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摘要
本文通过ReentrantLock来窥探AbstractQueuedSynchronizer（AQS）的实现原理，在看此文之前。你需要了解一下park、unpark的功能，请移步至上一篇《深入剖析park、unpark》；
AbstractQueuedSynchronizer实现一把锁
根据AbstractQueuedSynchronizer的官方文档，如果想实现一把锁的，需要继承AbstractQueuedSynchronizer，并需要重写tryAcquire、tryRelease、可选择重写isHeldExclusively提供locked state、因为支持序列化，所以需要重写readObject以便反序列化时恢复原始值、newCondition提供条件；官方提供的java代码如下（官方文档见参考连接）；
public class MyLock implements Lock, java.io.Serializable {
private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
// Acquires the lock if state is zero
@Override
public boolean tryAcquire(int acquires) {
assert acquires == 1; // Otherwise unused
if (compareAndSetState(0, 1)) {
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
return true;
}
return false;
}
// Releases the lock by setting state to zero
@Override
protected boolean tryRelease(int releases) {
assert releases == 1; // Otherwise unused
if (getState() == 0) {
throw new IllegalMonitorStateException();
}
setExclusiveOwnerThread(null);
setState(0);
return true;
}
// Provides a Condition
Condition newCondition() {
return new ConditionObject();
}
// Deserializes properly
private void readObject(ObjectInputStream s)
throws IOException, ClassNotFoundException {
s.defaultReadObject();
setState(0); // reset to unlocked state
}
// Reports whether in locked state
@Override
protected boolean isHeldExclusively() {
return getState() == 1;
}
}
/**
* The sync object does all the hard work. We just forward to it.
*/
private final Sync sync = new Sync();
@Override
public void lock() {
sync.acquire(1);
}
@Override
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1);
}
@Override
public boolean tryLock() {
return sync.tryAcquire(1);
}
@Override
public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}
@Override
public void unlock() {
sync.release(1);
}
@Override
public Condition newCondition() {
return sync.newCondition();
}
private static volatile Integer value = 0;
public static void main(String[] args) {
MyLock myLock = new MyLock();
for (int i = 0; i < 1000; i++) {
new Thread(()->{
myLock.lock();
value ++;
myLock.unlock();
}).start();
}
System.out.println(value);
}
}
上面是一个不可重入的锁，它实现了一个锁基础功能，目的是为了跟ReentrantLock的实现做对比；
ReentrantLock
ReentrantLock的特点
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。ReentrantLock跟常用的Synchronized进行比较；
Synchronized的基础用法
Synchronized的分析可以参考《深入剖析synchronized关键词》，ReentrantLock可以创建公平锁、也可以创建非公平锁，接下来看一下ReentrantLock的简单用法，非公平锁实现比较简单，今天重点是公平锁；
public class ReentrantLockTest {
public static void main(String[] args) {
ReentrantLock reentrantLock = new ReentrantLock(true);
reentrantLock.lock();
try {
log.info("lock");
} catch (Exception e) {
log.error(e);
} finally {
reentrantLock.unlock();
log.info("unlock");
}
}
}
ReentrantLock与AQS的关联
先看一下加锁方法lock
-
非公平锁lock方法
compareAndSetState很好理解，通过CAS加锁，如果加锁失败调用acquire；
/**
* Performs lock. Try immediate barge, backing up to normal
* acquire on failure.
