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摘要
本文通過ReentrantLock來窺探AbstractQueuedSynchronizer（AQS）的實現原理，在看此文之前。你需要了解一下park、unpark的功能，請移步至上一篇《深入剖析park、unpark》；
AbstractQueuedSynchronizer實現一把鎖
根據AbstractQueuedSynchronizer的官方文件，如果想實現一把鎖的，需要繼承AbstractQueuedSynchronizer，並需要重寫tryAcquire、tryRelease、可選擇重寫isHeldExclusively提供locked state、因為支援序列化，所以需要重寫readObject以便反序列化時恢復原始值、newCondition提供條件；官方提供的java程式碼如下（官方文件見參考連線）；
public class MyLock implements Lock, java.io.Serializable {
private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
// Acquires the lock if state is zero
@Override
public boolean tryAcquire(int acquires) {
assert acquires == 1; // Otherwise unused
if (compareAndSetState(0, 1)) {
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
return true;
}
return false;
}
// Releases the lock by setting state to zero
@Override
protected boolean tryRelease(int releases) {
assert releases == 1; // Otherwise unused
if (getState() == 0) {
throw new IllegalMonitorStateException();
}
setExclusiveOwnerThread(null);
setState(0);
return true;
}
// Provides a Condition
Condition newCondition() {
return new ConditionObject();
}
// Deserializes properly
private void readObject(ObjectInputStream s)
throws IOException, ClassNotFoundException {
s.defaultReadObject();
setState(0); // reset to unlocked state
}
// Reports whether in locked state
@Override
protected boolean isHeldExclusively() {
return getState() == 1;
}
}
/**
* The sync object does all the hard work. We just forward to it.
*/
private final Sync sync = new Sync();
@Override
public void lock() {
sync.acquire(1);
}
@Override
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1);
}
@Override
public boolean tryLock() {
return sync.tryAcquire(1);
}
@Override
public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}
@Override
public void unlock() {
sync.release(1);
}
@Override
public Condition newCondition() {
return sync.newCondition();
}
private static volatile Integer value = 0;
public static void main(String[] args) {
MyLock myLock = new MyLock();
for (int i = 0; i < 1000; i++) {
new Thread(()->{
myLock.lock();
value ++;
myLock.unlock();
}).start();
}
System.out.println(value);
}
}
上面是一個不可重入的鎖，它實現了一個鎖基礎功能，目的是為了跟ReentrantLock的實現做對比；
ReentrantLock
ReentrantLock的特點
ReentrantLock意思為可重入鎖，指的是一個執行緒能夠對一個臨界資源重複加鎖。ReentrantLock跟常用的Synchronized進行比較；
Synchronized的基礎用法
Synchronized的分析可以參考《深入剖析synchronized關鍵詞》，ReentrantLock可以建立公平鎖、也可以建立非公平鎖，接下來看一下ReentrantLock的簡單用法，非公平鎖實現比較簡單，今天重點是公平鎖；
public class ReentrantLockTest {
public static void main(String[] args) {
ReentrantLock reentrantLock = new ReentrantLock(true);
reentrantLock.lock();
try {
log.info("lock");
} catch (Exception e) {
log.error(e);
} finally {
reentrantLock.unlock();
log.info("unlock");
}
}
}
ReentrantLock與AQS的關聯
先看一下加鎖方法lock
-
非公平鎖lock方法
compareAndSetState很好理解，通過CAS加鎖，如果加鎖失敗呼叫acquire；
/**
* Performs lock. Try immediate barge, backing up to normal
* acquire on failure.
