通过CAS操作将state的值改成1，然后true，返回true表示加锁成功，就完成了加锁。
- 对于A线程第2~n次加锁，不等于0，表示不是第一次加锁，这个锁是重入锁，这个时候将原来的state值继续通过CAS操作加上1，再次返回true，表示加锁成功，就完成了加锁。
tip1：需要注意的是，这个时候AQS的队列没有创建出来。
tip2：setExclusiveOwnerThread(current); // 这里是设置当前节点为独占
tip3：看源码的时候，知道自己在看什么，这里是看FairSync的lock()方法实现
tip4：源码一般命名优美，可以从命名上来看，帮助理清思路，例如 lock()是加锁、acquire()是去获得tryAcquire() 是尝试加锁、acquireQueued()是获得队列
4.2.1.2 重要方法：tryAcquire()源码解析
对于只有一个线程A使用lock.lock();加锁，最重要的方法就是tryAcquire，就是这个方法，将线程A区分对待，第一次加锁和非第一次加锁，源码拿出来讲一讲：
protected final boolean tryAcquire(int acquires) { // **1、tryAcquire是去获取，2、返回为true就是使用获取的方式加锁成功（可以第一次，也可以是重入锁）**
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState(); // 当前状态
if (c == 0) { // 当前状态为0，就是默认状态
if (!hasQueuedPredecessors() && // **1、hasQueuedPredecessors这个方法重要，下面解释**
compareAndSetState(0, acquires)) { // **1、只要上面那个hasQueuedPredecessors()返回为false,取反为true，这个cas一定是可以通过的，只是自旋等一下罢了**
setExclusiveOwnerThread(current); // **1、设置当前线程为独占线程，因为当前线程已经加锁成功了，所以设置当前线程为互斥资源的独占线程**
//**2、为什么说当前线程加锁成功了，因为这里返回true啊**
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { // 这句表示当前线程为独占线程
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true; // **1、因为当前线程是独占线程，所以一定是加锁成功，这里返回true就好
// 2、既然已经是独占线程，就没有必要再次设置当前线程为独占线程了，直接返回true**
}
return false; // **1、如果既不是第一次，也不是重入锁，就不能通过获取的方式去加锁，要自己加锁，这里返回false，加锁失败**
}
4.2.1.3 重要方法：hasQueuedPredecessors()源码解析
问题：hasQueuedPredecessors()源码解析？
回答：
如果h == t成立，h和t均为null或是同一个具体的节点，无后继节点，方法返回false，表示要通过获取锁tryLock()加锁，这种情况是第一个节点，类变量tail == head == null。
key：如果类变量head==tail，表示没有节点或只有一个节点，所以一定是没有前驱节点的，方法直接返回false，不用多说，注意，后面的，head!=tail至少两个节点如果h!=t成立（至少两个节点），而且 head.next == 为null，方法返回true。什么情况下h!=t的同时h.next==null？？有其他线程第一次正在入队时，可能会出现。见AQS的enq方法，compareAndSetHead(node)完成，还没执行tail=head语句时，此时tail=null,head=newNode,head.next=null。
key：此时，头结点设置为新建节点，所以head=newNode
但是，还未将头结点设置为尾节点，所以tail=null，为默认值
同时，这是第一次执行enq()方法，没有设置 node.prev = t; 和 t.next = node;，所以head.next=null。如果h!=t成立（当前类变量head 和 tail不是同一个，至少两个节点），head.next != null，（true && （false || ））则判断head.next是否是当前线程，如果是当前线程（true && （false || false）），方法返回false，key:表示要通过获取锁的方式加锁；如果不是当前线程（true && （false || true））返回true，key：表示正在运行的线程不是当前的这个current，需要等待。
（head节点是获取到锁的节点，但是任意时刻head节点可能占用着锁，也可能释放了锁（unlock()）,未被阻塞的head.next节点对应的线程在任意时刻都是有必要去尝试获取锁）
实际上，hasQueuedPredecessors返回为true不通过，只需要等一段时间罢了（上面关于hasQueuedPredecessors方法的意义：如果该方法返回true，则表示有线程比当前线程更早地请求获取锁，因此需要等待前驱线程获取并释放锁之后才能继续获取锁）
问题：hasQueuedPredecessors()方法是用来干什么的？
回答：
- hasQueuedPredecessors()方法的意义：该方法表示对加入了同步队列中当前节点是否有前驱节点的判断，如果该方法返回true，则表示有线程比当前线程更早地请求获取锁，因此需要等待前驱线程获取并释放锁之后才能继续获取锁，因为是公平锁，要按照队列来。
- hasQueuedPredecessors()方法的调用以及返回的意义：hasQueuedPredecessors()方法只在tryAcquire()方法里面被调用执行过，hasQueuedPredecessors()返回false表示要尝试通过获取锁的方式加锁，没有前驱节点请求获取锁，返回为true表示不需要通过获取锁的方式加锁，已经有前驱节点请求获取了。
问题：如何进入hasQueuedPredecessors()方法？
