（转）Java并发包基石-AQS详解
背景:之前在研究多线程的时候，模模糊糊知道AQS这个东西，但是对于其内部是如何实现，以及具体应用不是很理解，还自认为多线程已经学习的很到位了，贻笑大方。
源码层面深入理解AQS
这次研究了一下午，彻底搞懂AQS以及ReetranLock
ps：这篇博客，以最容易理解的方式介绍了什么是AQS，如何用哪个AQS自己实现一个公平锁和非公平锁，以及其大概的实现原理。讲的很直白
AbstractQueuedSynchronizer（抽象的队列式同步器），是一个 JDK 源码中的一个类。
AQS采用模板模式，实现锁只需要在子类中实现 tryAcquire、tryRelease、tryAcquireShared、tryReleaseShared、isHeldExclusively方法即可。
阻塞队列本质是一个双向链表；
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer { private transient volatile Node head; private transient volatile Node tail; private volatile int state; static final class Node {} } static final class Node { // ... 省略一些暂不关注的 // 前驱节点的引用 volatile Node prev; //后继节点的引用 volatile Node next; //这个就是线程本尊 volatile Thread thread; volatile int waitStatus; }
waitstatus取值为1、-1、-2、-3，或者0
0：节点在初始化时候初始值，阻塞队列队尾节点的waitstatus的值为0
1：此线程取消了争抢这个锁
-1：当前node的后继节点对应的线程需要被唤醒
-2：
-3：
核心代码：
public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); //当前节点加入阻塞队列，挂起并等待唤醒 }
这个代码是AbstractQueuedSynchronizer中的方法 属于模板模式
protected boolean tryAcquire(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); } protected boolean tryRelease(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); } protected int tryAcquireShared(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); } protected boolean tryReleaseShared(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); } protected boolean isHeldExclusively() { throw new UnsupportedOperationException(); }
子类需要实现的模板方法如上所示
ReentrantLock就是通过实现 tryAcquire和 tryRelease方法 来实现可重入机制
1、tryAcquire(arg) 先尝试去获取锁，
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；
返回false：没有获取到锁 进入acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)
2、acquireQueued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
在新的线程加入到阻塞队列后调用 LockSupport.park(this)挂起当前线程；
在锁释放后，从head开始唤醒后继节点，但是有可能后继节点取消了等待（waitStatus==1），所以从队尾往前找，找到waitStatus<=0的所有节点中排在最前面的节点进行唤醒；
addWaiter(Node.EXCLUSIVE) 把线程包装成node，同时进入到队列中
Node enq(final Node node)
如果等待队列为空，或者有线程竞争入队，就会采用自旋的方式入队
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
LockSupport提供的是一个许可，如果存在许可，线程在调用park的时候，会立马返回，此时许可也会被消费掉，如果没有许可，则会阻塞。调用unpark的时候，如果许可本身不可用，则会使得许可可用。
许可只有一个，不可累加
一行一行源码分析清楚AbstractQueuedSynchronizer
ps：强烈推荐，大神般的存在，主要讲解ReentrantLock基于AQS的实现原理，源码看起来轻松易懂。需要反复揣摩其中的细节，做到烂熟于心
AQS的属性:
// 头结点，你直接把它当做 当前持有锁的线程 可能是最好理解的 private transient volatile Node head; // 阻塞的尾节点，每个新的节点进来，都插入到最后，也就形成了一个链表 private transient volatile Node tail; // 这个是最重要的，代表当前锁的状态，0代表没有被占用，大于 0 代表有线程持有当前锁 // 这个值可以大于 1，是因为锁可以重入，每次重入都加上 1 private volatile int state; // 代表当前持有独占锁的线程，举个最重要的使用例子，因为锁可以重入 // reentrantLock.lock()可以嵌套调用多次，所以每次用这个来判断当前线程是否已经拥有了锁 // if (currentThread == getExclusiveOwnerThread()) {state++} private transient Thread exclusiveOwnerThread; //继承自AbstractOwnableSynchronizer
