从ReentrantLock入手，学习Java锁相关知识
首先来看一下Java锁的使用
public static void main(String[] args) {
ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
try {
lock.lock();
System.out.println("hello");
} catch (Exception e) {
e.printStackTrace();
} finally {
lock.unlock();
}
}
ReentrantLock
先来看一下ReentrantLock类的构造器
private final Sync sync;
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
默认构造器是创建一个NonfairSync类赋值给sync变量，另一个构造器传入一个boolean值来为sync变量赋值不同的对象，这里先不做深究。
先来看一下ReentrantLock加锁和解锁方法。
public void lock() {
sync.lock();
}
public void unlock() {
sync.release(1);
}
由此可见，ReentrantLock类实际的加锁解锁操作委托给了构造器创建的sync变量。
下面，让我们来看看sync是何方神圣。
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
abstract void lock();
}
Sync是ReentrantLock的内部静态抽象类，继承了AbstractQueuedSynchronizer类，这里先不对AbstractQueuedSynchronizer进行展开。
Sync定义了抽象方法lock，那么ReentrantLock的lock方法，实际上由Sync的子类实现。
先分析默认构造器赋值的NonfairSync类实现的lock方法
static final class NonfairSync extends Sync {
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1)) //是否可以获得锁
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); //可以获得锁，将独享线程设为当前线程
else
acquire(1); //获得锁失败
}
}
追踪代码可知，compareAndSetState和acquire都是AbstractQueuedSynchronizer抽象类中实现的方法。
其加锁的实质，是依赖于AbstractQueuedSynchronizer类。
那么AbstractQueuedSynchronizer类究竟是什么呢？
AbstractQueuedSynchronizer，简称AQS，可以称之为同步器。
java.util.concurrent相关的锁机制，都是基于同步器实现的。
先看AQS的两个成员变量：
private transient volatile Node head;
private transient volatile Node tail;
显而易见，当线程并发获取锁失败时，AQS内部创建了一个FIFO队列（CLH队列）来存储获取等待锁竞争的线程。
下面来详细看一下Node结构
static final class Node {
static final Node SHARED = new Node();
static final Node EXCLUSIVE = null;
static final int CANCELLED = 1;
static final int SIGNAL = -1;
static final int CONDITION = -2;
static final int PROPAGATE = -3;
volatile int waitStatus;
volatile Node prev;
volatile Node next;
volatile Thread thread;
Node nextWaiter;
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker
}
Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}
先不详细解释Node的含义，回过头来看ReentrantLock中NonfairSync的lock方法：
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
先来看compareAndSetState方法,compareAndSetState是AQS实现的方法。
private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe();
stateOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state"));
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}
其本质是调用了Unsafe的compareAndSwapInt方法
public final native boolean compareAndSwapInt(Object var1, long var2, int var4, int var5);
Unsafe的compareAndSwapInt方法是Native方法，若不追究其真正实现，理解到这里就差不多了。
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compareAndSwapInt在Mac OS下的实现
UNSAFE_ENTRY(jboolean, Unsafe_CompareAndSwapInt(JNIEnv *env, jobject unsafe, jobject obj, jlong offset, jint e, jint x))
UnsafeWrapper("Unsafe_CompareAndSwapInt");
oop p = JNIHandles::resolve(obj); //获取该对象
jint* addr = (jint *) index_oop_from_field_offset_long(p, offset); //根据该字段的偏移量得到内存地址
return (jint)(Atomic::cmpxchg(x, addr, e)) == e;
UNSAFE_END
其本质是调用Atomic::cmpxchg方法来实现原子操作
inline jint Atomic::cmpxchg(jint exchange_value, volatile jint* dest, jint compare_value) {
unsigned int old_value;
const uint64_t zero = 0;
__asm__ __volatile__ (
/* fence */
strasm_sync
/* simple guard */
" lwz %[old_value], 0(%[dest]) \n"
" cmpw %[compare_value], %[old_value] \n"
" bne- 2f \n"
/* atomic loop */
"1: \n"
" lwarx %[old_value], %[dest], %[zero] \n"
" cmpw %[compare_value], %[old_value] \n"
" bne- 2f \n"
" stwcx. %[exchange_value], %[dest], %[zero] \n"
" bne- 1b \n"
/* acquire */
strasm_sync
/* exit */
"2: \n"
/* out */
: [old_value] "=&r" (old_value),
"=m" (*dest)
/* in */
: [dest] "b" (dest),
[zero] "r" (zero),
[compare_value] "r" (compare_value),
[exchange_value] "r" (exchange_value),
"m" (*dest)
/* clobber */
: "cc",
"memory"
);
return (jint) old_value;
}
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compareAndSwapInt其实质是CAS操作（关于CAS的相关知识，可以看看我写的另一篇文章CAS），来保证state的原子性。
当set值成功时，会返回true,若失败，则意味着已经有其它线程成功改变state。也就意味着获取锁失败。
继续看lock方法，当获取锁成功时，setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread())将当前线程设为排它锁当前占用的线程。
当compareAndSwapInt失败时，说明已经有线程抢先一步修改了state点的值，那么此时会执行acquire(1)，acquire也是AQS实现的方法，那么acquire做了些什么呢？
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
首先调用tryAcquire()方法来判断是否可获得锁，那么tryAcquire做了些什么?