回答：lock() -> acquire() -> tryAcquire() -> hasQueuedPredecessors()
4.2.2 两个线程加锁过程(A线程 B线程)
4.2.2.1 第一种情况：当线程B进来的时候，死循环中线程A没有解锁
第一，建立AQS队列
我们假设线程A直接获取到了锁（获取锁的过程和上面单线程一样，不再赘言），但是线程A还没有解锁，这个时候线程B来进行加锁，走来会执行tryAcquire()方法，这个时候线程A没有解锁，所以这个tryAcquire()方法会直接返回false（state!=0,也不是重入锁），然后会调用addWaiter(Node.EXCLUSIVE)方法（addWaiter()是新方法：上面一个线程的时候没有涉及到，这里要重点分析），这个时候会在这个方法中的enq(node)的方法中初始化AQS队列，也会利用尾插法将当前的节点插入到AQS队列中去。AQS队列如下图所示：
[图片上传失败...(image-91563f-1605003010896)]
对于当前的AQS队列解释：
- 这时AQS队列新建起来了
- head节点中thread=null表示没有存放任何线程，waitStatus=0表示什么都不是
- tail节点中thread=线程B表示存放的是线程B，waitStatus=0表示什么都不是
第二，addWaiter()方法中调用enq()方法，新建AQS队列
完成AQS队列的方法是addWaiter()中调用的enq()方法，且看addWaiter()方法和enq()方法
private Node addWaiter(Node mode) { // **1、实际参数是Node.EXCLUSIVE，就是当前独占节点，表示下一个等待节点就是正在独占的那个线程的节点，因为它释放锁就要到插入了，所以这个方法称为addWaiter，意为添加下一个等待节点**
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); // 新建一个节点，存放当前线程，当前线程为内容，实参为下一个等待节点nextWaiter
Node pred = tail; // 当前尾节点赋值，当前tail==null
if (pred != null) {
node.prev = pred; // 如果不为空，进来，新建节点的前一个是之前的尾节点，就是尾插法
if (compareAndSetTail(pred, node)) { // 设置新的尾节点，从之前的尾节点pred到现在的node
pred.next = node; // 之前尾节点的next设置为这个节点
// **由此可知，尾插法三步骤：设置新节点的prev为之前尾节点、重新设置tail类变量的指向、设置之前尾节点的next为新建节点（就是三个Node类型指针而已，很简单）**
return node; // 返回新建节点
}
}
enq(node); // 返回值没有接收者，但是队列新建好了
return node; // 返回这个新建的节点
}
private Node enq(final Node node) {
for ( ; ; ) { // **1、死循环，不创建好AQS队列不退出**
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize **1、第一次进入，必须初始化，这里表示连尾节点都没有**
if (compareAndSetHead(new Node())) // **for+if（cas）就是线程同步**
tail = head; // **1、新建一个节点，设置为头结点，因为只有一个节点，所以尾节点也是这个节点**
} else {
node.prev = t; // **1、这是时候，第二次循环，因为head tail都是新节点，第二次循环中使用 Node t = tail;将t设置为这个新节点**
if (compareAndSetTail(t, node)) { // 方法名是compareAndSetTail，表示设置尾节点，自旋，知道设置成功 for+if（cas）就是线程同步，设置tail类变量，将tail从t变为node，所以传入参数node是尾节点
t.next = node; // 尾节点指向参数node，头结点还是指向t
// **由此可知，尾插法三步骤：设置参数节点的prev为之前尾节点t、重新设置tail类变量的指向从之前的t到参数节点node、设置之前尾节点t的next为参数节点node（就是三个Node类型指针而已，很简单）,最后队列两个元素 t 和 node**
return t; // 返回头结点t
}
}
}
}
tip：head和tail是类变量，类似指针，指向其他节点
compareAndSetTail(t, node) // 设置tail类变量，将tail从t变为node，所以传入参数node是尾节点
compareAndSetHead(t, node) // 设置tail类变量，将head从t变为node，所以传入参数node是头节点
compareAndSetState(0, acquires) // 设置state类变量，从0到1，cas保证安全
第三，acquireQueued()方法接收addWaiter()返回值，调用shouldParkAfterFailedAcquire()方法，修改AQS队列中节点的waitStatus值从0到1
方法addWaiter()返回当前的节点，然后调用acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))方法（tip：返回的刚刚在addWaiter()方法中新建的最尾巴的节点作为acquireQueued方法的参数，arg参数是1，传递过来的）。这个方法中是一个死循环，由于线程A没有释放锁（tryAcquire()方法会直接返回false（state!=0,也不是重入锁）），会执行shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)（p表示线程B节点的上一个节点，p = node.predecessor();就是最尾巴节点上一个，node表示线程B的节点，就是addWaiter()方法中新建的最尾巴的节点）第一次进这个方法会将线程B节点的上一个节点的waitStatus的值改成-1（执行最后一个else compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);），然后返回false，这个时候的AQS队列如下图：