等待队列中每个线程被包装成一个 Node 实例，数据结构是链表
static final class Node { // 标识节点当前在共享模式下 static final Node SHARED = new Node(); // 标识节点当前在独占模式下 static final Node EXCLUSIVE = null; // ======== 下面的几个int常量是给waitStatus用的 =========== /** waitStatus value to indicate thread has cancelled */ // 代码此线程取消了争抢这个锁 static final int CANCELLED = 1; /** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */ // 官方的描述是，其表示当前node的后继节点对应的线程需要被唤醒 static final int SIGNAL = -1; /** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */ // 本文不分析condition，所以略过吧，下一篇文章会介绍这个 static final int CONDITION = -2; /** * waitStatus value to indicate the next acquireShared should * unconditionally propagate */ // 同样的不分析，略过吧 static final int PROPAGATE = -3; // ===================================================== // 取值为上面的1、-1、-2、-3，或者0(以后会讲到) // 这么理解，暂时只需要知道如果这个值 大于0 代表此线程取消了等待， // ps: 半天抢不到锁，不抢了，ReentrantLock是可以指定timeouot的。。。 volatile int waitStatus; // 前驱节点的引用 volatile Node prev; // 后继节点的引用 volatile Node next; // 这个就是线程本尊 volatile Thread thread; }
Node 的数据结构其实也挺简单的，就是 thread + waitStatus + pre + next 四个属性而已
ReentrantLock 在内部用了内部类 Sync 来管理锁，所以真正的获取锁和释放锁是由 Sync 的实现类来控制的。
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer { }
Sync 有两个实现，分别为 NonfairSync（非公平锁）和 FairSync（公平锁），我们看 FairSync 部分。
public ReentrantLock(boolean fair) { sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync(); }
线程抢锁源码介绍
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。 }
线程解锁
// 唤醒的代码还是比较简单的，你如果上面加锁的都看懂了，下面都不需要看就知道怎么回事了 public void unlock() { sync.release(1); } public final boolean release(int arg) { // 往后看吧 if (tryRelease(arg)) { Node h = head; if (h != null && h.waitStatus != 0) unparkSuccessor(h); return true; } return false; } // 回到ReentrantLock看tryRelease方法 protected final boolean tryRelease(int releases) { int c = getState() - releases; if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread()) throw new IllegalMonitorStateException(); // 是否完全释放锁 boolean free = false; // 其实就是重入的问题，如果c==0，也就是说没有嵌套锁了，可以释放了，否则还不能释放掉 if (c == 0) { free = true; setExclusiveOwnerThread(null); } setState(c); return free; } /** * Wakes up node's successor, if one exists. * * @param node the node */ // 唤醒后继节点 // 从上面调用处知道，参数node是head头结点 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. */ int ws = node.waitStatus; // 如果head节点当前waitStatus<0, 将其修改为0 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. */ // 下面的代码就是唤醒后继节点，但是有可能后继节点取消了等待（waitStatus==1） // 从队尾往前找，找到waitStatus<=0的所有节点中排在最前面的 Node s = node.next; if (s == null || s.waitStatus > 0) { s = null; // 从后往前找，仔细看代码，不必担心中间有节点取消(waitStatus==1)的情况 for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev) if (t.waitStatus <= 0) s = t; } if (s != null) // 唤醒线程 LockSupport.unpark(s.thread); }
