概述
在分析Java并发包java.util.concurrent源码的时候，少不了需要了解AbstractQueueSynchronizer（以下简写AQS）这个抽象类，因为它是Java并发包的基础工具类，是实现ReentrantLock、CountDownLatch、Semaphore、FutureTask等类的基础。
本文将从ReentrantLock的公平锁源码出发，分析下AbstractQueueSynchronizer这个类是怎么工作的，希望能给大家提供一些简单的帮助。
申明：
- 本文不分析共享模式，这样可以给读者减少很多负担。而且不分析condition部分，所以应该说很容易就可以看懂了。
- 本文大量使用我们平时用的最多的ReentrantLock的概念，本质上来说是不正确的，读者应该清楚，AQS不仅仅用来实现可重入锁，只是希望读者可以用锁来联想AQS的使用场景，降低阅读压力。
- ReentrantLock的公平锁和非公平锁只有一点点区别。
AQS结构
先来看看AQS有哪些属性，搞清楚这些基本上就知道AQS是什么套路了。
// 头节点，你直接把它当做 当前持有锁的线程 可能是最好的理解
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;
// 继承自AbstractOwnableSynchronizer的属性
// 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;
看样子应该很简单吧，也就四个属性。
AbstractQueuedSynchronizer的等待队列示意如下所示，注意了，之后分析过程中所说的queue，也就是阻塞队列不包含head。
AQS节点Node结构
等待队列中每个线程被包装成一个Node实例。
static final Node {
// 表示一个节点正等待在共享模式
static final Node SHARED = new Node();
// 表示一个节点正等待在独占模式
static final Node EXCLUSIVE = null;
// ================ 下面几个int 常量是给waitStatus用的 =================
// 等待状态值，表示等待的线程已经取消了争抢这个锁
static final int CANCELLED = 1;
// 等待状态值，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;
// 等待状态值，表示线程正等待在条件上，本文不分析condition
static final int CONDITION = -2;
// 等待状态值，表示下一个获取共享的线程应该无条件的传播， 本文也不分析
static final int PROPAGATE = -3;
// =====================================================================
// 标识线程的等待状态
// 取值为上面的1、-1、-2、-3或者0
// 如果waitStauts值大于0代表此线程取消了等待（比如RenentrantLock可以指定timeout，超时取消争抢）
volatile int watiStatus;
// 队列的前驱节点
volatile Node prev;
// 队列的后继节点
volatile Node next;
// 节点绑定的线程
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，大家要有这个概念在心里。
这篇文章为了减少阅读源码的压力，只从ReentrantLock公平锁的角度切入。
ReentrantLock的使用方式
public class OrderService {
// 使用static，这样每个线程拿到的是同一把锁，当然，spring mvc中service默认就是单例，别纠结
private static ReentrantLock reentrantLock = new ReentrantLock(true);
public void createOrder() {
// 比如我们同一时间，只允许一个线程创建订单
reentrantLock.lock();
// 通常,lock之后紧跟着try语句
try {
// 这块代码同一时间只能有一个线程进来(获取到锁的进程)
// 其他的线程在lock()方法上阻塞,等待获取到锁,再进来
// 执行代码...
} finally {
// 释放锁
reentrantLock.unlock();
}
}
}
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和FairSync，我们看FairSync部分。
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
线程抢锁
下面跟着代码走。
static final class FairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;
// 抢锁
final void lock() {
acquire(1);
}
// 代码来自父类AQS，下面分析的时候同样会这么做，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) {
// 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,
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();
}
// 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，也就可以理所当然的直接获取
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待了半天了。
if (!hasQueuedPredecessors() && // 判断队列中是否有前置任务
// 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。
compareAndSetState(0, acquires)) {
// 到这里就获取到锁了，标记一下，告诉大家，现在我占用了锁。
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
// 会进入这个else if分支，说明是重入的，需要操纵：state = state + 1;
// 这里不存在并发问题，通过current比较，只有线程自己才能进入这个分支。
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acquire()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),
// 这个方法首先要执行：addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
// 此方法的作用是把线程包装成node，同时进入队列中，并返回，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);
// 尝试快速入队，如果失败通过全量入队的方式
// 以下几行代码把当前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）
if(pred != null) {
// 将当前节点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，这个节点称为阻塞队列新的的尾巴
if(compareAndSetTail(pred, node)) {
// 讲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 = prev，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）
enq(node);
return node;
}
// 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,
// 自旋在这里的语义是：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) { // 队列为空必须初始化head、tail节点
// 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，你懂得，现在可能是很多线程同时进来的呢。
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，马上就要线程要来了，到时候tail就要被抢了。
// 注意：这里只是设置了tail=head，这里可没有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accquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))返回true的话，