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
可见，tryAcquire是一个真正实现的方法，这里使用了模板方法模式，由子类去实现相应的逻辑来判断是否可获得锁的判断，那么我们回过头来看看NonfairSync实现的tryAcquire方法。
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
其实质调用了Sync实现的nonfairTryAcquire方法
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState(); //获取当前state的值
if (c == 0) { //若未被修改成1，则没有线程占用锁
if (compareAndSetState(0, acquires)) { // 考虑到并发，用CAS更新state的值
setExclusiveOwnerThread(current); //如果成功，则将当前线程设为排它锁当前占用的线程。
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { //如果当前已经有线程占用了锁，那么判断是否是其本身占用了。
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc); //如果是，则继续累加state的值，在这里也可以知道，ReentrantLock是可重入锁。传入1的含义也就明白了，每次占用加1次。
return true;
}
return false; //如果已经有线程占用锁了，并且不是其本身，那么认为该线程获取锁失败。
}
回过头看acquire方法，
当线程尝试获取锁成功时，则结束。
当线程尝试获取锁失败时，先调用addWaiter方法，将该线程存储到队列中，等待竞争锁
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); //先创建一个mode=Node.EXCLUSIVE的Node节点，将此节点加入到AQS维护的队列中。Node.EXCLUSIVE也可以看出来，accquire方法是实现排它锁的模板方法。
Node pred = tail;
if (pred != null) { //尝试一次快速加入队列，提高性能
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) { //与之前讲的compareAndSwapInt一样，以原子性修改tail节点
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node); //若之前加入队列失败，则重新加入队列
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
for (;;) { //以自旋方式加入队列
Node t = tail;
if (t == null) { // 初始化队列
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) { //加入队列
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
加入AQS的队列之后，调用acquireQueued方法，让我们看看这个方法做了些什么
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) { //自旋判断队列中能否竞争到锁
final Node p = node.predecessor(); //获得该节点的前置节点
if (p == head && tryAcquire(arg)) { //如果前置节点是头节点，则说明当前节点要被唤醒，认为当前节点有资格竞争锁，再一次尝试获取锁
setHead(node); //如果成功，则将头节点设为当前节点，标记该节点已获取锁，由此可知，头节点一定是获得锁的节点（或者是初始化的节点）
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && //如果获取锁失败，则判断该节点是否需要被挂起
parkAndCheckInterrupt()) //挂起
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed) //如果程序抛出异常
cancelAcquire(node); //那么取消该节点的占用(先不展开)
}
}
先来看看shouldParkAfterFailedAcquire如何判断是否需要被挂起
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus; //获取前置节点的等待状态
if (ws == Node.SIGNAL) //如果前置节点已经是唤醒状态，说明已经被之前修改过，那么该节点要等待前置节点来唤醒他
return true; //那么该节点需要被挂起等待被唤醒
//其余状态则认为不需要被挂起，需要继续重试
if (ws > 0) { //如果前置节点已经被取消了
do {
node.prev = pred = pred.prev; //那么一直往前，清除被取消的节点，直到找到未被取消的节点
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); //将前置节点等待状态设为唤醒（需要前置节点来唤醒当前节点），自旋下一次该节点将被认定挂起
}
return false;
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this); //挂起当前线程
return Thread.interrupted(); //返回线程中断标记，若执行到这一步，只有两种情况，一种是因为锁被释放而唤醒线程取消挂起，另一种是线程被中断而取消挂起。
}
注意：因为在这里调用了Thread.interrupted()，若返回true，则证明该线程不是被唤醒，而是被中断才取消挂起的，此时interrupted被赋值为true,而Thread.interrupted()中断标记会被清除，所以为了避免中断标记被清除的问题，之前说的调用了selfInterrupt就是为了自己重新产生一个中断。由此可见，accquire也是对中断不敏感的。
---------------------------------------可以跳过------------------------------------------
那么是如何实现线程挂起的呢？这里使用了LockSupport辅助类，让我们来看看他干了些什么
public static void park(Object blocker) {
Thread t = Thread.currentThread();
setBlocker(t, blocker);
UNSAFE.park(false, 0L);
setBlocker(t, null);
}
setBlocker的意义是为了方便记录线程被阻塞时被谁阻塞的，用于线程监控和分析工具来定位原因的.