*/
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
- 公平锁lock方法
final void lock() {
acquire(1);
}
- AQS框架的处理流程
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，分析实现原理
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
总结：公平锁的上锁是必须判断自己是不是需要排队；而非公平锁是直接进行CAS修改计数器看能不能加锁成功；如果加锁不成功则乖乖排队(调用acquire)；所以不管公平还是不公平；只要进到了AQS队列当中那么他就会排队;
AQS架构图
美团画的AQS的架构图，很详细，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。
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。
- 非公平锁的加锁流程
- 公平锁的加锁流程
- 解锁公平锁和非公平锁逻辑一致
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。
- 流程：Lock -> acquire -> tryAcquire( or nonfairTryAcquire)
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。
- 流程：unlock -> release -> tryRelease
acquire获取锁
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)){
selfInterrupt();
}
}
tryAcquire
acquire方法首先会调tryAcquire方法，需要注意的是tryAcquire的结果做取反；根据前面分析，tryAcquire会调用子类的实现，ReentrantLock有两个内部类，FairSync，NonfairSync，都继承自Sync，Sync继承AbstractQueuedSynchronizer；
实现方式差别在是否有hasQueuedPredecessors() 的判断条件
- 公平锁实现
/**
* Fair version of tryAcquire. Don't grant access unless
* recursive call or no waiters or is first.
*/
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
// 获取lock对象的上锁状态，如果锁是自由状态则=0，如果被上锁则为1，大于1表示重入
int c = getState();
if (c == 0) {
// hasQueuedPredecessors，判断自己是否需要排队
// 下面我会单独介绍，如果不需要排队则进行cas尝试加锁
// 如果加锁成功则把当前线程设置为拥有锁的线程
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
// 如果C不等于0，但是当前线程等于拥有锁的线程则表示这是一次重入，那么直接把状态+1表示重入次数+1
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
非公平锁
/**
* Performs non-fair tryLock. tryAcquire is implemented in
* subclasses, but both need nonfair try for trylock method.
*/
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;
}
hasQueuedPredecessors
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
// The correctness of this depends on head being initialized
// before tail and on head.next being accurate if the current
// thread is first in queue.
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());
}
- Node
先来看下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。
static final class Node {
static final Node SHARED = new Node(); // 表示线程以共享的模式等待锁
static final Node EXCLUSIVE = null; // 表示线程正在以独占的方式等待锁
static final int CANCELLED = 1; // 表示线程获取锁的请求已经取消了
static final int SIGNAL = -1; // 表示线程已经准备好了，就等资源释放了
static final int CONDITION = -2; // 表示节点在等待队列中，节点线程等待唤醒
static final int PROPAGATE = -3; // 当前线程处在SHARED情况下，该字段才会使用
volatile int waitStatus; // 当前节点在队列中的状态
volatile Node prev; // 前驱指针
volatile Node next; // 后继指针
volatile Thread thread; // 表示处于该节点的线程
Node nextWaiter; // 指向下一个处于CONDITION状态的节点
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
// 返回前驱节点，没有的话抛出npe
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker
}
Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}
再看hasQueuedPredecessors，整个方法如果最后返回false，则去加锁，如果返回true则不加锁，因为这个方法被取反操作；hasQueuedPredecessors是公平锁加锁时判断等待队列中是否存在有效节点的方法。如果返回False，说明当前线程可以争取共享资源；如果返回True，说明队列中存在有效节点，当前线程必须加入到等待队列中。
- h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
双向链表中，第一个节点为虚节点，其实并不存储任何信息，只是占位。真正的第一个有数据的节点，是在第二个节点开始的。
- 当h != t时： 如果(s = h.next) == null，等待队列正在有线程进行初始化，但只是进行到了Tail指向Head，没有将Head指向Tail，此时队列中有元素，需要返回True（这块具体见下边代码分析）。