// 意味着上面这段代码进入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入了阻塞队列，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一般指的是占用锁的线程，head后面才称为阻塞队列，
// 所以当前节点可以去试抢一下锁。
// 这里我们说下，为什么可以去试试：
// 首先，它是阻塞队列的对头，这是第一条件；
// 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；
// 或者当前的线程释放了锁，把waitStatus设置为0，唤醒的后继线程就可以来争抢锁。
// 也就是，当前的Head不属于任何一个线程，所以作为阻塞队列的对头，可以去试一试。
// tryAcquire已经分析过了，忘记了请前往看一下,就是用简单的CAS试着操作一下state。
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// private void setHead(Node node) {
// head = node;
// node.thread = null;
// node.prev = null;
// }
setHead(node);
p.next = null; // help GC 相当于p.next,node.pre都是null，p节点就没有引用了，会被下次GC释放的
failed = false;
return interrupted;
}
// 到这里，说明上面的if分支没有成功，要么当前node本来就不是对头，要么是tryAcquire(arg)没有抢赢别人
if(shouldParkAfterFailedAcquire(p,node) && parkAndCheckInterrupt()) {
interrupted = true;
}
}
} finally {
// 什么时候failed会为true？？？
// tryAcquire()方法抛出异常的情况
if(failed) {
cancelAcquire(node);
}
}
}
// 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.SINGAL) {
// 该节点已经设置了状态，要求释放锁去通知它即可，所以可以安全的挂起。
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接的prev执行waitStatus<=0的节点，
// 简单的说，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...，往前遍历总能找到一个好爹。
if(ws > 0) {
do {
node.prev = prev = prev.prev;
} while(prev.waitStatus > 0);
prev.next = node;
} else {
// 仔细想想，如果进入到这个分支意味着什么
// 前驱节点waitStatus不等于-1和1，那也就是只能是0，-2，-3
// 在我们前面的源码中，都没有看到的有设置waitStatus的，所以每个新的Node入队时，waitStatus都是0。
// 正确情况下，前驱节点是之前的tail，那么它的waitStatus应该是0.
// 这里通过CAS将前驱节点的waitStatus设置为-1，表示该节点包装的线程需要被挂起和释放锁后被前驱节点通知
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SINAL);
}
// 这个方法返回false，那么会再走一次for循环，然后再次进入此方法，此时会从第一个分支返回true。
return false;
}
// shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)
// 这个方法结束根据返回值我们简单分析一下：
// 如果返回true，说明前驱节点的waitSatus = -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就好了。
// 如果返回false，说明当前不需要挂起，为什么？
// 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);
// 获取线程的中断状态，同时清中断
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)，我们发现，其实第一次尽量的时候，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。
// 也就是说，我还没给前驱设置-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的时候不直接关卡线程的原因：
// 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。
// 这样就节省了挂起和唤醒的线程上下文开销，相当于仅是简单的自旋线程而已，提供吞吐量
}
说到这里，也就明白了，多看几遍 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) 这个方法吧。自己推演下各个分支怎么走，哪种情况下会发生什么，走到哪里。
线程释放锁
最后，就是还需要介绍下唤醒的动作了。我们知道，正常情况下，如果线程没有获取到锁，线程会被LockSupport.park(this)；挂起停止，等待被唤醒。
// 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) {
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()) {
// 只有之前占用锁才能释放锁，否则抛异常
throw new IllegalMonitorStateException();
}
// 释放完全释放锁
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;
}
// 唤醒后继节点
// 从上面调用处指定，参数node是head头节点
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
// 如果Head节点当前waitStatus<0，将其修改为0；这里相当于是清除唤醒后继线程的信号，对于公平锁清不清楚没什么影响，因为被唤醒的后继节点是不会看head节点的waitStatus的，之前就去抢锁了。
if(ws < 0) {
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
}
// 下面的diam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);
}
}
唤醒线程后，被唤醒的线程将从以下代码中继续往前执行：
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);进入下一个循环，这个时候，node的前驱是head了。
// if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// private void setHead(Node node) {
// head = node;
// node.thread = null;
// node.prev = null;
// }
// setHead(node);
// p.next = null; // help GC 相当于p.next,node.pre都是null，p节点就没有引用了，会被下次GC释放的
// failed = false;
// return interrupted;
// }
// 获取到锁后就可以执行业务代码了。
好了，后面就不分析源码了，剩下的还有问题自己去仔细看看代码吧。
可以结合下面的《可重入公平锁流程图》整体的过一下获取锁、释放锁的流程。
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 LockSupport.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 headtail, waitStatus0
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。
可重入公平锁流程图
参考
一行一行源码分析清楚AbstractQueuedSynchronizer
深度解析AbstractQueuedSynchronizer实现原理(上)
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