b&w,庞泉沟,博西德电压力锅
jdk1.5 之后发布了juc（java.util.concurrent），用于解决多线程并发问题。aqs 是一个特别重要的同步框架，很多同步类都借助于 aqs 实现了对线程同步状态的管理。
aqs 中最主要的就是独占锁和共享锁的获取和释放，以及提供了一些可中断的获取锁，超时等待锁等方法。
reentranlock 是基于 aqs 独占锁的一个实现。reentrantreadwritelock 是基于 aqs 共享锁的一个读写锁实现。本来打算一篇文章里面写完独占锁和共享锁，但是发现篇幅太长了，也不易于消化。
因此，本篇就先结合 reentrantlock 源码，分析 aqs 的独占锁获取和释放。以及 reentrantlock 的公平锁和非公平锁实现。
下一篇再写 reentrantreadwritelock 读写锁源码，以及 aqs 共享锁的获取和释放。
在正式讲解源码之前，墙裂建议读者做一些准备工作，最好对以下知识有一定的了解，这样阅读起来源码会比较轻松（因为，我当初刚开始接触多线程时，直接看 aqs 简直是一脸懵逼，就像读天书一样。。）。
aqs 内部维护了一个 fifo（先进先出）的双向队列。它的内部是用双向链表来实现的，每个数据节点（node）中都包含了当前节点的线程信息，还有它的前后两个指针，分别指向前驱节点和后继节点。下边看一下 node 的属性和方法：
我要评论static final class node {
//可以认为是一种标记，表明了这个 node 是以共享模式在同步队列中等待
static final node shared = new node();
//也是一种标记，表明这个 node 是以独占模式在同步队列中等待
static final node exclusive = null;
/** waitstatus 常量值 */
//说明当前节点被取消，原因有可能是超时，或者被中断。
//节点被取消的状态是不可逆的，也就是说此节点会一直停留在取消状态，不会转变。
static final int cancelled = 1;
//说明后继节点的线程被 park 阻塞，因此当前线程需要在释放锁或者被取消时，唤醒后继节点
static final int signal = -1;
//说明线程在 condition 条件队列等待
static final int condition = -2;
//在共享模式中用，表明下一个共享线程应该无条件传播
static final int propagate = -3;
//当前线程的等待状态，除了以上四种值，还有一个值 0 为初始化状态（条件队列的节点除外）。
//注意这个值修改时是通过 cas ，以保证线程安全。
volatile int waitstatus;
//前驱节点
volatile node prev;
//后继节点
volatile node next;
//当前节点中的线程，通过构造函数初始化，出队时会置空（这个后续说，重点强调）
volatile thread thread;
//有两种情况。1.在 condition 条件队列中的后一个节点
//2. 一个特殊值 shared 用于表明当前是共享模式（因为条件队列只存在于独占模式）
node nextwaiter;
//是否是共享模式，理由同上
final boolean isshared() {
return nextwaiter == shared;
}
//返回前驱节点，如果为空抛出空指针
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;
}
}
另外，在 aqs 类中，还会记录同步队列的头结点和尾结点：
//同步队列的头结点，是懒加载的，即不会立即创建一个同步队列，
//只有当某个线程获取不到锁，需要排队的时候，才会初始化头结点
private transient volatile node head;
//同步队列的尾结点，同样是懒加载。
private transient volatile node tail;
这部分就结合 reentrantlock 源码分析 aqs 的独占锁是怎样获得和释放锁的。
首先，我们从 reentrantlock 开始分析，它有两个构造方法，一个构造，可以传入一个 boolean 类型的参数，表明是用公平锁还是非公平锁模式。另一个构造方法，不传入任何参数，则默认用非公平锁。
public reentrantlock() {
sync = new nonfairsync();
}
public reentrantlock(boolean fair) {
sync = fair ? new fairsync() : new nonfairsync();
}
nonfairsync 和 fairsync 都继承自 sync ，它们都是 reentranlock 的内部类。 而sync 类又继承自 aqs (abstractqueuedsynchronizer)。
static final class nonfairsync extends sync {
}
static final class fairsync extends sync {
}
abstract static class sync extends abstractqueuedsynchronizer {
}
知道了它们之间的继承关系，我们就从非公平锁的加锁方法作为入口，跟踪源码。因为非公平锁的流程讲明白之后，公平锁大致流程都一样，只是多了一个条件判断（这个，一会儿后边细讲，会做对比）。
nonfairsync.lock
我们看下公平锁的获取锁的方法：
final void lock() {
//通过 cas 操作把 state 设置为 1
if (compareandsetstate(0, 1))
//如果设值成功，说明加锁成功，保存当前获得锁的线程
