【深入AQS原理】我画了35张图就是为了让你深入 AQS
前言
谈到并发，我们不得不说
AQS(AbstractQueuedSynchronizer)
，所谓的
AQS
即是抽象的队列式的同步器，内部定义了很多锁相关的方法，我们熟知的
ReentrantLock
、
ReentrantReadWriteLock
、
CountDownLatch
、
Semaphore
等都是基于
AQS
来实现的。
我们先看下
AQS
相关的
UML
图：
原创--深入AQS原理 image.png
思维导图：
原创--深入AQS原理 image.png
AQS实现原理
AQS
中 维护了一个
volatile int state
（代表共享资源）和一个
FIFO
线程等待队列（多线程争用资源被阻塞时会进入此队列）。
这里
volatile
能够保证多线程下的可见性，当
state=1
则代表当前对象锁已经被占有，其他线程来加锁时则会失败，加锁失败的线程会被放入一个
FIFO
的等待队列中，比列会被
UNSAFE.park()
操作挂起，等待其他获取锁的线程释放锁才能够被唤醒。
另外
state
的操作都是通过
CAS
来保证其并发修改的安全性。
具体原理我们可以用一张图来简单概括：
原创--深入AQS原理 image.png
AQS
中提供了很多关于锁的实现方法，
- getState()：获取锁的标志state值
- setState()：设置锁的标志state值
- tryAcquire(int)：独占方式获取锁。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
- tryRelease(int)：独占方式释放锁。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
这里还有一些方法并没有列出来，接下来我们以
ReentrantLock
作为突破点通过源码和画图的形式一步步了解
AQS
内部实现原理。
目录结构
文章准备模拟多线程竞争锁、释放锁的场景来进行分析
AQS
源码：
三个线程(线程一、线程二、线程三)同时来加锁/释放锁
目录如下：
- 线程一加锁成功时
AQS
- 线程二/三加锁失败时
AQS
- 线程一释放锁及线程二获取锁实现原理
- 通过线程场景来讲解公平锁具体实现原理
- 通过线程场景来讲解Condition中a
wait()
signal()
这里会通过画图来分析每个线程加锁、释放锁后
AQS
内部的数据结构和实现原理
场景分析
线程一加锁成功
如果同时有三个线程并发抢占锁，此时线程一抢占锁成功，线程二和线程三抢占锁失败，具体执行流程如下：
原创--深入AQS原理 image.png
此时
AQS
内部数据为：
原创--深入AQS原理 image.png
线程二、线程三加锁失败：
原创--深入AQS原理 image.png
有图可以看出，等待队列中的节点
Node
是一个双向链表，这里
SIGNAL
是
Node
中
waitStatus
属性，
Node
中还有一个
nextWaiter
属性，这个并未在图中画出来，这个到后面
Condition
会具体讲解的。
具体看下抢占锁代码实现：
java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .NonfairSync:
static final class NonfairSync extends Sync {
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
}
这里使用的ReentrantLock非公平锁，线程进来直接利用
CAS
尝试抢占锁，如果抢占成功
state
值回被改为1，且设置对象独占锁线程为当前线程。如下所示：
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}
protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
exclusiveOwnerThread = thread;
}
线程二抢占锁失败
我们按照真实场景来分析，线程一抢占锁成功后，
state
变为1，线程二通过
CAS
修改
state
变量必然会失败。此时
AQS
中
FIFO
(First In First Out 先进先出)队列中数据如图所示：
原创--深入AQS原理 image.png
我们将线程二执行的逻辑一步步拆解来看：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire()
:
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
先看看
tryAcquire()
的具体实现：
java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .nonfairTryAcquire()
:
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (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;
}
nonfairTryAcquire()
方法中首先会获取
state
的值，如果不为0则说明当前对象的锁已经被其他线程所占有，接着判断占有锁的线程是否为当前线程，如果是则累加
state
值，这就是可重入锁的具体实现，累加
state
值，释放锁的时候也要依次递减
state
值。
如果
state
为0，则执行
CAS
操作，尝试更新
state
值为1，如果更新成功则代表当前线程加锁成功。
以线程二为例，因为线程一已经将
state
修改为1，所以线程二通过
CAS
修改
state
的值不会成功。加锁失败。
线程二执行
tryAcquire()
后会返回false，接着执行
addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
逻辑，将自己加入到一个
FIFO
等待队列中，代码实现如下：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter()
:
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
这段代码首先会创建一个和当前线程绑定的
Node
节点，
Node
为双向链表。此时等待对内中的
tail
指针为空，直接调用
enq(node)
方法将当前线程加入等待队列尾部：
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) {
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
第一遍循环时
tail
指针为空，进入if逻辑，使用
CAS
操作设置
head
指针，将
head
指向一个新创建的
Node
节点。此时
AQS
中数据：
原创--深入AQS原理 image.png
执行完成之后，
head
、
tail
、
t
都指向第一个
Node
元素。
接着执行第二遍循环，进入
else
逻辑，此时已经有了
head
节点，这里要操作的就是将线程二对应的
Node
节点挂到
head
节点后面。此时队列中就有了两个
Node
节点：