唤醒线程以后，被唤醒的线程将从以下代码中继续往前走：
private final boolean parkAndCheckInterrupt() { LockSupport.park(this); // 刚刚线程被挂起在这里了 return Thread.interrupted(); } // 又回到这个方法了：acquireQueued(final Node node, int arg)，这个时候，node的前驱是head了
总结
在并发环境下，加锁和解锁需要以下三个部件的协调：
- 锁状态。我们要知道锁是不是被别的线程占有了，这个就是 state 的作用，它为 0 的时候代表没有线程占有锁，可以去争抢这个锁，用 CAS 将 state 设为 1，如果 CAS 成功，说明抢到了锁，这样其他线程就抢不到了，如果锁重入的话，state进行 +1 就可以，解锁就是减 1，直到 state 又变为 0，代表释放锁，所以 lock() 和 unlock() 必须要配对啊。然后唤醒等待队列中的第一个线程，让其来占有锁。
- 线程的阻塞和解除阻塞。AQS 中采用了 LockSupport.park(thread) 来挂起线程，用 unpark 来唤醒线程。
- 阻塞队列。因为争抢锁的线程可能很多，但是只能有一个线程拿到锁，其他的线程都必须等待，这个时候就需要一个 queue 来管理这些线程，AQS 用的是一个 FIFO 的队列，就是一个链表，每个 node 都持有后继节点的引用。AQS 采用了 CLH 锁的变体来实现，感兴趣的读者可以参考这篇文章关于CLH的介绍，写得简单明了。
示例图解析
下面属于回顾环节，用简单的示例来说一遍，如果上面的有些东西没看懂，这里还有一次帮助你理解的机会。
首先，第一个线程调用 reentrantLock.lock()，翻到最前面可以发现，tryAcquire(1) 直接就返回 true 了，结束。只是设置了 state=1，连 head 都没有初始化，更谈不上什么阻塞队列了。要是线程 1 调用 unlock() 了，才有线程 2 来，那世界就太太太平了，完全没有交集嘛，那我还要 AQS 干嘛。
如果线程 1 没有调用 unlock() 之前，线程 2 调用了 lock(), 想想会发生什么？
线程 2 会初始化 head【new Node()】，同时线程 2 也会插入到阻塞队列并挂起 (注意看这里是一个 for 循环，而且设置 head 和 tail 的部分是不 return 的，只有入队成功才会跳出循环)
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; } } } }
首先，是线程 2 初始化 head 节点，此时 head==tail, waitStatus==0
然后线程 2 入队：
同时我们也要看此时节点的 waitStatus，我们知道 head 节点是线程 2 初始化的，此时的 waitStatus 没有设置， java 默认会设置为 0，但是到 shouldParkAfterFailedAcquire 这个方法的时候，线程 2 会把前驱节点，也就是 head 的waitStatus设置为 -1。
那线程 2 节点此时的 waitStatus 是多少呢，由于没有设置，所以是 0；
如果线程 3 此时再进来，直接插到线程 2 的后面就可以了，此时线程 3 的 waitStatus 是 0，到 shouldParkAfterFailedAcquire 方法的时候把前驱节点线程 2 的 waitStatus 设置为 -1。
这里可以简单说下 waitStatus 中 SIGNAL(-1) 状态的意思，Doug Lea 注释的是：代表后继节点需要被唤醒。也就是说这个 waitStatus 其实代表的不是自己的状态，而是后继节点的状态，我们知道，每个 node 在入队的时候，都会把前驱节点的状态改为 SIGNAL，然后阻塞，等待被前驱唤醒。这里涉及的是两个问题：有线程取消了排队、唤醒操作。其实本质是一样的，读者也可以顺着 “waitStatus代表后继节点的状态” 这种思路去看一遍源码。
公平锁和非公平锁
ReentrantLock 默认采用非公平锁，除非你在构造方法中传入参数 true 。
public ReentrantLock() { // 默认非公平锁 sync = new NonfairSync(); } public ReentrantLock(boolean fair) { sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync(); }
公平锁的 lock 方法：
static final class FairSync extends Sync { final void lock() { acquire(1); } // AbstractQueuedSynchronizer.acquire(int arg) public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); } protected final boolean tryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState(); if (c == 0) { // 1. 和非公平锁相比，这里多了一个判断：是否有线程在等待 if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } return false; } }
