在Java并发编程的日常开发中，锁是保障线程安全的核心工具。而ReentrantLock作为最常用的显式锁，其底层依赖的AbstractQueuedSynchronizer（AQS）更是并发领域的基石。本文将深入剖析ReentrantLock的源码，带你理解AQS的设计思想与公平锁的完整工作流程，帮助你从底层掌握并发控制的精髓。
一、继承体系与AQS设计哲学
ReentrantLock内部通过Sync抽象类管理锁，其有两个核心实现：NonfairSync（非公平锁）和FairSync（公平锁）。两者的继承结构如下图所示：
无论哪种实现，都间接继承了AbstractQueuedSynchronizer（AQS）这个抽象类。AQS可以比作一个“同步器模板”，它定义了多线程竞争共享资源的核心规则，而子类只需实现少量抽象方法即可定制出不同的同步器。
AQS的核心设计包含三大要素：
- 状态管理：通过volatile变量state表示资源状态，配合CAS保证原子性；
- CLH等待队列：获取资源失败的线程会被封装成节点，加入双向链表并挂起，避免忙等；
- 模板方法模式：定义获取/释放资源的通用流程，子类只需实现“尝试获取”和“尝试释放”的钩子方法。
// AQS 核心状态变量，volatile 保证可见性，CAS 保证原子性
private volatile int state;
// 获取状态（线程安全）
protected final int getState() { return state; }
// 设置状态（仅子类可调用）（仅适合无并发场景）
protected final void setState(int newState) { state = newState; }
// CAS 修改状态（核心，保证原子性）
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}二、核心属性：状态变量与等待队列
1. state变量：资源的语义化表示
state是AQS中最重要的属性，不同同步器对其语义定义不同：
- ReentrantLock：state表示锁的重入次数，0为无锁，≥1表示加锁/重入次数；
- Semaphore：state表示可用的许可数；
- CountDownLatch：state表示计数器的值。
private transient volatile Node head;
private transient volatile Node tail;2. CLH双向队列：等待线程的容器
CLH队列是AQS实现线程排队等待的核心数据结构。每个节点（Node）封装了线程引用、等待状态等信息。这里需要特别注意：分析中所说的阻塞队列不包含head节点，head是哨兵节点，代表当前持有锁的线程。
节点包含两种模式：独占模式（同一时刻仅一个线程能获取状态，ReentrantLock即为此模式）和共享模式（允许多个线程同时获取，如Semaphore、ReadWriteLock）。
static final class Node {
// 节点模式：独占（比如 ReentrantLock）
static final Node EXCLUSIVE = null;
// 节点模式：共享（比如 Semaphore、CountDownLatch）
static final Node SHARED = new Node();
// 等待状态：取消（线程放弃等待）
static final int CANCELLED = 1;
// 等待状态：后继节点需要被唤醒
static final int SIGNAL = -1;
// 等待状态：线程在条件队列中
static final int CONDITION = -2;
// 等待状态：共享模式下，状态会传播
static final int PROPAGATE = -3;
// 节点的等待状态（volatile 修饰）
/*
0:初始化状态；
-1(SIGNAL):当前结点表示的线程在释放锁后需要唤醒后续节点的线程;
1(CANCELLED):在同步队列中等待的线程等待超时或者被中断,取消继续等待。
*/
volatile int waitStatus;
// 前驱节点
volatile Node prev;
// 后继节点
volatile Node next;
// 当前结点表示的线程,因为同步队列中的结点内部封装了之前竞争锁失败的线程,故而结点内部必然有一个对应线程实例的引用
volatile Thread thread;
// 下一个等待条件的节点（条件队列用）
Node nextWaiter;
}3. exclusiveOwnerThread：锁持有者标记
该属性定义在AQS父类AbstractOwnableSynchronizer中，用于标记独占模式下持有同步状态的线程，是ReentrantLock实现可重入的关键依据。
/**
* The current owner of exclusive mode synchronization.
