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前言
锁是一种用来控制多线程访问共享资源的工具。通常，锁可以独占共享资源：同一时间只有一个线程可以获得锁，并且所有访问共享资源的线程都必须首先获得锁。前面我们介绍过了synchronized，使用synchronized的方法和代码块作用域机制使得使用监视器锁更加简单，并且帮助避免了许多关于锁的常见编程错误，比如锁未及时释放等问题。但是有时候我们需要更灵活的使用锁资源，例如，一些遍历并发访问的数据结构的算法需要使用“手动”方法，或者“锁链”:你先获得节点A的锁，然后是节点B，然后释放A获得C，再释放B获得D，以此类推。这种方式如果要使用synchronized就不是很好实现，但是有了Lock就不一样了，Lock接口允许以不同的范围去获取和释放锁，并且允许同时获得多把锁，也可以以任意的顺序释放。
Lock
Lock在J.U.C 中是最核心的组件，Lock是一个接口，它定义了释放锁和获得锁的抽象方法，今天我们要分析的ReentrantLock就实现了Lock接口，Lock接口中主要定义了5个方法：
| 方法 | 描述 |
|---|---|
| void lock() | 获取锁，该方法不会响应中断。如果获取锁失败，当前线程将被阻塞直到成功获得锁 |
| void lockInterruptibly() throws InterruptedException | 获取锁，会响应中断。其他和lock()方法一样 |
| boolean tryLock() | 非阻塞获取锁，该方法需要立即返回获取锁结果，成功返回true，失败返回false |
| boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException | 指定时间内获取锁，会响应中断： 1.在指定的超时时间内获得锁成功则返回true; 2.在超时时间内被中断则立刻返回获得锁结果; 3.在指定超时时间结束后立刻返回获得锁结果 |
| void unlock() | 释放锁。如果没有获得锁则会抛异常 |
| Condition newCondition() |
初识ReentrantLock
ReentrantLock，重入锁。表示支持重新进入的锁，也就是说，如果当前线程 t1 通过调用 lock方法获取了锁之后，再次调用 lock，是不会再阻塞去获取锁的，直接增加重入次数就行了（synchronized也是支持重入的）。
ReentrantLock基本使用
ReentrantLock的使用非常简单，下面就是一个使用的例子：
package com.zwx.concurrent;
import java.util.concurrent.locks.Lock;
import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock;
public class ReentrantLockDemo {
public static void main(String[] args) {
Lock lock = new ReentrantLock();
lock.lock();
try {
System.out.println(1);
}finally {
lock.unlock();
}
}
}
使用Lock的时候尤其要注意，当加锁和解锁发生在不同地方时，必须小心确保所有的持有锁的代码都受到try-finally或try-catch代码块的保护，用以确保在必要时锁得到释放，这也是灵活使用所带来的代价，因为使用synchronized时，不需要考虑这个问题。
ReentrantLock原理
假如我们是Lock的设计者，那我们想一下，如果多个线程都来并发抢占同一把锁资源时，而同一时间肯定只有一个线程能抢占成功，那么抢占失败的线程怎么办？答案很简单，肯定是找个地方存起来，但是具体要怎么存，这个就是个值得思考的问题。ReentrantLock中采用的是一个同步队列的数据结构来存储阻塞等待的线程。
同步队列(AQS)
同步队列，全称为：AbstractQueuedSynchronizer，又可以简称为AQS。在Lock中，这是一个非常重要的核心组件，J.U.C工具包中很多地方都使用到了AQS，所以，如果理解了AQS，那么再去理解ReentrantLock，Condition,CountDownLatch等工具的实现原理，就会非常轻松。
AQS的两种功能
从使用层面来说，AQS 的功能分为两种：独占和共享。
- 独占锁：每次只有一个线程持有锁，如：ReentrantLock 就是以独占方式实现的互斥锁
- 共享锁：允许多个线程同时获取锁 ,并发访问共享资源 ， 如：ReentrantReadWriteLock
AQS 的内部实现
AQS依赖内部的一个FIFO双向队列来完成同步状态的管理，当前线程获取锁失败时，AQS会将当前线程以及等待状态等信息构造成为一个节点（Node对象）并将其加入AQS中，同时会阻塞当前线程，当锁被释放时，会把首节点中的线程唤醒，使其再次尝试获取同步状态。AQS中有一个头(head)节点和一个尾(tail)节点，中间每个节点(Node)都有一个prev和next指针指向前一个节点和后一个节点，如下图：
Node对象组成