非公平锁的 lock 方法：
static final class NonfairSync extends Sync { final void lock() { // 2. 和公平锁相比，这里会直接先进行一次CAS，成功就返回了 if (compareAndSetState(0, 1)) setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else acquire(1); } // AbstractQueuedSynchronizer.acquire(int arg) public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); } protected final boolean tryAcquire(int acquires) { return nonfairTryAcquire(acquires); } } /** * 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) { // 这里没有对阻塞队列进行判断 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; }
总结：公平锁和非公平锁只有两处不同：
- 非公平锁在调用 lock 后，首先就会调用 CAS 进行一次抢锁，如果这个时候恰巧锁没有被占用，那么直接就获取到锁返回了。
- 非公平锁在 CAS 失败后，和公平锁一样都会进入到 tryAcquire 方法，在 tryAcquire 方法中，如果发现锁这个时候被释放了（state == 0），非公平锁会直接 CAS 抢锁，但是公平锁会判断等待队列是否有线程处于等待状态，如果有则不去抢锁，乖乖排到后面。
公平锁和非公平锁就这两点区别，如果这两次 CAS 都不成功，那么后面非公平锁和公平锁是一样的，都要进入到阻塞队列等待唤醒。
相对来说，非公平锁会有更好的性能，因为它的吞吐量比较大。当然，非公平锁让获取锁的时间变得更加不确定，可能会导致在阻塞队列中的线程长期处于饥饿状态。
Java并发包基石-AQS详解
Java并发包（JUC）中提供了很多并发工具，这其中，很多我们耳熟能详的并发工具，譬如ReentrangLock、Semaphore，它们的实现都用到了一个共同的基类--AbstractQueuedSynchronizer,简称AQS。AQS是一个用来构建锁和同步器的框架，使用AQS能简单且高效地构造出应用广泛的大量的同步器，比如我们提到的ReentrantLock，Semaphore，其他的诸如ReentrantReadWriteLock，SynchronousQueue，FutureTask等等皆是基于AQS的。当然，我们自己也能利用AQS非常轻松容易地构造出符合我们自己需求的同步器。
基本实现原理
private volatile int state;//共享变量，使用volatile修饰保证线程可见性
状态信息通过procted类型的getState，setState，compareAndSetState进行操作
AQS支持两种同步方式：
1.独占式
2.共享式
这样方便使用者实现不同类型的同步组件，独占式如ReentrantLock，共享式如Semaphore，CountDownLatch，组合式的如ReentrantReadWriteLock。总之，AQS为使用提供了底层支撑，如何组装实现，使用者可以自由发挥。
同步器的设计是基于模板方法模式的，一般的使用方式是这样：
1.使用者继承AbstractQueuedSynchronizer并重写指定的方法。（这些重写方法很简单，无非是对于共享资源state的获取和释放）
2.将AQS组合在自定义同步组件的实现中，并调用其模板方法，而这些模板方法会调用使用者重写的方法。
这其实是模板方法模式的一个很经典的应用。
我们来看看AQS定义的这些可重写的方法：
protected boolean tryAcquire(int arg) : 独占式获取同步状态，试着获取，成功返回true，反之为false
protected boolean tryRelease(int arg) ：独占式释放同步状态，等待中的其他线程此时将有机会获取到同步状态；
protected int tryAcquireShared(int arg) ：共享式获取同步状态，返回值大于等于0，代表获取成功；反之获取失败；
protected boolean tryReleaseShared(int arg) ：共享式释放同步状态，成功为true，失败为false
protected boolean isHeldExclusively() ： 是否在独占模式下被线程占用。
关于AQS的使用，我们来简单总结一下：
如何使用
首先，我们需要去继承AbstractQueuedSynchronizer这个类，然后我们根据我们的需求去重写相应的方法，比如要实现一个独占锁，那就去重写tryAcquire，tryRelease方法，要实现共享锁，就去重写tryAcquireShared，tryReleaseShared；最后，在我们的组件中调用AQS中的模板方法就可以了，而这些模板方法是会调用到我们之前重写的那些方法的。也就是说，我们只需要很小的工作量就可以实现自己的同步组件，重写的那些方法，仅仅是一些简单的对于共享资源state的获取和释放操作，至于像是获取资源失败，线程需要阻塞之类的操作，自然是AQS帮我们完成了。
设计思想
对于使用者来讲，我们无需关心获取资源失败，线程排队，线程阻塞/唤醒等一系列复杂的实现，这些都在AQS中为我们处理好了。我们只需要负责好自己的那个环节就好，也就是获取/释放共享资源state的姿势T_T。很经典的模板方法设计模式的应用，AQS为我们定义好顶级逻辑的骨架，并提取出公用的线程入队列/出队列，阻塞/唤醒等一系列复杂逻辑的实现，将部分简单的可由使用者决定的操作逻辑延迟到子类中去实现即可。
