本文将从 ReentrantLock 的公平锁源码出发，分析下 AbstractQueuedSynchronizer 这个类是怎么工作的，希望能给大家提供一些简单的帮助。
AQS 结构
先来看看 AQS 有哪些属性，搞清楚这些基本就知道 AQS 是什么套路了！
// 头结点，你直接把它当做 当前持有锁的线程
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，也就形成了一个隐视的链表
private transient volatile Node tail;
// 这个是最重要的，不过也是最简单的，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
// 之所以说大于0，而不是等于1，是因为锁可以重入嘛，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
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，因为head表示当前持有锁的线程，并没有在等待获取锁。
等待队列中每个线程被包装成一个 node，数据结构是链表，一起看看源码吧：
static final class Node {
/** Marker to indicate a node is waiting in shared mode */
// 标识节点当前在共享模式下
static final Node SHARED = new Node();
/** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode */
// 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，
// 也许就是说半天抢不到锁，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;
// 这个是在condition中用来构建单向链表，同样下一篇文章中介绍
Node nextWaiter;
}
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，如果大家对LinkedList熟悉的话，那就更简单了，如果想了解LinkedList，可以看看我前面的文章JDK1.8源码(二)——java.util.LinkedList。
下面，我们开始说 ReentrantLock 的公平锁，首先，我们先看下 ReentrantLock 的使用方式。
// 我用个web开发中的service概念吧
public class OrderService {
// 使用static，这样每个线程拿到的是同一把锁
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(获取到锁的线程)，
// 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
// 释放锁必须要在finally里，确保锁一定会被释放，如果写在try里面，发生异常，则有可能不会执行，就会发生死锁
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（非公平锁）和 FairSync（公平锁）
公平锁：每个线程抢占锁的顺序为先后调用lock方法的顺序依次获取锁，类似于排队吃饭。
非公平锁：每个线程抢占锁的顺序不定，谁运气好，谁就获取到锁，和调用lock方法的先后顺序无关。
我们看 FairSync 部分。
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
线程抢锁
我们来看看lock方法的实现
static final class FairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;
// 争锁
final void lock() {
acquire();
}
// 来自父类AQS，我直接贴过来这边
// 如果tryAcquire(arg) 返回true,表示尝试获取锁成功，获取到锁，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
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();
}
}
//先看下tryAcquire方法:使用protected修饰，留空了，是想留给子类去实现
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
//看FairSync的tryAcquire方法：
// 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 == ) {
// 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，如果在队列中有等待的线程，则这里就不能获取到锁
if (!hasQueuedPredecessors() &&
// 如果没有线程在等待，那就用CAS尝试一下，尝试将state的状态从0改成1，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
// 有其他线程同时进入到了这一步，并且执行CAS改变state状态成功
compareAndSetState(, 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
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < )
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
return false;
}
}
我们来看看 tryAcquire 里面的几个方法
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
// The correctness of this depends on head being initialized
// before tail and on head.next being accurate if the current
// thread is first in queue.
Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
Node h = head;
Node s;
//如果队列中有等待的线程，则返回true,否则返回false
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
//我们看看第38行CAS改变state状态的方法
//compareAndSetState(0, acquires)) acquires=1
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
// See below for intrinsics setup to support this
//此处调用了sun.misc.Unsafe类方法进行CAS操作
//this表示AbstractQueuedSynchronizer对象，stateOffset表示state的偏移量，expect此时为0，update为1
//此方法表示比较state的stateOffset处内存位置中的值和期望的值，如果相同则更新。
//此时表示把state的值从0改为1，成功返回true;但是同时有可能其他线程也来修改了state的值，已经不为0了，则返回false
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}
private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe();
//AbstractQueuedSynchronizer中state属性的偏移量
private static final long stateOffset;
//AbstractQueuedSynchronizer中head属性的偏移量，后面以此类推
private static final long headOffset;
private static final long tailOffset;
private static final long waitStatusOffset;
private static final long nextOffset;
static {
try {
//在类加载的时候会通过sun.misc.Unsafe类方法获取AbstractQueuedSynchronizer中各个属性的偏移量，方便后面各种CAS操作
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); }
}
/**
* 比较obj的offset处内存位置中的值和期望的值，如果相同则更新。此更新是不可中断的。
*
* @param obj 需要更新的对象
* @param offset obj中整型field的偏移量
* @param expect 希望field中存在的值
* @param update 如果期望值expect与field的当前值相同，设置filed的值为这个新值
* @return 如果field的值被更改返回true
*/
public native boolean compareAndSwapInt(Object obj, long offset, int expect, int update);
//等待队列里没有线程等待，并且CAS改变state成功，则进入第40行代码 setExclusiveOwnerThread(current);
protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
//就是对exclusiveOwnerThread赋值
exclusiveOwnerThread = thread;
}
由此我们清楚了tryAcquire(arg)方法的作用，就是改变把state的状态改为1或者加1，并将 exclusiveOwnerThread 赋值为当前线程，如果获取锁成功，则lock（）方法结束，主线程里面的业务代码继续往下执行。
如果不tryAcquire(arg)返回false，则要执行 acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))，将当前线程挂起，放到阻塞队列中
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
if (pred != null) {
// 设置自己的前驱 为当前的队尾节点
node.prev = pred;
// 用CAS把自己设置为队尾,就是更新tail的值，pred表示tail原始值，node表示期望更新的值， 如果成功后，tail == node了
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为临时变量，表示之前的队尾节点，现在将队尾节点的next指向node，则将node添加到队尾了
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;
} /**
* 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
// 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
// 这个时候有了head，但是tail还是null，设置一下，
// 注意：这里只是设置了tail=head，这里还没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 (;;) {
//获取node的prev节点(node的上一个节点)
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)) {
//到这里说明刚加入到等待队列里面的node只有一个，并且此时获取锁成功，设置head为node
setHead(node);
//将之前的head的next设为null方便jvm垃圾回收
p.next = null; // help GC
failed = false;
//此时interrupted = 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 {
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，如果前驱节点取消了排队，
// 找前驱节点的前驱节，往前循环总能找到一个waitStatus<=0的节点
if (ws > ) {
/*
* Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
* indicate retry.
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > );
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
// 用CAS将前驱节点的waitStatus设置为Node.SIGNAL(也就是-1)
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
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。
//intwaitStatus默认值为0，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。 // 为什么shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的时候不直接挂起线程：
// 如果 head后面的节点 if (ws > 0)这里有多个节点的waitStatus都为1，这里多次循环之后，node的prev指向了head，此时还需要挂起吗？当然是不需要了，下一次for循环，就能获取到锁了。
解锁操作
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();
} public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != )
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 == ) {
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 < )
compareAndSetWaitStatus(node, ws, );
/*
* 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一个
Node s = node.next;
//如果头节点后面的第一个节点状态为-1，并没有被取消，是不会进入到下面的方法中
if (s == null || s.waitStatus > ) {
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 <= )
s = t;
}
if (s != null)
// 唤醒线程
LockSupport.unpark(s.thread);
}
但是为什么要从后面开始遍历寻找waitStatus<=0的所有节点中排在最前面的一个，为什么不从前面的节点开始找呢？
这个问题的答案在 addWaiter(Node mode)方法中，看下面的代码：
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
// 1. 先设置的 tail
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
// 2. 设置前驱节点的后继节点为当前节点
pred.next = node;
return node;
}
}
这里存在并发问题：从前往后寻找不一定能找到刚刚加入队列的后继节点。
如果此时正有一个线程加入等待队列的尾部，执行到上面第7行，第7行还未执行，解锁操作如果从前面开始找 头节点后面的第一个节点状态为-1的节点，此时是找不到这个新加入的节点的，因为尾节点的next 还未指向新加入的node，但是从后面开始遍历的话，那就不存在这种情况。
唤醒线程以后，被唤醒的线程将从以下代码中继续往前走：我们刚才是找到head后面第一个状态为-1的节点里面的线程进行唤醒
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
此时第一个等待节点已经被唤醒，则第一个等待节点里面的线程继续执行 acquireQueued ，此时acquireQueued 方法中 85行处p已经是head节点了,94行处就可以继续尝试获取锁了。依次循环，这个节点获取到锁，解锁后，等待队列head节点后第一个节点进行唤醒获取锁。
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。