setexclusiveownerthread(thread.currentthread());
else
//如果加锁失败，则执行 aqs 的acquire 方法
acquire(1);
}
public final void acquire(int arg) {
if (!tryacquire(arg) &&
acquirequeued(addwaiter(node.exclusive), arg))
selfinterrupt();
}
acquire
这个方法的逻辑是：
tryacquire
这是一个模板方法，具体的实现需要看它的子类，这里对应的就是 reentrantlock.nonfairsync.tryacquire 方法。我们看一下：
protected final boolean tryacquire(int acquires) {
return nonfairtryacquire(acquires);
}
final boolean nonfairtryacquire(int acquires) {
//当前线程
final thread current = thread.currentthread();
//获取当前的同步状态，若为 0 ，表示无锁状态。若大于 0，表示已经有线程抢到了锁。
int c = getstate();
if (c == 0) {
//然后通过 cas 操作把 state 的值改为 1。
if (compareandsetstate(0, acquires)) {
// cas 成功之后，保存当前获得锁的线程
setexclusiveownerthread(current);
return true;
}
}
// 如果 state 大于0，则判断当前线程是否是获得锁的线程，是的话，可重入。
else if (current == getexclusiveownerthread()) {
//由于 reentrantlock 是可重入的，所以每重入一次 state 就加 1 。
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new error("maximum lock count exceeded");
setstate(nextc);
return true;
}
return false;
}
addwaiter
如果获取锁失败之后，就会调用 addwaiter 方法，把当前线程加入同步队列。
private node addwaiter(node mode) {
//把当前线程封装成 node ，并且是独占模式
node node = new node(thread.currentthread(), mode);
//尝试快速入队，如果失败，则会调用 enq 入队方法。enq 会初始化队列。
node pred = tail;
//如果 tail 不为空，说明当前队列中已经有节点
if (pred != null) {
//把当前 node 的 prev 指针指向 tail
node.prev = pred;
//通过 cas 把 node 设置为 tail，即添加到队尾
if (compareandsettail(pred, node)) {
//把旧的 tail 节点的 next 指针指向当前 node
pred.next = node;
return node;
}
}
//当 tail 为空时，把 node 添加到队列，如果需要的话，先进行队列初始化
enq(node);
//入队成功之后，返回当前 node
return node;
}
enq
通过自旋，把当前节点加入到队列中
private node enq(final node node) {
for (;;) {
node t = tail;
//如果 tail为空，说明队列未初始化
if (t == null) {
//创建一个空节点，通过 cas把它设置为头结点
if (compareandsethead(new node()))
//此时只有一个 head头节点，因此把 tail也指向它
tail = head;
} else {
//第二次自旋时，tail不为空，于是把当前节点的 prev指向 tail节点
node.prev = t;
//通过 cas把 tail节点设置为当前 node节点
if (compareandsettail(t, node)) {
//把旧的 tail节点的 next指向当前 node
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
acquirequeued
入队成功之后，就会调用 acquirequeued 方法自旋抢锁。
final boolean acquirequeued(final node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
//获取当前节点的前驱节点
final node p = node.predecessor();
//如果前驱节点就是 head 节点，就调用 tryacquire 方法抢锁
if (p == head && tryacquire(arg)) {
//如果抢锁成功，就把当前 node 设置为头结点
sethead(node);
p.next = null; // help gc
failed = false;
//抢锁成功后，会把线程中断标志返回出去，终止for循环
return interrupted;
}
//如果抢锁失败，就根据前驱节点的 waitstatus 状态判断是否需要把当前线程挂起
if (shouldparkafterfailedacquire(p, node) &&
//线程被挂起时，判断是否被中断过
parkandcheckinterrupt())
//注意此处，如果被线程被中断过，需要把中断标志重新设置一下