AQS中每一个节点就时一个Node对象，并且通过节点中的状态等信息来控制队列，Node对象是AbstractQueuedSynchronizer对象中的一个静态内部类，下面就是Node对象的源码：
static final class Node {
static final Node SHARED = new Node();
static final Node EXCLUSIVE = null;
static final int CANCELLED = 1;//表示当前线程状态是取消的
static final int SIGNAL = -1;//表示当前线程正在等待锁
static final int CONDITION = -2;//Condition队列有使用到，暂时用不到
static final int PROPAGATE = -3;//CountDownLatch等工具中使用到，暂时用不到
volatile int waitStatus;//节点中线程的状态，默认为0
volatile Node prev;//当前节点的前一个节点
volatile Node next;//当前节点的后一个节点
volatile Thread thread;//当前节点封装的线程信息
Node nextWaiter;//Condition队列中的关系，暂时用不到
final boolean isShared() {//暂时用不到
return nextWaiter == SHARED;
}
final Node predecessor() throws NullPointerException {//获取当前节点的上一个节点
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() {
}
Node(Thread thread, Node mode) {//构造一个节点：addWaiter方法中会使用，此时waitStatus默认等于0
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) { //构造一个节点：Condition中会使用
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}
上面代码中加上了注释，总来来说应该还是比较好理解，注意，Node对象并不是AQS才会使用，Condition队列以及其他工具中也会使用，所以有些状态和方法在这里是暂时用不上的本文就不会过多关注。
lock.lock()源码解读
上面花了一点篇幅介绍了ReentrantLock内部的实现机制，相信大家的脑海里有了一个初步的轮廓，接下来就让我们一步步从加锁到释放锁进行源码解读吧
ReentrantLock#lock()
上文的示例中，当我们调用lock.lock()时，我们进入Lock接口的实现类ReentrantLock中的加锁入口：
然后发现这里调用了sync中的一个lock()方法,sync是ReentrantLock类当中的一个组合类，我们知道，AQS是一个同步队列，但是因为AQS只是一个同步队列，并不具备一些业务执行能力，所以通过了另一个Sync来继承AbstractQueuedSynchronizer，并根据不同的业务场景来实现不同的业务逻辑：
进入Sync类，我们发现，Sync的lock()方法是一个抽象方法，也就是说我们还需要去执行Sync中的实现类，Sync有两个实现类：FairSync和NonfairSync，也就是公平锁和非公平锁。
公平锁和非公平锁其实大致逻辑都是差不多，唯一的区别是非公平锁在抢占锁之前会先判断一下当前AQS队列中是不是有线程正在等待，如果没有才会通过CAS操作去抢占锁，相信看完这篇文章，大家自己去看也会很容易理解。这里我们就以非公平锁为例，进入非公平锁中的lock()方法继续我们的源码之旅：
NonfairSync#lock()
这个方法很简短，首先通过一个CAS操作，如果CAS成功则表示当前线程获得锁成功，获取锁成功之后，需要在AQS当中记录一下当前获得锁的线程信息：
CAS操作
CAS操作是多线程当中的一个原子操作。
上面代码的意思是，如果当前内存中的stateOffset的值和预期值expect相等，则替换为 update值。更新成功返回true，否则返回false。这个操作是原子的，不会出现线程安全问题。
stateOffset是AQS中的一个属性，它在不同的实现中所表达的含义不一样，对于重入锁的实现来说，表示一个同步状态。它有两个含义：
- 当 state=0 时，表示无锁状态
- 当 state>0 时，表示已经有线程获得了锁，也就是state=1，但是因为ReentrantLock允许重入，所以同一个线程多次获得同步锁的时候，state会递增，比如重入 5 次，那么state=5。而在释放锁的时候，同样需要释放5次直到state=0其他线程才有资格获得锁。
至于Unsafe类中都是一些本地(native)方法，就不过多叙述了。
CAS操作的ABA问题
CAS操作是一个原子操作，但是CAS操作同样会存在问题，这就是经典的ABA问题。假如一个值一开始是A，然后被修改成B，最后又被改回了A，那么这时候有其他线程过来，会发现预期值还是是A，就会以为没变(实际上变了:A-B-A)，这时候就会CAS操作成功，解决这个问题的办法就是可以加入一个版本号，比如原始值设置为A1(1表示版本号)，改成B的时候版本号也同时递增，修改成B2，这时候再次改回A，就变成A3，那么A1和A3就不相同了，可以避免了ABA问题的产生。