其实质还是调用了Unsafe的park方法
public native void park(boolean var1, long var2);
又是一个本地方法。有兴趣的可以研究一下本地实现。
UNSAFE_ENTRY(void, Unsafe_Park(JNIEnv *env, jobject unsafe, jboolean isAbsolute, jlong time))
UnsafeWrapper("Unsafe_Park");
EventThreadPark event;
#ifndef USDT2
HS_DTRACE_PROBE3(hotspot, thread__park__begin, thread->parker(), (int) isAbsolute, time);
#else /* USDT2 */
HOTSPOT_THREAD_PARK_BEGIN(
(uintptr_t) thread->parker(), (int) isAbsolute, time);
#endif /* USDT2 */
JavaThreadParkedState jtps(thread, time != 0);
thread->parker()->park(isAbsolute != 0, time);
#ifndef USDT2
HS_DTRACE_PROBE1(hotspot, thread__park__end, thread->parker());
#else /* USDT2 */
HOTSPOT_THREAD_PARK_END(
(uintptr_t) thread->parker());
#endif /* USDT2 */
if (event.should_commit()) {
oop obj = thread->current_park_blocker();
event.set_klass((obj != NULL) ? obj->klass() : NULL);
event.set_timeout(time);
event.set_address((obj != NULL) ? (TYPE_ADDRESS) cast_from_oop<uintptr_t>(obj) : 0);
event.commit();
}
UNSAFE_END
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那么让我们来总结一下ReentrantLock的lock方法：
先通过CAS来判断是否可以获取锁，若获取成功，则标记当前线程占用锁资源。如果CAS获取失败，那么已经有线程抢先占用，那么调用AQS的accquire模板方法来获取一个许可。
那么accquire方法如何来或许一个许可呢，先调用tryAccquire方法来判断是否可以尝试获取许可，该逻辑交给子类自行去实现（一般就是对state进行CAS操作来判断是否可以获取锁资源，即获取许可），如果成功获取，那么线程获取锁资源成功，程序继续往下走，若尝试或许锁失败，由于ReentrantLock为了实现可重入的性质，那么先判断是否是获得锁的线程本身再次去尝试去获取锁，如果是，那么让state再加一，也就是标识着获取锁的次数。如果不是已经获取到锁的线程去尝试获取锁，那么，为了实现排它锁的性质，则认定获取锁失败。由AQS的addWaiter方法将尝试或许锁失败的线程加入到AQS维护的队列中。
调用acquireQueued再次去判断队列中线程是否可以获取锁资源，通过自旋的方式来判断线程是否可以获得锁资源，如果获取成功，则将队列头节点设为该节点（头节点为已经有资格获取锁资源或者为初始化节点），若获取失败，则判断是否需要挂起，真正的阻塞操作在挂起线程这边执行。至于如何判断是否需要挂起，则是判断前置非取消节点是否需要被唤醒（则认为前置节点有资格去竞争锁，该节点必然是需要等待前置节点操作结束）。取消挂起后，判断是是否是中断引起的，若是中断引起的，则重新产生一个中断。否则，则认为是被唤醒有资格获取锁，那么正常结束。
unlock
那么让我们再来看看unlock的实现
public void unlock() {
sync.release(1);
}
其实质是调用了AQS的release方法，那让我们继续看看release方法
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
同样是一个模板方法模式，tryRelease由子类自己实现，尝试释放锁
那让我们来看看NonfairSync是如何尝试释放锁的，NonfairSync自身没有实现tryRelease方法，那么再去查看他的父类，可知，tryRelease由Sync实现
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread()) //如果当前释放锁的线程不是之前标记占用锁的线程，那么释放操作是异常的
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) { //因为可重入，state可能远大于1，所以一直释放直到c为0时，则认定之前重入的锁都释放完毕
free = true; //此时标记可真正的释放锁资源