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
//如果抛出异常，则取消锁的获取，进行出队操作
cancelacquire(node);
}
}
sethead
通过代码，我们可以看到，当前的同步队列中，只有第二个节点才有资格抢锁。如果抢锁成功，则会把它设置为头结点。
private void sethead(node node) {
head = node;
node.thread = null;
node.prev = null;
}
需要注意的是，这个方法，会把头结点的线程设置为 null 。想一下，为什么？
因为，此时头结点的线程已经抢锁成功，需要出队了。自然的，队列中也就不应该存在这个线程了。
ps：由 enq 方法，还有 sethead 方法，我们可以发现，头结点的线程总是为 null。这是因为，头结点要么是刚初始化的空节点，要么是抢到锁的线程出队了。因此，我们也常常把头结点叫做虚拟节点（不存储任何线程）。
shouldparkafterfailedacquire
以上是抢锁成功的情况，那么抢锁失败了呢？这时，我们需要判断是否应该把当前线程挂起。
private static boolean shouldparkafterfailedacquire(node pred, node node) {
//获取当前节点的前驱节点的 waitstatus
int ws = pred.waitstatus;
if (ws == node.signal)
//如果 ws = -1 ，说明当前线程可以被前驱节点正常唤醒，于是就可以安全的 park了
return true;
if (ws > 0) {
//如果 ws > 0，说明前驱节点被取消，则会从当前节点依次向前查找，
//直到找到第一个没有被取消的节点，把那个节点的 next 指向当前 node
//这一步，是为了找到一个可以把当前线程唤起的前驱节点
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitstatus > 0);
pred.next = node;
} else {
//如果 ws 为 0，或者 -3（共享锁状态），则把它设置为 -1
//返回 false，下次自旋时，就会判断等于 -1，返回 true了
compareandsetwaitstatus(pred, ws, node.signal);
}
return false;
}
parkandcheckinterrupt
如果 shouldparkafterfailedacquire 返回 true，说明当前线程需要被挂起。因此，就执行此方法，同时检查线程是否被中断。
private final boolean parkandcheckinterrupt() {
//把当前线程挂起，则 acquirequeued 方法的自旋就会暂停，等待前驱节点 unpark
locksupport.park(this);
//返回当前节点是否被中断的标志，注意此方法会把线程的中断标志清除。
//因此，返回上一层方法时，需要设置 interrupted = true 把中断标志重新设置，以便上层代码可以处理中断
return thread.interrupted();
}
想一下，为什么抢锁失败后，需要判断是否把线程挂起？
因为，如果抢不到锁，并且还不把线程挂起，acquirequeued 方法就会一直自旋下去，这样你的cpu能受得了吗。
cancelacquire
当不停的自旋抢锁时，若发生了异常，就会调用此方法，取消正在尝试获取锁的线程。node 的位置分为三种情况，见下面注释，
private void cancelacquire(node node) {
if (node == null)
return;
// node 不再指向任何线程
node.thread = null;
node pred = node.prev;
//从当前节点不断的向前查找，直到找到一个有效的前驱节点
while (pred.waitstatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
node prednext = pred.next;
//把 node 的 ws 设置为 -1
node.waitstatus = node.cancelled;
// 1.如果 node 是 tail，则把 tail 更新为 node，并把 pred.next 指向 null
if (node == tail && compareandsettail(node, pred)) {
compareandsetnext(pred, prednext, null);
} else {
int ws;
//2.如果 node 既不是 tail，也不是 head 的后继节点，就把 node的前驱节点的 ws 设置为 -1
//最后把 node 的前驱节点的 next 指向 node 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 {
//3.如果 node是 head 的后继节点，则直接唤醒 node 的后继节点。
//这个也很好理解，因为 node 是队列中唯一有资格尝试获取锁的节点，
//它放弃了资格，当然有义务把后继节点唤醒，以让后继节点尝试抢锁。
unparksuccessor(node);
}
node.next = node; // help gc
}
}
unparksuccessor
这个唤醒方法就比较简单了，
private void unparksuccessor(node node) {
int ws = node.waitstatus;
if (ws < 0)
compareandsetwaitstatus(node, ws, 0);
node s = node.next;