原创--深入AQS原理 image.png
addWaiter()
方法执行完后，会返回当前线程创建的节点信息。继续往后执行
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)
逻辑，此时传入的参数为线程二对应的
Node
节点信息：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued()
:
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null;
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndChecknIterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
acquireQueued()
这个方法会先判断当前传入的
Node
对应的前置节点是否为
head
，如果是则尝试加锁。加锁成功过则将当前节点设置为
head
节点，然后空置之前的
head
节点，方便后续被垃圾回收掉。
如果加锁失败或者
Node
的前置节点不是
head
节点，就会通过
shouldParkAfterFailedAcquire
方法
将
head
节点的
waitStatus
变为了
SIGNAL=-1
，最后执行
parkAndChecknIterrupt
方法，调用
LockSupport.park()
挂起当前线程。
此时
AQS
中的数据如下图：
原创--深入AQS原理 image.png
此时线程二就静静的待在
AQS
的等待队列里面了，等着其他线程释放锁来唤醒它。
线程三抢占锁失败
看完了线程二抢占锁失败的分析，那么再来分析线程三抢占锁失败就很简单了，先看看
addWaiter(Node mode)
方法：
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
此时等待队列的
tail
节点指向线程二，进入
if
逻辑后，通过
CAS
指令将
tail
节点重新指向线程三。接着线程三调用
enq()
方法执行入队操作，和上面线程二执行方式是一致的，入队后会修改线程二对应的
Node
中的
waitStatus=SIGNAL
。最后线程三也会被挂起。此时等待队列的数据如图：
原创--深入AQS原理 image.png
线程一释放锁
现在来分析下释放锁的过程，首先是线程一释放锁，释放锁后会唤醒
head
节点的后置节点，也就是我们现在的线程二，具体操作流程如下：
原创--深入AQS原理 image.png
执行完后等待队列数据如下：
原创--深入AQS原理 image.png
此时线程二已经被唤醒，继续尝试获取锁，如果获取锁失败，则会继续被挂起。如果获取锁成功，则
AQS
中数据如图：
原创--深入AQS原理 image.png
接着还是一步步拆解来看，先看看线程一释放锁的代码：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.release()
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
这里首先会执行
tryRelease()
方法，这个方法具体实现在
ReentrantLock
中，如果
tryRelease
执行成功，则继续判断
head
节点的
waitStatus
是否为0，前面我们已经看到过，
head
的
waitStatue
为
SIGNAL(-1)
，这里就会执行
unparkSuccessor()
方法来唤醒
head
的后置节点，也就是我们上面图中线程二对应的
Node
节点。
此时看
ReentrantLock.tryRelease()
中的具体实现：
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
执行完
ReentrantLock.tryRelease()
后，
state
被设置成0，Lock对象的独占锁被设置为null。此时看下
AQS
中的数据：
原创--深入AQS原理 image.png
接着执行
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor()
方法，唤醒
head
的后置节点：
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
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;
}
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
这里主要是将
head
节点的
waitStatus
设置为0。
此时重新将
head
指针指向线程二对应的
Node
节点，且使用
LockSupport.unpark
方法来唤醒线程二。
被唤醒的线程二会接着尝试获取锁，用
CAS
指令修改
state
数据。
执行完成后可以查看
AQS
中数据：
原创--深入AQS原理 image.png
此时线程二被唤醒，线程二接着之前被
park
的地方继续执行，继续执行
acquireQueued()
方法。
线程二唤醒继续加锁
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null;
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
此时线程二被唤醒，继续执行
for
循环，判断线程二的前置节点是否为
head
，如果是则继续使用
tryAcquire()
方法来尝试获取锁，其实就是使用
CAS
操作来修改
state
值，如果修改成功则代表获取锁成功。接着将线程二设置为
head
节点，然后空置之前的
head
节点数据，被空置的节点数据等着被垃圾回收。
此时线程二获取锁成功，
AQS
中队列数据如下：
原创--深入AQS原理 image.png
等待队列中的数据都等待着被垃圾回收。
线程二释放锁/线程三加锁
当线程二释放锁时，会唤醒被挂起的线程三，流程和上面大致相同，被唤醒的线程三会再次尝试加锁，具体代码可以参考上面内容。具体流程图如下：
原创--深入AQS原理 image.png
此时
AQS
中队列数据如图：
原创--深入AQS原理 image.png
公平锁实现原理
上面所有的加锁场景都是基于非公平锁来实现的，非公平锁是
ReentrantLock
的默认实现，那我们接着来看一下公平锁的实现原理，这里先用一张图来解释公平锁和非公平锁的区别：
非公平锁执行流程：
原创--深入AQS原理 image.png
这里我们还是用之前的线程模型来举例子，当线程二释放锁的时候，唤醒被挂起的线程三，线程三执行
tryAcquire()
方法使用
CAS
操作来尝试修改
state
值，如果此时又来了一个线程四也来执行加锁操作，同样会执行
tryAcquire()
方法。
这种情况就会出现竞争，线程四如果获取锁成功，线程三仍然需要待在等待队列中被挂起。这就是所谓的非公平锁，线程三辛辛苦苦排队等到自己获取锁，却眼巴巴的看到线程四插队获取到了锁。
公平锁执行流程：
原创--深入AQS原理 image.png
公平锁在加锁的时候，会先判断
AQS
等待队列中是存在节点，如果存在节点则会直接入队等待，具体代码如下.
