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j.u.c包中的Lock定义了锁的行为。
而ReentrantLock是并发包下提供的一个锁的实现，它是一个可重入的、排他的锁。
ReentrantLock有的属性也很简单，除了一个serialVersionUID外，只有一个sync。
ReentrantLock可以分为公平锁和非公平锁两种。可以在创建时，通过向构造函数传入fair参数指定：
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}无参的构造函数默认会创建一个非公平锁。公平锁和非公平锁的主要区别是：公平锁会保证在锁空闲时，先申请的线程先得到锁；而非公平锁则不考虑线程申请锁的先后顺序，随机让一个线程获得锁。
通过上文的构造函数我们也可以看到，其实内部负责锁的工作的是Sync。
ReentrantLock内部定义了一个抽象类Sync，定义了基本锁的行为，然后通过两个具体子类FairSync和NonfairSync调整具体实现细节，控制公平和非公平的实现（模版模式）。
Sync类继承自AbstractQueuedSynchronizer（AQS）。AQS是并发包中实现所有锁的基础（无论是共享锁/排他锁，可重入锁/不可重入锁）。其基本思想就是维持一个队列，队列中的每个节点保存了需要获取锁的线程，当线程无法获取锁时，会被Park从而进入WAITING状态，而当一个线程释放锁时，会从队列中选择一个节点的线程unPark。AQS通过CAS的操作和LockSupport类，在不用synchronize的情况下，实现了锁（因而效率也比synchronize要高）。
我们就通过对ReentrantLock上锁以及释放锁的过程进行分析，了解AQS。
在分析AQS前，同样对AQS内部拥有的变量做个分析。
AQS的成员变量主要可以分为三个类型（除序列化号外）：
UNSAFE对象及AQS各属性的地址偏移量字段。 private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe();
private static final long stateOffset;
private static final long headOffset;
private static final long tailOffset;
private static final long waitStatusOffset;
private static final long nextOffset;
static {
try {
stateOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state"));
headOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head"));
tailOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail"));
waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset
(Node.class.getDeclaredField("waitStatus"));
nextOffset = unsafe.objectFieldOffset
(Node.class.getDeclaredField("next"));
} catch (Exception ex) { throw new Error(ex); }
}AQS用state表示锁的状态，state = 0时，表示锁未被持有，而当state > 0时，表示锁被持有，且state表示被持有的次数 private volatile int state;AQS继承了AbstractOwnableSynchronzier，后者用一个字段表示当前持有锁的线程。可以通过该字段得到锁的持有者。
private transient Thread exclusiveOwnerThread;AQS维护的队列相关AQS中定义了一个内部类Node，表示一个节点，节点构成双向链表，形成队列。static final class Node {
//节点内部有一个特殊的指针，指向特殊的Node，用来表示这个节点的模式，共享/排他
static final Node SHARED = new Node();
static final Node EXCLUSIVE = null;
/*********节点的状态常量**********/ //取消（表示该节点等待锁的线程已经取消）
static final int CANCELLED = 1;
//信号量 表示该节点需要负责后续节点的唤醒
static final int SIGNAL = -1;
static final int CONDITION = -2;
static final int PROPAGATE = -3;
//表示节点的状态
volatile int waitStatus;
//指向前继节点的指针
volatile Node prev;
//指向后继节点的指针
volatile Node next;
//节点代表的线程
volatile Thread thread;
//特殊的指针，表示节点的模式
Node nextWaiter;
//是否是共享模式
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
//获取前继节点
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() {
}
Node(Thread thread, Node mode) {
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) {
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}AQS内部有两个字段保存链表的头节点和尾节点。
private transient volatile Node head;
private transient volatile Node tail;lock()是一个阻塞的方法，线程会一直阻塞，直到成功获取锁。lock()方法内部实现很简单，将上锁的操作委托给sync,由sync.lock()方法实现。
sync.lock()方法对于FairSync和NonfairSync的实现是不一样的，本文只针对公平锁分析。非公平锁的流程留给读者自行学习。
FairSync.lock()内部是通过acquire(1)实现。
acquire()方法主要分为两步：
先调用tryAcquire()尝试获取锁