AQS#acquire(arg)
上面的操作中，我们假如线程A是第一次进来，那么肯定获得锁成功，这时候我们可以得到这样的一个AQS：
这时候AQS队列还未构造，仅仅只是设置了一些独占线程相关的属性。上图中表示当前对象已经有线程ThreadA获得锁了，这时又来了个线程B，会去执行CAS操作，因为线程A已经获得锁了，状态已经等于1了，所以CAS失败，这时候线程B就会调用AQS当中的acquire方法(参数1是固定死的，表示加锁次数)：
这里也是一个if判断，我们先看第一个条件，tryAcquire(arg)方法,这里我们同样进入非公平锁实现NonfairSync类中，然后会发现最终其还是会调用父类Sync中的方法nonfairTryAcquire(arg)
Sync#nonfairTryAcquire(arg)
这个方法就是为了尝试去获得锁，但是这里有一个问题，因为这个方法之所以会被执行，就是因为前面的CAS操作失败了，也就是获得锁失败了，state就肯定不会为0了，可是这个方法的131行为什么还要再次判断state是否等于0呢？
我们想一想，如果一个线程争抢锁失败，我们应该怎么做，无外乎两个办法：一个就是多试几次，之前介绍synchronized的时候曾经说过，大部分锁被持有之后都会很快被释放，所以再试试总没有错，万一刚好锁被释放了呢。另一个办法就是阻塞等待，这个后面会介绍，所以这里的131行代码判断也是这个逻辑，就是再试一次，如果成功，就可以直接获得锁，而不需要加入AQS队列挂起线程了。
线程A没有释放锁的时候，线程B会抢占锁失败，则返回false，我们回到之前的逻辑，会继续执行acquireQueued方法，这个方法里面有一个参数是addWaiter返回的，所以我们先去看addWaiter这个方法
AQS#addWaiter(Node)
走到这里就是说明当前线程至少2次尝试获取锁都失败了，所以当前线程会被初始化成为一个Node节点，加入到AQS队列中。我们前面提到了，AQS有两种模式，一种独占，一种共享，而重入锁ReentrantLock是独占的，所以这里固定传入了参数Node.EXCLUSIVE表示当前锁是独占的。而由前面Node对象的源码可以知道，Node.EXCLUSIVE其实是一个null值的Node对象。
因为我们到这里的时候是第一次进来，AQS队列还没有被初始化，head和tail都是为空的，所以if判断肯定不成立，也就是说，如果是第一次调用addWaiter方法时，会先执行下面的enq(node)方法。
AQS#enq()
先不要看else逻辑，线程B第一次进来肯定是走的if逻辑，初始化之后，得到这样的一个AQS：
头节点为什么放空线程
注意了，这里的头节点中thread没有赋值(thread=null)，其实这里的第一个节点只是起了一个哨兵的作用，这样就可以免去了后续在查找过程中每次比较是否越界的操作，后面会陆续提到这个哨兵的作用。
回到源码逻辑来，因为上面是一个死循环，初始化之后，紧接着会立刻进行第二次for循环，第二次循环的时候tail节点不为空了，所以会走else逻辑，走完else逻辑之后会得到下面这样一个AQS：
这时候假如又来了线程C，那么线程C就会走到AQS#addWaiter(Node)方法中上面的if逻辑了，因为这时候tail节点已经不为空了，这里的if逻辑其实和enq(Node)方法中for循环中的else分支逻辑是一样的，只是把线程C添加到AQS的尾部，最终会得到下面这个AQS：
接下来我们回到前面的方法，继续执行AQS中的acquireQueued(Node,arg)方法。
AQS#acquireQueued(Node,arg)
上面经过addWaiter(Node)之后，阻塞的线程已经被加入到了AQS队列当中，但是注意，这时候仅仅只是把线程加入进去了，而线程并没有被挂起，也就是说，线程还是处于运行状态，那么接下来要做的事就是需要把加入AQS队列中的线程挂起，当然在挂起之前，还是我们前面说的，就是线程还是不死心，所以还需要最后搏一搏，万一抢到锁了，就不需要挂起了，所以这就是acquireQueued(Node,arg)方法中会做的两件事：
1、看看前一个节点是不是头节点，如果是的话，就再试一次
2、再试一次如果还是失败了，那么线程正式挂起
有几个属性这里可以先不管，关注for循环里面逻辑，首先获取到前一个节点，如果前一个节点是head节点，那就再调用tryAcquire(arg)方法去抢一次锁。
我们这里假设争抢锁还是失败了，这时候就会走到882行的if判断，if判断中第一个逻辑看名字shouldParkAfterFailedAcquire能猜到大致意思，就是争抢锁失败后看一下当前线程是不是应该挂起，我们进入shouldParkAfterFailedAcquire方法看看：
上面这段代码值得说的就是811-815行，我们先来演示下这个流程，因为移除cancel状态节点后面逻辑中还会出现。
1、假设ThreadB被取消了，那么这时候AQS中ThreadB节点状态为-：
2、执行813行代码，相当于：prev=prev.prev;node.prev=prev;得到如下AQS：
3、这时候while循环的条件肯定不成立，因为此时的pred已经指向了头节点，状态为-1，
所以循环结束，继续执行815行代码，得到如下AQS：
最终的结果我们可以看到，虽然ThreadB还有指向其他线程，但是我们通过其他任何节点，都没办法找到ThreadB，已经重新构建了一个关联关系，相当于ThreadB被移出了队列。