[图片上传失败...(image-572846-1605003010896)]
tip：仔细对比两个图，和上一次的改变是：线程B节点的上一个节点的waitStatus的值从0修改成-1。
第一次进入shouldParkAfterFailedAcquire()方法会将线程B节点的上一个节点的waitStatus的值改成-1，然后返回false。此时的AQS工作队列：head节点thread==null表示没有存放线程，waitStatus=-1表示后面节点的线程需要释放；tail节点thread=线程B表示存放的是线程B，waitStatus=0表示什么都不是。
第二次进入shouldParkAfterFailedAcquire()方法的时候，会返回true（ if (ws == Node.SIGNAL) return true;），会执行后面的方法parkAndCheckInterrupt()（ LockSupport.park(this);），这个时候线程B就会被park在这。（1、直到线程A解锁了，第二种情况可以当做第一个情况后面的执行来看）
4.2.2.2 第二种情况：当线程B进来的时候，死循环中线程A已经解锁
上面的情况都是在线程A没有解锁的时候，如果在死循环中线程A已经解锁了。这个时候判断线程B节点的上一个节点是不是头结点，如果是的话，直接执行tryAcquire()，将当前线程B设置成独占线程，同时将state的值通过CAS操作设置成1，如果成功的话，直接返回true。表示加锁成功。这个时候会执行这个if判断中代码。执行setHead(node)，这个时候AQS队列如下图：
[图片上传失败...(image-e4d6e4-1605003010896)]
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node); // node就是addWaiter的尾巴节点，
p.next = null; // help GC 看Java四种引用就知道 前面那个节点的next设置为null
failed = false; // 局部变量failed初始为true,要下去执行cancelAcquire，这里设置为false，不执行cancelAcquire了
return interrupted; // false
}
private void setHead(Node node) {
head = node; // 类变量head指向addWaiter的尾巴节点
node.thread = null; // 这个节点thread=null
node.prev = null; // 这个节点prev==null 因为要变成头结点，非循环双向链表，所以前驱指针为null
}
这个时候原来的线程B节点出队列（因为B节点要去执行了），然后永远会维护一个头结点中thread为null的AQS队列。
4.3 lock.unlock()解锁过程
线程解锁的三种情况：
- 当前线程不在AQS队列中，执行tryRelease()方法。
如果当前线程不是重入锁（即满足 if(c==0)为true），直接将当前的线程独占标识去除掉，然后将state的值通过CAS的操作改成0；
如果当前线程加的是重入锁（即满足 if(c!=0)为false），解锁一次，state的值减1，如果state的值是等于0的时候，返回true。表示解锁成功。
AQS队列中只有一个头结点，这个时候tryRelease()返回的结果和上面的情况是一样的。这个时候返回的true，会进当前的if中去，然后判断头结点是不是为null和头结点中waitStatus的值是不是等于0。这个时候head不等于null，但是waitState是等于0，if判断不成立，不会执行unpark的方法。会直接返回true。表示解锁成功。
AQS队列中不止一个头结点，还有其他节点，这个时候tryRelease()返回的结果和上面的情况是一样的。这个时候返回的true，会进当前的if中去，然后判断头结点是不是为null和头结点中waitStatus的值是不是等于0。这个时候head不等于null，但是waitState是等于-1，if判断成立，会执行unpark的方法。unpark方法中会unpark头结点的下一个节点，然后如果当前的节点的状态是取消的状态，会从最后一个节点开始找，找到当前节点的下一个不是取消状态的节点进行unpark。这个时候也会直接返回true。表示解锁成功。
问题：第二个if是如何判断三情况的 if (h != null && h.waitStatus != 0) ？
回答：
- 第一种情况，没有AQS队列，head一定为null，就是return true;
- 第二种情况，有AQS队列但是同步队列中只有一个节点，head不为null，但是唯一的一个节点既是头结点也是尾节点，所有h.waitStatus == 0 ，不满足条件，就是return true;
- 第三种情况，有AQS队列但是同步队列中超过一个节点，head不为null，头结点和尾节点是不同节点，所以h.waitStatus==-1,满足第二层if判断，就是 unparkSuccessor(h); 然后 return true;
小结：虽然都是返回为true，解锁成功，但是内部逻辑是不同的。
两种重要问题：
- 问题：为什么需要同步队列AQS？
回答：同步队列是lock公平锁的内部数据结构，非公平锁不需要同步队列。 - 问题：为什么同步队列是非循环双链表，非循环单链表不行吗？
回答：公平锁中，lock.lock()使用尾插法插入，但是，在调用lock.unlock()方法的时候，由于头节点是成功获取到同步状态的节点，而头节点的线程释放了同步状态后，将会唤醒其他后续节点s，后继节点的线程被唤醒后需要检查自己的前驱节点是否是头节点，如果是则尝试获取同步状态。所以为了能让后继节点获取到其前驱节点，同步队列便设置为双向链表，而等待队列没有这样的需求，就为单链表。
五、小结
ReentrantLock中lock()、unlock() 全解析，完成了。
天天打码，天天进步！！！