java protected final boolean tryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState(); //判断是否被持有 if (c == 0) { //由于是公平锁，即使未被持有，也有看队列中是否有在自己之前等待锁的线程 if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) { //如果没有则用CAS更新state，并设置线程持有者 setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { //判断持有者是否为当前线程 //锁被重入，更新state值 int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } return false; }
对于公平锁而言，tryAcquire()只会在以下几种情况返回true：
1）线程本就是锁的持有者，此时线程只是重入锁，
2）锁未被其他线程持有且没有其他线程排在该线程之前要获得锁。
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)因为ReentrantLock是排他的，所以在添加节点中，添加了一个排他的节点（模式为Node.EXCLUSIVE）。
添加进队列，并Park线程的操作主要在acquitrQueued中。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
//自循环，避免假唤醒
for (;;) {
//前继节点
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {//前继节点是头节点（说明被前继节点唤醒）且尝试获取锁成功
//更新链表的头节点并释放旧的头节点
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
//到这里说明获取锁失败
//检查是否需要Park线程，如果需要则Park线程
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed) //唤醒失败，将这个节点的waitingStatus更新为CANCELLED
cancelAcquire(node);
}
}首先acquireQueued在外层套了一个自循环，可以让线程在获取锁失败后继续尝试以及避免线程的假唤醒。
第一个if分支，是判断该线程是否可以去获取锁，并是否获取成功，如果获取成功，则更新等候链表的头节点，并释放旧的头节点。
到第二个if分支时说明线程获取锁失败了，此时需要检查是否需要Park线程（此时一般说明该线程还没到实际去获取锁，因此Park掉线程，不让他一直尝试，浪费CPU时间）。
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) //前继节点为SIGNAL，说明此时线程还不需要去争抢锁
return true;
if (ws > 0) {//前继节点被取消，则更新任务链
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
//更新状态
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}返回false的情况后，线程会继续去尝试获取锁，如果再次失败依旧会进入到第二个分支并被决定是否要被Park。
线程会一直在acquireQueued()这个方法内阻塞，直到线程能够获取锁或是线程在上锁过程异常退出才会返回，lock方法才会执行结束。
Lock接口定义了多种上锁的方式，lock()(阻塞直到成功)，tryLock()(尝试上锁，无论结果直接返回)，tryLock(t)（在规定时间内尝试，超时未成功则返回失败），lockInteruptibly()（阻塞上锁，但是外部可中断）。然而对释放锁的过程就只定义了一种unlock()。
unlock()实现也比较简单，ReentrantLock同样把释放的动作委托给sync.release(1)：
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}Sync会调用tryRelease()尝试释放锁，如果释放成功，则考虑唤醒队列中的后继节点的线程。
对于trtRelease()而言，只要是排他锁（无论是公平还是非公平）流程都是一样的，因此这部分实现被提取到了抽象父类Sync中：
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
//因为已经判断了线程必须是锁的持有者，因此这里是线程安全的
boolean free = false;
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}是否能释放，主要取决于操作的线程是否是锁的持有者，如果不是，会抛出IllegalMonitorStateException异常。如果是，则将锁的state值更新（减去释放的次数）。如果值已经更新为0，则说明锁已经被完全释放，清空锁的持有线程，最后返回释放结果。
如果释放成功，释放的线程还有责任要唤醒后继线程去获取锁。
private void unparkSuccessor(Node node) {
//更新node节点的值
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
//从链表尾部向前遍历，找到node节点的后继节点s
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;
}
//如果s存在
if (s != null)
//唤醒后继节点的线程
LockSupport.unpark(s.thread);
}
如果将ReentrantLock的控制方式（公平锁为例）做个重口味的比方，就类似一群人排队去WC。当你跑到WC想要去方便时，看见门开着，而且没有其他人在排队（锁未被占有且AQS的队列没有其他线程在排队），你就可以自己先占好包厢，并且把门一关，这时候门上就提示有人（设置state和exclusiveOwnerThread）。其他人再想来只能在外边排起队来(addWaiter进AQS的队列)，而且其他人为了不浪费时间刷起了手机不在一直看WC有没有人（线程被Park起，让出CPU时间），期间你可能弄出了些动静，惊动了排队的人，他们会检查下是否轮到自己了，发现还没有后，依旧玩起了手机（被错误唤醒的线程继续被Park）。直到你方便完，你主动打开了包厢门，然后找到队列中第一个排队的人，告诉他说：哥们儿，轮到你了，请自便（tryRelease并且unparkSuccessor）。那个哥们就走进了厕所，关上了门。
AbstractQueuedSynchronizer与ReentrantLock
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原文地址：https://www.cnblogs.com/insaneXs/p/12195922.html