- 如果(s = h.next) != null，说明此时队列中至少有一个有效节点。
- 如果此时s.thread == Thread.currentThread()，说明等待队列的第一个有效节点中的线程与当前线程相同，那么当前线程是可以获取资源的；
- 如果s.thread != Thread.currentThread()，说明等待队列的第一个有效节点线程与当前线程不同，当前线程必须加入进等待队列。
如果这上面没有看懂，没有关系，先来分析一下构建整个队列的过程；
- addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
// tail为对尾，赋值给pred
Node pred = tail;
// 判断pred是否为空，其实就是判断对尾是否有节点，其实只要队列被初始化了对尾肯定不为空
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
- enq
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;
}
}
}
}
用一张图来分析一下，整个队列构建过程；
（1）通过Node(Thread thread, Node mode) 方法构建一个node节点（node2），此时的nextWaiter为空，线程不为空，是当前线程；
（2）如果队尾为空，则说明队列未建立，调用enq构建第一个虚拟节点（node1），通过compareAndSetHead方法构建一个头节点，需要注意的是该头节点thread是null，后续很多都是用线程是否为null来判读是否为第一个虚拟节点；
（3）将node1 cas设置为head
（4）将头节点赋值为tail = head
（5）进入下一次for循环时，会走到else分支，会将传入的node的指向头部节点的next，此时node2的prev指向node1（tail）
（6）将node2 cas设置为tail；
-
（7）将node2指向node1的next；
经过上面的步骤，就构建了一个长度为2的队列；
添加第二个队列时，走的是这段代码，流程就简单多了，代码如下
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
再看一下h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());因为整个构建过程并不是原子操作，所以这个条件判断，现在再是不是就看明白了？
- 当h != t时（3）步骤已经完成： 如果(s = h.next) == null 此时步骤（4）未完成，等待队列正在有线程进行初始化，但只是进行到了Tail指向Head，没有将Head指向Tail，此时队列中有元素，需要返回True
- 如果(s = h.next) != null，说明此时队列中至少有一个有效节点。
- 如果此时s.thread == Thread.currentThread()，说明等待队列的第一个有效节点中的线程与当前线程相同，那么当前线程是可以获取资源的；
- 如果s.thread != Thread.currentThread()，说明等待队列的第一个有效节点线程与当前线程不同，当前线程必须加入进等待队列。
acquireQueued
addWaiter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）。
下面通过代码从“何时出队列？”和“如何出队列？”两个方向来分析一下acquireQueued源码：
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;
for (;;) {
// 获取当前节点的前驱节点，有两种情况；1、上一个节点为头部；2上一个节点不为头部
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（头结点是虚节点）
// 因为第一次tryAcquire判断是否需要排队，如果需要排队，那么我就入队，此处再重试一次
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 {
// 成功拿到资源，准备释放
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
setHead
设置当前节点为头节点，并且将node.thread为空（刚才提到判断是否为头部虚拟节点的条件就是node.thread == null。waitStatus状态并为修改，等下我们再分析；
private void setHead(Node node) {
head = node;
node.thread = null;
node.prev = null;
}
shouldParkAfterFailedAcquire
接下来看shouldParkAfterFailedAcquire代码，需要注意的是，每一个新创建Node的节点是被下一个排队的node设置为等待状态为SIGNAL， 这里比较难以理解为什么需要去改变上一个节点的park状态？
每个node都有一个状态，默认为0，表示无状态，-1表示在park；当时不能自己把自己改成-1状态？因为你得确定你自己park了才是能改为-1；所以只能先park；在改状态；但是问题你自己都park了；完全释放CPU资源了，故而没有办法执行任何代码了，所以只能别人来改；故而可以看到每次都是自己的后一个节点把自己改成-1状态；
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
// 获取前驱节点的状态
int ws = pred.waitStatus;
// 说明头结点处于唤醒状态
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
// static final int CANCELLED = 1; // 表示线程获取锁的请求已经取消了
// static final int SIGNAL = -1; // 表示线程已经准备好了，就等资源释放了
// static final int CONDITION = -2; // 表示节点在等待队列中，节点线程等待唤醒
// static final int PROPAGATE = -3; // 当前线程处在SHARED情况下，该字段才会使用
if (ws > 0) {
do {
// 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
调用LockSupport.park挂起当前线程，自己已经park，无法再修改状态了！
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
// 调⽤用park()使线程进⼊入waiting状态
LockSupport.park(this);
// 如果被唤醒，查看⾃自⼰己是不不是被中断的，这⾥里里先清除⼀下标记位
return Thread.interrupted();
}
shouldParkAfterFailedAcquire的整个流程还是比较清晰的，如果不清楚，可以参考美团画的流程图；