因为head节点是一个哨兵，不可能会被取消，所以这里的while循环是不需要担心pred会变为null的。
暂时忘掉上面移除cancel节点的流程，我们假设是线程B进来，那么前一个节点就是head节点，肯定会走到最后一个else,这也是一个CAS操作，把头节点状态改为-1，如果是线程C进来，就会把B节点设置为-1，这时候就会得到下面这样一个AQS：
这个AQS队列和上面的唯一区别就是前面两个节点的waitStatus状态从0改成了-1。
这里注意了，只有前一个节点waitStatus=-1才会返回true，所以这里第一次循环进来肯定返回false，也就是还会再一次进行循环，循环的时候还会再次执行上面的争抢锁方法(看起来真的是贼心不死哈)。判断失败后，就会二次进入shouldParkAfterFailedAcquire方法，这时候因为第一次循环已经把前一个节点状态改为-1了，所以就会返回true了。
返回true之后，就会执行if判断的第二个逻辑了，这里面才是真的把线程正式挂起来。要挂起一个线程着实有点不容易哈哈。调用parkAndCheckInterrupt()方法正式挂起：
为什么要使用interrupted()返回中断标记
要解释这个原因我们需要先解释下park()方法：
LockSupport.park()方法是中断一个线程，但是遇上下面三种情况，就会立即返回：
- 其他线程对当前线程发起了unpark()操作时
- 其他线程中断了当前线程时
- 不合逻辑的调用(也就是没有理由)时
第三点没想明白场景，有知道的欢迎留言，感谢！
这里我们要说的是第2点，其他线程中断了当前线程会有什么影响，我们先来演示一个例子再来得出结论：
当park()遇上了interrupt()
前面讲线程基本知识的时候，我们讲到了sleep()遇到了interrupt()会怎么样，感兴趣的可以点击这里详细了解。
这里我们来看个例子：
package com.zwx.concurrent.lock;
import java.util.concurrent.locks.LockSupport;
public class LockParkInterrputDemo {
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
Thread t1 = new Thread(()->{
int i = 0;
while (true){
if(i == 0){
LockSupport.park();
//获取中断标记，但是不复位
System.out.println(Thread.currentThread().isInterrupted());
LockSupport.park();
LockSupport.park();
System.out.println("如果走到这里就说明park不生效了");
}
i++;
if(i == Integer.MAX_VALUE){
break;
}
}
});
t1.start();
Thread.sleep(1000);//确保t1被park()之后再中断
t1.interrupt();
System.out.println("end");
}
}
输出结果：
所以其实park()方法至少有以下两个个特点：
- 当一个线程park()时收到中断信号，会立刻恢复，且中断标记为true，而且不会抛出InterruptedException
- 当一个线程中断标记为true时候，park()对其无效
有这两个结论，上面就很好理解了，我们想一想，假设上面的线程挂起之后，并不是被线程A释放锁之后调用unpark()唤醒的，而是被其他线程中断了，那么就会立刻恢复继续后面的操作，这时候如果不对线程进行复位，那么他会回到前面的死循环，park()也无效了，就会一直死循环抢占锁，会一直占用CPU资源，如果线程多了可能直接把CPU耗尽。
分析到这里，线程被挂起，告一段落。挂起之后需要等待线程A释放锁之后唤醒再继续执行。所以接下来我们看看unlock()是如何释放锁以及唤醒后续线程的。
lock.unlock()源码解读
ReentrantLock#unlock()
上文的示例中，当我们调用lock.unlock()时，我们进入Lock接口的实现类ReentrantLock中的释放锁入口：
这里和上文的加锁不一样，加锁会区分公平锁和非公平锁，这里直接就是调用了sync父类AQS中的release(arg)方法：
我们可以看到，这里首先会调用tryRelease(arg)方法，最终会回到ReentrantLock类中的tryRelease(arg)方法：
ReentrantLock#tryRelease()
这个方法看起来就比较简单了，释放一次就把state-1，所以我们的lock()和unlock()是需要配对的，否则无法完全释放锁，这里因为我们没有重入，所以c=0，那么这时候的AQS队列就变成了这样：
当前方法返回true，那么就会继续执行上面AQS#release(arg)方法中if里面的逻辑了：
这个方法就没什么好说的，比较简单了，我们直接进入到unparkSuccessor(h)方法中一窥究竟。
AQS#unparkSuccessor(Node)
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.
