当前位置 博文首页 > JavaEdge全是干货的技术号：AQS-AbstractQueuedSynchronizer源码
获取锁显式的方法就是 Lock.lock () ，最终目的其实是想让线程获得对资源的访问权。而 Lock 又是 AQS 的子类，lock 方法根据情况一般会选择调用 AQS 的 acquire 或 tryAcquire 方法。
acquire 方法 AQS 已经实现了，tryAcquire 方法是等待子类去实现，acquire 方法制定了获取锁的框架，先尝试使用 tryAcquire 方法获取锁，获取不到时，再入同步队列中等待锁。tryAcquire 方法 AQS 中直接抛出一个异常，表明需要子类去实现，子类可以根据同步器的 state 状态来决定是否能够获得锁，接下来我们详细看下 acquire 的源码解析。
acquire 也分两种，一种是独占锁，一种是共享锁
在独占模式下获取，忽略中断。 通过至少调用一次 tryAcquire(int) 来实现，并在成功后返回。 否则，将线程排队，并可能反复阻塞和解除阻塞，并调用 tryAcquire(int) 直到成功。 该方法可用于实现方法 Lock.lock()。
对于 arg 参数，该值会传送给 tryAcquire，但不会被解释，可以实现你喜欢的任何内容。
AQS 对其只是简单的实现，具体获取锁的实现方法还是由各自的公平锁和非公平锁单独实现，实现思路一般都是 CAS 赋值 state 来决定是否能获得锁（阅读后文的 ReentrantLock 核心源码解析即可）。线程尝试进入同步队列，首先调用 addWaiter 方法，把当前线程放到同步队列的队尾
接着调用 acquireQueued 方法
将当前线程放入等待队列
private Node addWaiter(Node mode) {
// 创建一个等待节点代表当前线程
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
// 添加到等待队列
enq(node);
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
// juc 中看到死循环，肯定有多个分支
for (;;) {
// 初始值为 null
Node t = tail;
if (t == null) { // 那就初始化
// 由于是多线程操作，为保证只有一个
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
// 将当前线程 node 的 prev 设为t
// 注意这里先更新的是 prev 指针
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
// 有 next延后更新的，所以通过 next 不一定找得到后续结点，所以释放锁时是从 tail 节点开始找 prev 指针
t.next = node;
return t;
}
// 因为prev 指针是 volatile 的，所以这里的 node.prev = t 线程是可见的。所以只要 compareAndSetTail，那么必然其他线程可以通过 c 节点的 prev 指针访问前一个节点且可见。
}
}
}
if 分支
else 分支
把新的节点添加到同步队列的队尾。
如果没有被初始化，需要进行初始化一个头结点出来。但请注意，初始化的头结点并不是当前线程节点，而是调用了无参构造函数的节点。如果经历了初始化或者并发导致队列中有元素，则与之前的方法相同。其实，addWaiter就是一个在双端链表添加尾节点的操作，需要注意的是，双端链表的头结点是一个无参构造函数的头结点。
线程获取锁的时候，过程大体如下：
在 addWaiter 方法中，并没有进入方法后立马就自旋，而是先尝试一次追加到队尾，如果失败才自旋，因为大部分操作可能一次就会成功，这种思路在自己写自旋的时候可以多多参考哦。
此时线程节点 node已经通过 addwaiter 放入了等待队列，考虑是否让线程去等待。
阻塞当前线程。
signal，然后阻塞自身final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
// 标识是否成功取得资源
boolean failed = true;
try {
// 标识是否在等待过程被中断过
boolean interrupted = false;
// 自旋，结果要么获取锁或者中断
for (;;) {
// 获取等待队列中的当前节点的前驱节点
final Node p = node.predecessor();
// 代码优化点：若 p 是头结点，说明当前节点在真实数据队列的首部，就尝试获取锁（此前的头结点还只是虚节点）
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// 获取锁成功，将头指针移动到当前的 node
setHead(node);
p.next = null; // 辅助GC
failed = false;
return interrupted;
}
// 获取锁失败了，走到这里
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
看其中的具体方法：
方法的核心：
依据前驱节点的等待状态判断当前线程是否应该被阻塞
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
// 获取头结点的节点状态
int ws = pred.waitStatus;