公平锁在获取锁是也是首先会执行
acquire()
方法，只不过公平锁单独实现了
tryAcquire()
方法：
#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire()
:
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
这里会执行
ReentrantLock
中公平锁的
tryAcquire()
方法
#java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync.tryAcquire()
:
static final class FairSync extends Sync {
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
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;
}
}
这里会先判断
state
值，如果不为0且获取锁的线程不是当前线程，直接返回false代表获取锁失败，被加入等待队列。如果是当前线程则可重入获取锁。
如果
state=0
则代表此时没有线程持有锁，执行
hasQueuedPredecessors()
判断
AQS
等待队列中是否有元素存在，如果存在其他等待线程，那么自己也会加入到等待队列尾部，做到真正的先来后到，有序加锁。具体代码如下：
#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.hasQueuedPredecessors()
:
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
Node t = tail;
Node h = head;
Node s;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
这段代码很有意思，返回
false
代表队列中没有节点或者仅有一个节点是当前线程创建的节点。返回
true
则代表队列中存在等待节点，当前线程需要入队等待。
原创--深入AQS原理 image.png
先判断
head
是否等于
tail
，如果队列中只有一个
Node
节点，那么
head
会等于
tail
。
接着判断
(s = h.next) == null
，这种属于一种极端情况，在
enq()
入队操作中，此时不是原子性操作，可能存在这种情况：
原创--深入AQS原理 YcAPpD.png
在第一个红框处，例如 线程一 执行完成，此时head已经有值，而还未执行
tail=head
的时候，此时 线程二 判断
head != tail
成立。而接着 线程一 执行完第二个红框处，此时
tail = node
，但是并未将
head.next
指向
node
。而这时 线程二 就会得到
head.next == null
成立，直接返回true。这种情况代表有节点正在做入队操作。
如果
head.next
不为空，那么接着判断
head.next
节点是否为当前线程，如果不是则返回false。大家要记清楚，返回false代表FIFO队列中没有等待获取锁的节点，此时线程可以直接尝试获取锁，如果返回true代表有等待线程，当前线程如要入队排列，这就是体现公平锁的地方。
非公平锁和公平锁的区别：
非公平锁性能高于公平锁性能。非公平锁可以减少
CPU
唤醒线程的开销，整体的吞吐效率会高点，
CPU
也不必取唤醒所有线程，会减少唤起线程的数量
非公平锁性能虽然优于公平锁，但是会存在导致线程饥饿的情况。在最坏的情况下，可能存在某个线程一直获取不到锁。不过相比性能而言，饥饿问题可以暂时忽略，这可能就是
ReentrantLock
默认创建非公平锁的原因之一了。
Condition实现原理
Condition简介
上面已经介绍了
AQS
所提供的核心功能，当然它还有很多其他的特性，这里我们来继续说下
Condition
这个组件。
Condition
是在
java 1.5
中才出现的，它用来替代传统的
Object
的
wait()
、
notify()
实现线程间的协作，相比使用
Object
的
wait()
、
notify()
，使用
Condition
中的
await()
、
signal()
这种方式实现线程间协作更加安全和高效。因此通常来说比较推荐使用
Condition
其中
AbstractQueueSynchronizer
中实现了
Condition
中的方法，主要对外提供
awaite(Object.wait())
和
signal(Object.notify())
调用。
Condition Demo示例
使用示例代码：
/**
* ReentrantLock 实现源码学习
* @author 一枝花算不算浪漫
* @date 2020/4/28 7:20
*/
public class ReentrantLockDemo {
static ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
public static void main(String[] args) {
Condition condition = lock.newCondition();
new Thread(() -> {
lock.lock();
try {
System.out.println("线程一加锁成功");
System.out.println("线程一执行await被挂起");
condition.await();
System.out.println("线程一被唤醒成功");
} catch (Exception e) {
e.printStackTrace();
} finally {
lock.unlock();
System.out.println("线程一释放锁成功");
}
}).start();
new Thread(() -> {
lock.lock();
try {
System.out.println("线程二加锁成功");
condition.signal();
System.out.println("线程二唤醒线程一");