* 如果状态是负的，尝试去清除这个信号，当然，如果清除失败或者说被其他
* 等待获取锁的线程修改了，也没关系。
* 这里为什么要去把状态修改为0呢？其实这个线程是要被唤醒的，修不修改都无所谓。
* 回忆一下上面的acquireQueued方法中调用了shouldParkAfterFailedAcquire
* 去把前一个节点状态改为-1，而在改之前会抢占一次锁，所以说这里的操作
* 其实并没有太大用处，可能可以为争抢锁的线程再多一次抢锁机会，故而成功失败均不影响
*/
int ws = node.waitStatus;
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.
* 唤醒后继节点，通常是next节点，但是如果next节点被取消了或者为空，那么
* 就需要从尾部开始遍历，将无效节点先剔除
*/
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {//如果下一个节点为空或者被取消了
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)//一直遍历，直到找到状态小于等于0的有效节点
s = t;
}
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
这段代码中值得说明的是为什么要从tail节点开始循环遍历。不知道大家对enq()方法中的构造AQS队列的步骤还有没有印象，为了不让大家翻上去找代码，我把代码重新贴下来：
我们看到，不管是if分支还是else分支，cas操作成功之后都只是把tail节点的关系构造出来了，第一个if分支CAS操作后得到下面这样的情况：
执行else分支的CAS操作之后，可能得到下面这样的情况：
我们可以发现，上面两种情况next节点都还没来得及构造，那么假如这时候从前面还是遍历就会出现找不到节点的情况，但是从tail往前就不会有这个问题。
看到这里忍不住感叹下，大佬的思维真是达到了一定的高度，写的代码完全都是精华。
到这里释放锁完成，下一个线程(ThreadB)也被唤醒了，那么下一个线程被唤醒后在哪里呢？还是把上面线程最终挂起的代码贴出来：
也就是说线程被唤醒后，会继续执行return语句，返回中断标记。然后会回到AQS类中的
acquireQueued(Node,arg)方法
回到AQS#acquireQueued(Node,arg)
也就是说会回到上面代码中的882行的if判断，不管interrupted是等于true(想成挂起期间被中断过)还是等于false，都不会跳出当前的for循环，那么就继续循环。
因为被唤醒的线程是ThreadB，所以这时候if判断成立，而且因为此时state=0，处于无锁状态，tryAcquire(arg)获取锁也会成功，这时候AQS又变成了有锁状态，只不过独占线程由A变成了B：
这时候线程B获取锁成功了，所以必然要从AQS队列中移除，我们进入setHead(node)方法：
我们还是来演示一下这三行代码：
1、head=node，于是得到如下AQS队列：
2、node.Thread=null；node.prev=null；得到如下AQS队列：
3、回到前一个方法，执行setHead(Node)下一行代码,p.next = null，得到如下最新的AQS：
经过这三步，我们看到，原先的头节点已经没有任何关联关系了，其实在第二步的时候，原先头节点已经不在队列中了，执行第三步只是为了消除其持有的引用，方便被垃圾回收。
到这里，最终会执行return interrupted;跳出循环，继续回到前一个方法。
回到AQS#acquire(arg)
这时候假如前面的interrupted返回true的话会执行selfInterrupt()方法：
这里自己中断自己的原因就是上面介绍过的，上面捕获到线程中断之后只是记录下了中断状态，然后对线程进行了复位，所以这时候这里需要再次中断自己，对外界做出响应。
到这里，整个lock()和unlock()分析就结束了，但是上面acquireQueued方法我们这里需要再进去看一下，里面的finally中有一个cancelAcquire(Node)方法。
AQS#cancelAcquire(Node)
private void cancelAcquire(Node node) {
if (node == null)//1
return;//2
node.thread = null;//3-将当前节点的线程设置为null
// Skip cancelled predecessors 跳过已经被取消的前置节点
Node pred = node.prev;//4
while (pred.waitStatus > 0)//5