if (s == null || s.waitstatus > 0) {
s = null;
//从尾结点向前依次遍历，直到找到距离当前 node 最近的一个有效节点
for (node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitstatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
//把这个有效节点的线程唤醒，
//唤醒之后，当前线程就可以继续自旋抢锁了，（回到 park 的地方）
locksupport.unpark(s.thread);
}
下面画一个流程图更直观的查看整个获取锁的过程。
公平锁和非公平锁的整体流程大致相同，只是在抢锁之前先判断一下是否已经有人排在前面，如果有的话，就不执行抢锁。我们通过源码追踪到 fairsync.tryacquire 方法。会发现，多了一个 hasqueuedpredecessors 方法。
hasqueuedpredecessors
这个方法判断逻辑稍微有点复杂，有多种情况。
public final boolean hasqueuedpredecessors() {
node t = tail;
node h = head;
node s;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != thread.currentthread());
}
总结：以上几种情况，只有最终返回 false 时，才会继续往下执行。因为 false，说明没有线程排在当前线程前面，于是通过 cas 尝试把 state 值设置为 1。若成功，则方法返回。若失败，同样需要去排队。
举个例子来对比公平锁和非公平锁。比如，现在到饭点了，大家都到食堂打饭。把队列中的节点比作排队打饭的人，每个打饭窗口都有一个管理员，只有排队的人从管理员手中抢到锁，才有资格打饭。打饭的过程就是线程执行的过程。
如果，你发现前面没有人在排队，那么就可以直接从管理员手中拿到锁，然后打饭。对于公平锁来说，如果你前面有人在打饭，那么你就要排队到他后面（图中b），等他打完之后，把锁还给管理员。那么，你就可以从管理员手中拿到锁，然后打饭了。后面的人依次排队。这就是fifo先进先出的队列模型。
对于非公平锁来说，如果你是图中的 b，当 a 把锁还给管理员后，有可能有另外一个 d 插队过来直接把锁抢走。那么，他就可以打饭，你只能继续等待了。
所以，可以看出来。公平锁是严格按照排队的顺序来的，先来后到嘛，你来的早，就可以早点获取锁。优点是，这样不会造成某个线程等待时间过长，因为大家都是中规中矩的在排队。而缺点呢，就是会频繁的唤起线程，增加 cpu的开销。
非公平锁的优点是吞吐量大，因为有可能正好锁可用，然后线程来了，直接抢到锁了，不用排队了，这样也减少了 cpu 唤醒排队线程的开销。 但是，缺点也很明显，你说我排队排了好长时间了，终于轮到我打饭了，凭什么其他人刚过来就插到我前面，比我还先打到饭，也太不公平了吧，后边一大堆排队的人更是怨声载道。这要是每个人来了都插到我前面去，我岂不是要饿死了。
我们从 reentrantlock 的 unlock 方法看起：
public void unlock() {
//调用 aqs 的 release 方法
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
if (tryrelease(arg)) {
node h = head;
//如果头结点不为空，并且 ws 不为 0，则唤起后继节点
if (h != null && h.waitstatus != 0)
unparksuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
这段逻辑比较简单，当线程释放锁之后，就会唤醒后继节点。 unparksuccessor 已讲，不再赘述。然后看下 tryrelease 方法，公平锁和非公平锁走的是同一个方法。
protected final boolean tryrelease(int releases) {
//每释放一次锁，state 值就会减 1，因为之前可能有锁的重入
int c = getstate() - releases;
//如果当前线程不是抢到锁的线程，则抛出异常
if (thread.currentthread() != getexclusiveownerthread())
throw new illegalmonitorstateexception();
boolean free = false;
if (c == 0) {
//只有 state 的值减到 0 的时候，才会全部释放锁
free = true;
setexclusiveownerthread(null);
}
setstate(c);
return free;
}
因为，reentrantlock 支持锁的重入，所以每次重入 state 值都会加 1，相应的每次释放锁， state 的值也会减 1 。所以，这也是为什么每个 lock 方法最后都要有一个 unlock 方法释放锁，它们的个数需要保证相同。
当 state 值为 0 的时候，说明锁完全释放。其他线程才可以有机会抢到锁。
以上已经讲解了独占锁主要的获取方法 acquire ，另外还有一些其他相关方法，不再赘述，因为主要逻辑都是一样的，只有部分稍有不同，只要理解了 acquire ，这些都是相通的。如 acquireinterruptibly 方法，它可以在获取锁的时候响应中断。还有超时获取锁的方法 doacquirenanos 可以设定获取锁的超时时间，超时之后就返回失败。
下篇预告：分析 reentrantreadwritelock 读写锁源码，以及 aqs 共享锁的获取和释放，敬请期待。
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