setExclusiveOwnerThread(null); //清楚标记当前占用锁的线程
}
setState(c);
return free; //返回是否可释放锁资源
}
tryRelease和tryAccquire是相对于的，主要是考虑到了可重入的性质。
继续看release方法，当判断可以释放锁资源以后，
获得头节点（即可以有资格获取锁资源的线程节点），判断不存在，则没有任何线程在竞争，那么直接返回结束。若存在头节点，并且头节点的等待状态被改变过（节点的等待状态何时会被改变？可以回过头看看acquire中判断线程是否需要被挂起，线程会将前置节点设为唤醒状态，当然也有可能是被取消的节点）
让我们来具体看看unparkSuccessor方法
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus; //获取头结点的等待状态
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); //清除状态，即标记已经执行取消挂起操作
Node s = node.next; //获得需要被唤醒的对象
if (s == null || s.waitStatus > 0) { //如果被唤醒的对象不存在，或者已经被取消
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev) //从尾节点开始往前寻找未被取消的最后一个节点，也就是寻找头节点之后的未被取消的节点
//那么为什么要从尾节点开始找呢？
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null) //如果存在需要被唤醒的对象
LockSupport.unpark(s.thread); //那么去唤醒他
}
为何要从为节点开始往前找？
我们可以看看被取消的节点是如何产生的？
当节点竞争获取锁过程中抛异常时，会将此阶段设为被取消的节点，具体逻辑如下
private void cancelAcquire(Node node) {
if (node == null)
return;
node.thread = null; //将节点线程清空
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0) //清除被取消的节点
node.prev = pred = pred.prev;
Node predNext = pred.next; //获取清除后的前置节点的后置节点
node.waitStatus = Node.CANCELLED; //将该节点的等待状态设为被取消
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { //如果当前节点为尾节点，说明该线程节点是刚入队列的节点，把尾节点设为尾节点不被取消的前置节点
compareAndSetNext(pred, predNext, null); //并把新的尾节点的后置节点置空
} else { //node不为尾节点或者把尾节点设为尾节点不被取消的前置节点失败时，说明有并发线程在同时获取锁资源导致
int ws;
if (pred != head && //如果新的前置节点不是头结点
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && //将前置节点的等待状态设为唤醒状态
pred.thread != null) {
Node next = node.next; //获取当前节点的后置节点
if (next != null && next.waitStatus <= 0) //如果存在，则将前置节点的后置节点设为当前节点的后置节点，也就是废弃当前节点
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
unparkSuccessor(node); //如果前置节点为头结点，那么原本需要被唤醒的节点被取消了，为了避免可能前置节点已经在触发unparkSuccessor的时候执行到取消挂起当前线程的时候，该线程节点还没有被设置成CANCELLED，那么就会去操作取消挂起这个线程的无效操作，所以需要再触发一次取消挂起操作，若头节点仍在占用锁，后置节点会重新挂起。
}
node.next = node; // help GC 将引用指向自身，方便GC回收
}
}
}
因为在设置被取消节点的时候，node.next = node操作使得next指针不可靠，如果从头节点开始找，可能会存在死循环的情况。
也正是因为next指针不可靠，所以依赖于prev指针，遇到判断waitStatus时，尽量清除被取消的节点，也由于next指针不可靠，所以清除时只需要考虑prev指针，也加强了性能。
至此，ReentrantLock的lock和unlock方法已经讲完了，另外的实现可以自行相应学习。
通过lock和unlock方法，我们学习到了AQS的accquire和release方法，这也是AQS为我们提供排它锁性质的同步器方法。
AQS还有实现了共享锁的方法，原理类似，有时间可以再细讲！