cancelAcquire
通过上面的分析，当failed为true时，也就意味着park结束，线程被唤醒了，for循环已经跳出，开始执行cancelAcquire，通过cancelAcquire方法，将Node的状态标记为CANCELLED；代码如下：
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（上面已经提到，node.thread = null是判读是否是头节点的条件）
node.thread = null;
Node pred = node.prev;
// 通过前驱节点，处理waitStatus > 0的node
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// 把当前node的状态设置为CANCELLED，当下一个node排队结束时，自己就会被上一行代码处理掉；
Node predNext = pred.next;
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)) {
// 把自己设置为null
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。
（1）当前节点时尾节点
（2）当前节点是Head的后继节点。
这张图描述的是这段代码：unparkSuccessor
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
（3）当前节点不是Head的后继节点，也不是尾节点。
这张图描述的是这段代码跟（2）一样；
通过上面的图，你会发现所有的变化都是对Next指针进行了操作，而没有对Prev指针进行操作，原因是执行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），也就是下图中代码1和代码2直接的间隙就会出现这种情况，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。
unlock解锁
解锁时并不区分公平和不公平，因为ReentrantLock实现了锁的可重入，可以进一步的看一下时如何处理的，上代码：
public void unlock() {
sync.release(1);
}
release
public final boolean release(int arg) {
// 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;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
// 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
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。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，(还记得一个node是在shouldParkAfterFailedAcquire方法中被设置为SIGNAL = -1的吧？不记得翻看一下上面吧)
tryRelease
protected final boolean tryRelease(int releases) {
// 减少可重入次数，setState(c);
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;
}
unparkSuccessor
这个方法在cancelAcquire其实也用到了，简单分析一下
// 如果当前节点是head的后继节点，或者上述条件不满足，就唤醒当前节点的后继节点unparkSuccessor(node);
private void unparkSuccessor(Node node) {
// 获取结点waitStatus，CAS设置状态state=0
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1:addWaiter方法并非原子，构建链表结构时如下图中 1、2间隙执行unparkSuccessor，此时链表是不完整的，没办法从前往后找了；
原因2: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；
中断恢复
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。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
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。
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;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
如果acquireQueued为True，就会执行selfInterrupt方法。
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，感兴趣同学可以查阅一下。这里简单介绍一下：
- 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。
- 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源码的判断条件；
其它
AQS在JUC中有⽐比较⼴广泛的使⽤用，以下是主要使⽤用的地⽅方：
- ReentrantLock：使⽤用AQS保存锁重复持有的次数。当⼀一个线程获取锁时， ReentrantLock记录当
前获得锁的线程标识，⽤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理。 - Semaphore：使⽤用AQS同步状态来保存信号量量的当前计数。 tryRelease会增加计数，
acquireShared会减少计数。 - CountDownLatch：使⽤用AQS同步状态来表示计数。计数为0时，所有的Acquire操作
（CountDownLatch的await⽅方法）才可以通过。 - ReentrantReadWriteLock：使⽤用AQS同步状态中的16位保存写锁持有的次数，剩下的16位⽤用于保
存读锁的持有次数。 - ThreadPoolExecutor： Worker利利⽤用AQS同步状态实现对独占线程变量量的设置（tryAcquire和
tryRelease）。
至此，通过ReentrantLock分析AQS的实现原理一家完毕，需要说明的是，此文深度参考了美团分析的ReentrantLock，是参考链接的第三个，有兴趣可以对比差异，感谢！
参考
JDK API 文档
Java的LockSupport.park()实现分析
[从ReentrantLock的实现看AQS的原理及应用
[Thread的中断机制(interrupt)
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