// 说明头结点处于唤醒状态
if (ws == Node.SIGNAL)
/*
* 该节点已经设置了状态，要求 release 以 signal，以便可以安全park
*/
return true;
// 前文说过 waitStatus>0 是取消状态
if (ws > 0) {
/*
* 跳过已被取消的前驱结点并重试
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
/*
* waitStatus 必须为 0 或 PROPAGATE。 表示我们需要一个 signal，但不要 park。 调用者将需要重试以确保在 park 之前还无法获取。
*/
// 设置前驱节点等待状态为 SIGNAL
// 给头结点放一个信物，告诉此时
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
为避免自旋导致过度消费 CPU 资源，以判断前驱节点的状态来决定是否挂起当前线程
如下处理 prev 指针的代码。shouldParkAfterFailedAcquire 是获取锁失败的情况下才会执行，进入该方法后，说明共享资源已被获取，当前节点之前的节点都不会出现变化，因此这个时候变更 prev 指针较安全。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
// 进入休息区 unpark就是从休息区唤醒
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
shouldParkAfterFailedAcquire中取消节点是怎么生成的呢？什么时候会把一个节点的waitStatus设置为-1？又是在什么时间释放节点通知到被挂起的线程呢？
private void cancelAcquire(Node node) {
// 如果节点不存在，无视该方法
if (node == null)
return;
// 设置该节点不关联任何线程，即虚节点
node.thread = null;
// 跳过被取消的前驱结点们
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// predNext 是要取消拼接的明显节点。如果没有，以下情况 CAS 将失败，在这种情况下，我们输掉了和另一个cancel或signal的竞争，因此无需采取进一步措施。
// 通过前驱节点，跳过取消状态的node
Node predNext = pred.next;
// 这里可以使用无条件写代替CAS，把当前node的状态设置为CANCELLED
// 在这个原子步骤之后，其他节点可以跳过我们。
// 在此之前，我们不受其他线程的干扰。
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// 如果是 tail 节点, 移除自身
// 如果当前节点是尾节点，将从后往前的第一个非取消状态的节点设置为尾节点
// 更新失败的话，则进入else，如果更新成功，将tail的后继节点设置为null
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
// If successor needs signal, try to set pred's next-link
// so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
int ws;
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 {
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // 辅助 GC
}
}
当前的流程：
CANCELLED，那就一直往前遍历，找到第一个waitStatus <= 0的节点，将找到的Pred节点和当前Node关联，将当前Node设置为CANCELLED。根据(2)，来分析每一种情况的流程。
CANCELLED节点状态的产生和变化已经有了大致的了解，但是为什么所有的变化都是对Next指针进行了操作，而没有对Prev指针进行操作呢？什么情况下会对Prev指针进行操作？执行
cancelAcquire时，当前节点的前驱节点可能已经出队（已经执行过try代码块中的shouldParkAfterFailedAcquire），如果此时修改 prev 指针，有可能会导致 prev 指向另一个已经出队的 Node，因此这块变化 prev 指针不安全。
尝试以独占模式获取，如果中断将中止，如果超过给定超时将直接失败。首先检查中断状态，然后至少调用一次#tryAcquire，成功后返回。否则，线程将排队，可能会反复地阻塞和取消阻塞，调用#tryAcquire，直到成功或线程中断或超时结束。此方法可用于实现方法 Lock#tryLock(long, TimeUnit)。
尝试性的获取锁, 获取锁不成功, 直接加入到同步队列，加入操作即在doAcquireNanos
以独占限时模式获取。
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
// 截止时间
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
// 将当前的线程封装成 Node 加入到同步对列里面
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