AQS的核心思想是基于volatile int state这样的一个属性同时配合Unsafe工具对其原子性的操作来实现对当前锁的状态进行修改。
AQS的源码的主要点在于node节点、共享式 独占式 阻塞队列，cas
源码分析
我们先来简单描述下AQS的基本实现，前面我们提到过，AQS维护一个共享资源state，通过内置的FIFO来完成获取资源线程的排队工作。（这个内置的同步队列称为"CLH"队列）。该队列由一个一个的Node结点组成，每个Node结点维护一个prev引用和next引用，分别指向自己的前驱和后继结点。AQS维护两个指针，分别指向队列头部head和尾部tail。
其实就是个双端双向链表。
当线程获取资源失败（比如tryAcquire时试图设置state状态失败），会被构造成一个结点加入CLH队列中，同时当前线程会被阻塞在队列中（通过LockSupport.park实现，其实是等待态）。当持有同步状态的线程释放同步状态时，会唤醒后继结点，然后此结点线程继续加入到对同步状态的争夺中。
ps：此处可以参考
（转）分布式系统互斥性与幂等性问题的分析与解决
Node结点
Node结点是AbstractQueuedSynchronizer中的一个静态内部类，我们捡Node的几个重要属性来说一下
static final class Node { /** waitStatus值，表示线程已被取消（等待超时或者被中断）*/ static final int CANCELLED = 1; /** waitStatus值，表示后继线程需要被唤醒（unpaking）*/ static final int SIGNAL = -1; /**waitStatus值，表示结点线程等待在condition上，当被signal后，会从等待队列转移到同步到队列中 */ /** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */ static final int CONDITION = -2; /** waitStatus值，表示下一次共享式同步状态会被无条件地传播下去 static final int PROPAGATE = -3; /** 等待状态，初始为0 */ volatile int waitStatus; /**当前结点的前驱结点 */ volatile Node prev; /** 当前结点的后继结点 */ volatile Node next; /** 与当前结点关联的排队中的线程 */ volatile Thread thread; /** ...... */ }
ps：static final 和volatile变量
独占式
获取同步状态--acquire()
至此，关于acquire的方法源码已经分析完毕，我们来简单总结下
a.首先tryAcquire获取同步状态，成功则直接返回；否则，进入下一环节；
b.线程获取同步状态失败，就构造一个结点，加入同步队列中，这个过程要保证线程安全；
c.加入队列中的结点线程进入自旋状态，若是老二结点（即前驱结点为头结点），才有机会尝试去获取同步状态；否则，当其前驱结点的状态为SIGNAL，线程便可安心休息，进入阻塞状态，直到被中断或者被前驱结点唤醒。
ps：多个线程都通过【CAS+死循环】这个free-lock黄金搭档来对队列进行修改，每次能够保证只有一个成功，如果失败下次重试，如果是N个线程，那么每个线程最多loop N次，最终都能够成功。
释放同步状态--release()
当前线程执行完自己的逻辑之后，需要释放同步状态，来看看release方法的逻辑
release的同步状态相对简单，需要找到头结点的后继结点进行唤醒，若后继结点为空或处于CANCEL状态，从后向前遍历找寻一个正常的结点，唤醒其对应线程。
共享式
共享式：共享式地获取同步状态。对于独占式同步组件来讲，同一时刻只有一个线程能获取到同步状态，其他线程都得去排队等待，其待重写的尝试获取同步状态的方法tryAcquire返回值为boolean，这很容易理解；对于共享式同步组件来讲，同一时刻可以有多个线程同时获取到同步状态，这也是“共享”的意义所在。其待重写的尝试获取同步状态的方法tryAcquireShared返回值为int。
ps：共享式和独占市的区别。共享式tryAcquire返回boolean，tryAcquireShared返回int，分一下集中
protected int tryAcquireShared(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); }
1.当返回值大于0时，表示获取同步状态成功，同时还有剩余同步状态可供其他线程获取；
2.当返回值等于0时，表示获取同步状态成功，但没有可用同步状态了；
3.当返回值小于0时，表示获取同步状态失败。
获取同步状态--acquireShared
代码逻辑比较容易理解，需要注意的是，共享模式，释放同步状态也是多线程的，此处采用了CAS自旋来保证。
总结
关于AQS的介绍及源码分析到此为止了。
AQS是JUC中很多同步组件的构建基础，简单来讲，它内部实现主要是状态变量state和一个FIFO队列来完成，同步队列的头结点是当前获取到同步状态的结点，获取同步状态state失败的线程，会被构造成一个结点（或共享式或独占式）加入到同步队列尾部（采用自旋CAS来保证此操作的线程安全），随后线程会阻塞；释放时唤醒头结点的后继结点，使其加入对同步状态的争夺中。
AQS为我们定义好了顶层的处理实现逻辑，我们在使用AQS构建符合我们需求的同步组件时，只需重写tryAcquire，tryAcquireShared，tryRelease，tryReleaseShared几个方法，来决定同步状态的释放和获取即可，至于背后复杂的线程排队，线程阻塞/唤醒，如何保证线程安全，都由AQS为我们完成了，这也是非常典型的模板方法的应用。AQS定义好顶级逻辑的骨架，并提取出公用的线程入队列/出队列，阻塞/唤醒等一系列复杂逻辑的实现，将部分简单的可由使用者决定的操作逻辑延迟到子类中去实现。