*/
private transient Thread exclusiveOwnerThread;三、公平锁抢锁流程源码解析
接下来，我们以FairSync为例，深度解析公平锁的完整获取流程。ReentrantLock的内部结构如下：
1. 锁入口：lock()与模板方法
公平锁的争锁入口调用lock()方法，触发AQS的顶层模板方法acquire()，定义了“尝试获取锁→失败入队→挂起等待”的通用流程。
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
// 这里不存在并发问题
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) {
// 将当前的队尾节点，设置为自己的前驱
node.prev = pred;
// 用CAS把自己设置为队尾, 如果成功后，tail == node 了，这个节点成为阻塞队列新的尾巴
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 的
// 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 {
// 什么时候 failed 会为 true???
// tryAcquire() 方法抛异常的情况
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，往前遍历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
// 正常情况下，前驱节点是之前的 tail，那么它的 waitStatus 应该是 0
// 用CAS将前驱节点的waitStatus设置为Node.SIGNAL(也就是-1)
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
// 这个方法返回 false，那么会再走一次 for 循序，
// 然后再次进来此方法，此时会从第一个分支返回 true
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。
}// 争锁入口
final void lock() {
acquire(1);
}
// 来自AQS的顶层模板方法，arg == 1
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
// 尝试获取失败，封装节点入队并挂起等待
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) {
selfInterrupt();
}
}核心逻辑三步走：
- 先调用子类实现的tryAcquire()非阻塞尝试获取锁；
- 若失败，执行addWaiter()将当前线程封装为独占节点加入CLH队列；
- 再执行acquireQueued()，让入队线程自旋抢锁或挂起等待。
2. 公平式尝试获取：tryAcquire()
这是公平锁与非公平锁的核心差异点。FairSync重写了tryAcquire()方法，实现公平的先来后到逻辑。
/**
* 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();
int c = getState();
// state == 0 表示此时此刻无任何线程持有锁
if (c == 0) {
// 公平锁关键：先检查队列是否有等待线程，无等待才尝试CAS抢锁
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
// 标记当前线程为锁的独占持有者
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
// 锁重入：当前线程已是锁的持有者，直接累加state
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
// 锁被其他线程持有，或队列有等待线程，获取失败
return false;
}核心判断逻辑如下：
- 情况1（c=0，无线程持锁）：先通过hasQueuedPredecessors()检查队列中是否有等待线程，若无则尝试CAS修改状态；
- 情况2（当前线程是持有者）：计算新状态并直接更新，实现锁重入；
- 情况3（其他）：返回false，进入入队流程。
3. 节点入队：addWaiter()与自旋入队
当tryAcquire()失败后，当前线程会被封装为Node节点加入队列尾部。AQS采用“快速入队+自旋入队”双重保障，确保节点一定能成功入队。
/**
* Creates and enqueues node for current thread and given mode.
*
* @param mode Node.EXCLUSIVE for exclusive, Node.SHARED for shared
* @return the new node
*/
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
Node pred = tail;
// 队列非空时，尝试快速入队
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
// 队列为空或CAS入队失败，执行自旋入队
enq(node);
return node;
}/**
* Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above.