} finally {
lock.unlock();
System.out.println("线程二释放锁成功");
}
}).start();
}
}
执行结果如下图：
原创--深入AQS原理 image.png
这里线程一先获取锁，然后使用
await()
方法挂起当前线程并释放锁，线程二获取锁后使用
signal
唤醒线程一。
Condition实现原理图解
我们还是用上面的
demo
作为实例，执行的流程如下：
原创--深入AQS原理 image.png
线程一执行
await()
方法：
先看下具体的代码实现，
#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.await()
：
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
await()
方法中首先调用
addConditionWaiter()
将当前线程加入到
Condition
队列中。
执行完后我们可以看下
Condition
队列中的数据：
原创--深入AQS原理 image.png
具体实现代码为：
private Node addConditionWaiter() {
Node t = lastWaiter;
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;
}
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}
这里会用当前线程创建一个
Node
节点，
waitStatus
为
CONDITION
。接着会释放该节点的锁，调用之前解析过的
release()
方法，释放锁后此时会唤醒被挂起的线程二，线程二会继续尝试获取锁。
接着调用
isOnSyncQueue()
方法是判断当前的线程节点是不是在同步队列中，因为上一步已经释放了锁，也就是说此时可能有线程已经获取锁同时可能已经调用了
singal()
方法，如果已经唤醒，那么就不应该
park
了，而是退出
while
方法，从而继续争抢锁。
此时线程一被挂起，线程二获取锁成功。
具体流程如下图：
原创--深入AQS原理 image.png
线程二执行
signal()
方法：
首先我们考虑下线程二已经获取到锁，此时
AQS
等待队列中已经没有了数据。
接着就来看看线程二唤醒线程一的具体执行流程：
public final void signal() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter;
if (first != null)
doSignal(first);
}
先判断当前线程是否为获取锁的线程，如果不是则直接抛出异常。
接着调用
doSignal()
方法来唤醒线程。
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
final boolean transferForSignal(Node node) {
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}
/**
* 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 (;;) {
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;
}
}
}
}
这里先从
transferForSignal()
方法来看，通过上面的分析我们知道
Condition
队列中只有线程一创建的一个
Node
节点，且
waitStatue
为
CONDITION
，先通过
CAS
修改当前节点
waitStatus
为0，然后执行
enq()
方法将当前线程加入到等待队列中，并返回当前线程的前置节点。
加入等待队列的代码在上面也已经分析过，此时等待队列中数据如下图：
原创--深入AQS原理 image.png
接着开始通过
CAS
修改当前节点的前置节点
waitStatus
为
SIGNAL
，并且唤醒当前线程。此时
AQS
中等待队列数据为：
原创--深入AQS原理 image.png
线程一被唤醒后，继续执行
await()
方法中的while循环。
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
因为此时线程一的
waitStatus
已经被修改为0，所以执行
isOnSyncQueue()
方法会返回
false
。跳出
while
循环。
接着执行
acquireQueued()
方法，这里之前也有讲过，尝试重新获取锁，如果获取锁失败继续会被挂起。直到另外线程释放锁才被唤醒。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null;
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
此时线程一的流程都已经分析完了，等线程二释放锁后，线程一会继续重试获取锁，流程到此终结。
Condition总结
我们总结下Condition和wait/notify的比较：
- Condition可以精准的对多个不同条件进行控制，wait/notify只能和synchronized关键字一起使用，并且只能唤醒一个或者全部的等待队列；
- Condition需要使用Lock进行控制，使用的时候要注意lock()后及时的unlock()，Condition有类似于await的机制，因此不会产生加锁方式而产生的死锁出现，同时底层实现的是park/unpark的机制，因此也不会产生先唤醒再挂起的死锁，一句话就是不会产生死锁，但是wait/notify会产生先唤醒再挂起的死锁。
总结
这里用了一步一图的方式结合三个线程依次加锁/释放锁来展示了
ReentrantLock
的实现方式和实现原理，而
ReentrantLock
底层就是基于
AQS
实现的，所以我们也对
AQS
有了深刻的理解。
另外还介绍了公平锁与非公平锁的实现原理，
Condition
的实现原理，基本上都是使用源码+绘图的讲解方式，尽量让大家更容易去理解。