node.prev = pred = pred.prev;//6
//predNext是很明显需要解除关系的，如果不解除下面的cas操作将会失败
Node predNext = pred.next;//7-如果上一个节点没有不合法的，那么这个就是自己，否则就是当前节点前面的某一个节点
node.waitStatus = Node.CANCELLED;//8
//1.如果当前线程是tail节点，直接移除掉，并且把上一个节点设置为tail节点
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {//9
compareAndSetNext(pred, predNext, null);//10-这里要和上面Node predNext = pred.next结合起来理解
} else {//11
/**
* 如果下一个节点需要唤醒信号(即需要状态设置为-1)，尝试把上一个节点的next节点设置
* 为当前节点的下一个节点，这样他就可以得到一个唤醒的信号,如果设置信号失败，那就直接唤醒
* 当前节点的下一个节点，并以此往后传递
*/
int ws;//12
//2.如果当前线程前置节点是head节点，且状态为-1(不为-1但是设置为-1成功)
if (pred != head &&//13
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||//14
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&//15
pred.thread != null) {//16
Node next = node.next;//17
if (next != null && next.waitStatus <= 0)//18
compareAndSetNext(pred, predNext, next);//19
} else {//20-当前节点的前置节点是head节点，那就直接把下一个节点唤醒
unparkSuccessor(node);//21-//这里面会去除状态为cancel的节点，而此时状态已经为-1了
}
node.next = node; //22-help GC
}
}
这个代码逻辑上是有点绕的，所以还是要结合图形来会比较好理解，而且这里有两种情况，一种就是当前队列中没有无效节点被清除，一种是有无效节点被清除，我们假设当前有如下两个队列：
上图中的AQS同步队列中假设没有无效节点需要被清除，这种场景的5和6行是可以忽略的，这时候第7行的predNext其实就是当前节点自己。
假如这时候就是ThreadD进来，而ThreadC是无效节点，那么第5行和第6行就会执行了，这时候predNext就是ThreadC所在的节点了，而不是ThreadD本身了，所以predNext在这种场景的时候就不会是自己了。
然后下面分了三种情况来进行移除节点(为了便于理解，下图中没有将状态改为-3页也没有将thread设置为null显示出来)：
-
当前节点为tail节点(即ThreadD)
这种情况可以直接移除，所以第9行通过一个CAS直接把tail节点替换成当前节点的prev节点，得到如下AQS:
在这里插入图片描述
紧接着第10行，就是把前一个节点的下一个节点设置为空,也就是把ThreadC的next设置为空：
这样其实就相当于把ThreadD移除了，这里个人认为可以加上node.prev=null帮助GC。
-
当前节点不是tail节点，且不是head节点的下一个节点
假如当前节点是ThreadC,这里的if中的13-16行的判断都是为了确定前一个节点状态是-1且thread不为null，如果后一个节点也是有效的，那么就通过CAS将ThreadB的next节点设置为ThreadD：
在这里插入图片描述
这里到这一步其实就可以了，因为每次唤醒的时候都会执行无效节点的清除，而且唤醒是根据next往后移动的，这里根据next找不到ThreadC节点了。
然后22行就是把当前节点的下一个节点设置为自己：
- 当前节点不是tail节点，是head节点的下一个节点
这里其实就相当于是说当前节点为第一个可以被唤醒的节点，因为我们的head节点是哨兵节点。
这种就直接执行unparkSuccessor(Node)方法就行了，这个方法上面讲过了，里面会有清除无效节点的操作。
总结
分析到这里ReentrantLock和AQS就分析完了，上面的公平锁和非公平锁本来也想放在后面介绍的，因为篇幅有限就不准备再去分析公平锁了，如果有确实想知道的，可以给我评论留言，谢谢大家。
下一篇，将分析Condition队列，感兴趣的
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