* @param node the node to insert
* @return node's predecessor
*/
private Node enq(final Node node) {
for (;;) { // 无限自旋，直到入队成功
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize：队列为空，初始化队列
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
// 队列非空，与addWaiter逻辑一致，CAS入队
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}⚠️ 快速入队针对队列非空的情况，通过CAS原子操作设置尾节点；自旋入队则处理队列为空或CAS竞争失败的场景，通过无限循环保证最终入队成功。
4. 队列中自旋抢锁：acquireQueued()
节点入队后，线程进入acquireQueued()方法，在队列中自旋尝试获取锁，实现“非队头则挂起，是队头则抢锁”的核心逻辑。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) { // 无限自旋，直到获取锁成功
final Node p = node.predecessor(); // 获取当前节点的前驱节点
// 前驱是head，说明是队列第一个等待节点，有抢锁资格
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node); // 将当前节点设为新的head（哨兵节点）
p.next = null; // 断开原head，帮助GC回收
failed = false;
return interrupted;
}
// 非队头或抢锁失败，检查是否需要挂起，挂起后检测中断
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
// 仅当tryAcquire抛异常时，failed=true，取消节点排队资格
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}核心流程如下：
- 获取当前节点的前驱节点p；
- 若p是head（当前节点是第一个等待节点），再次尝试获取锁；
- 抢锁成功则设置当前节点为新head，并断开旧head引用；
- 非队头或抢锁失败，则通过shouldParkAfterFailedAcquire()检查是否需要挂起。
5. 挂起与唤醒：shouldParkAfterFailedAcquire()与parkAndCheckInterrupt()
shouldParkAfterFailedAcquire()负责维护前驱节点的waitStatus状态，保证后续能被前驱节点唤醒。其核心逻辑是根据前驱节点的状态决定是否挂起当前线程。
/**
* 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
*/
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
// 前驱节点状态为SIGNAL，当前线程可安全挂起
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
// 前驱节点状态>0（仅CANCELLED=1），表示前驱已取消排队，向前寻找有效前驱
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
// 前驱状态为0或PROPAGATE，CAS将其设为SIGNAL（标记需要唤醒后继）
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
// 第一次调用必返回false，需重新自旋
return false;
}// 挂起当前线程，唤醒后检查中断状态
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this); // 挂起线程，进入阻塞状态，等待被unpark唤醒
return Thread.interrupted(); // 返回中断状态并清除中断标记
}✅ 关键点解析：
- 前驱节点状态为SIGNAL（-1）时，当前线程可安全挂起；
- 前驱节点状态为CANCELLED（>0）时，向前遍历跳过取消节点；
- 前驱节点状态为0时，通过CAS将其设为SIGNAL，然后重新自旋。
parkAndCheckInterrupt()则实际调用LockSupport.park()挂起线程，唤醒后检查中断状态并清除中断标记。
四、公平锁完整流程总结
结合以上所有模块，公平锁的完整获取流程可以概括为：
关键特性：第一次调用一定返回，第二次自旋后调用会返回—— 先标记前驱为，再挂起线程，避免「唤醒丢失」。
- 调用lock()触发acquire()模板方法；
- 执行tryAcquire()尝试获取锁，成功则直接返回；
- 失败则通过addWaiter()封装节点并入队；
- 在acquireQueued()中自旋等待，成为队头后再次尝试获取；
- 获取失败则挂起，等待前驱节点释放锁时唤醒。
五、从AQS到并发工具：设计思想的应用
理解AQS的设计思想后，你会发现它不仅服务于ReentrantLock，更是整个Java并发工具包的基石。无论是CountDownLatch、Semaphore还是ReentrantReadWriteLock，都是基于AQS的模板方法模式快速定制的。这种设计思想在编程语言中同样有着广泛的应用场景——从TypeScript的异步队列控制，到Python的asyncio事件循环，再到Go的channel机制，都在解决类似的“资源竞争与等待”问题。而JavaScript的Promise链式调用，本质上也是一种状态机管理。
掌握AQS的核心价值在于：
- 深入理解锁的实现原理，能够更精准地排查并发问题；
- 学会模板方法模式的应用，提升代码架构设计能力；
- 理解CLH队列与线程挂起机制，避免死锁和性能瓶颈。
结语
本文从ReentrantLock的源码出发，深入剖析了AQS的三大核心要素——状态管理、CLH等待队列和模板方法模式，并完整梳理了公平锁从抢锁到入队、挂起、唤醒的完整流程。理解AQS不仅是掌握ReentrantLock的关键，更是深入Java并发编程世界的钥匙。希望本文能帮助你构建清晰的并发知识体系，在实际开发中游刃有余。
falsetrueSIGNAL
浙公网安备 33010602011771号