*/
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
- 公平鎖lock方法
final void lock() {
acquire(1);
}
- AQS框架的處理流程
執行緒繼續等待，仍然保留獲取鎖的可能，獲取鎖流程仍在繼續，分析實現原理
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
總結：公平鎖的上鎖是必須判斷自己是不是需要排隊；而非公平鎖是直接進行CAS修改計數器看能不能加鎖成功；如果加鎖不成功則乖乖排隊(呼叫acquire)；所以不管公平還是不公平；只要進到了AQS佇列當中那麼他就會排隊;
AQS架構圖
美團畫的AQS的架構圖，很詳細，當有自定義同步器接入時，只需重寫第一層所需要的部分方法即可，不需要關注底層具體的實現流程。當自定義同步器進行加鎖或者解鎖操作時，先經過第一層的API進入AQS內部方法，然後經過第二層進行鎖的獲取，接著對於獲取鎖失敗的流程，進入第三層和第四層的等待佇列處理，而這些處理方式均依賴於第五層的基礎資料提供層。
AQS核心思想是，如果被請求的共享資源空閒，那麼就將當前請求資源的執行緒設定為有效的工作執行緒，將共享資源設定為鎖定狀態；如果共享資源被佔用，就需要一定的阻塞等待喚醒機制來保證鎖分配。這個機制主要用的是CLH佇列的變體實現的，將暫時獲取不到鎖的執行緒加入到佇列中。
CLH：Craig、Landin and Hagersten佇列，是單向連結串列，AQS中的佇列是CLH變體的虛擬雙向佇列（FIFO），AQS是通過將每條請求共享資源的執行緒封裝成一個節點來實現鎖的分配。
- 非公平鎖的加鎖流程
- 公平鎖的加鎖流程
- 解鎖公平鎖和非公平鎖邏輯一致
加鎖：
- 通過ReentrantLock的加鎖方法Lock進行加鎖操作。
- 會呼叫到內部類Sync的Lock方法，由於Sync#lock是抽象方法，根據ReentrantLock初始化選擇的公平鎖和非公平鎖，執行相關內部類的Lock方法，本質上都會執行AQS的Acquire方法。
- AQS的Acquire方法會執行tryAcquire方法，但是由於tryAcquire需要自定義同步器實現，因此執行了ReentrantLock中的tryAcquire方法，由於ReentrantLock是通過公平鎖和非公平鎖內部類實現的tryAcquire方法，因此會根據鎖型別不同，執行不同的tryAcquire。
- tryAcquire是獲取鎖邏輯，獲取失敗後，會執行框架AQS的後續邏輯，跟ReentrantLock自定義同步器無關。
- 流程：Lock -> acquire -> tryAcquire( or nonfairTryAcquire)
解鎖：
- 通過ReentrantLock的解鎖方法Unlock進行解鎖。
- Unlock會呼叫內部類Sync的Release方法，該方法繼承於AQS。
- Release中會呼叫tryRelease方法，tryRelease需要自定義同步器實現，tryRelease只在ReentrantLock中的Sync實現，因此可以看出，釋放鎖的過程，並不區分是否為公平鎖。
- 釋放成功後，所有處理由AQS框架完成，與自定義同步器無關。
- 流程：unlock -> release -> tryRelease
acquire獲取鎖
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)){
selfInterrupt();
}
}
tryAcquire
acquire方法首先會調tryAcquire方法，需要注意的是tryAcquire的結果做取反；根據前面分析，tryAcquire會呼叫子類的實現，ReentrantLock有兩個內部類，FairSync，NonfairSync，都繼承自Sync，Sync繼承AbstractQueuedSynchronizer；
實現方式差別在是否有hasQueuedPredecessors() 的判斷條件
- 公平鎖實現
/**
* Fair version of tryAcquire. Don't grant access unless
* recursive call or no waiters or is first.
*/
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
// 獲取lock物件的上鎖狀態，如果鎖是自由狀態則=0，如果被上鎖則為1，大於1表示重入
int c = getState();
if (c == 0) {
// hasQueuedPredecessors，判斷自己是否需要排隊
// 下面我會單獨介紹，如果不需要排隊則進行cas嘗試加鎖
// 如果加鎖成功則把當前執行緒設定為擁有鎖的執行緒
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
// 如果C不等於0，但是當前執行緒等於擁有鎖的執行緒則表示這是一次重入，那麼直接把狀態+1表示重入次數+1
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
非公平鎖
/**
* Performs non-fair tryLock. tryAcquire is implemented in
* subclasses, but both need nonfair try for trylock method.
*/
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) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
hasQueuedPredecessors
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;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
- Node
先來看下AQS中最基本的資料結構——Node，Node即為上面CLH變體佇列中的節點。
static final class Node {
static final Node SHARED = new Node(); // 表示執行緒以共享的模式等待鎖
static final Node EXCLUSIVE = null; // 表示執行緒正在以獨佔的方式等待鎖
static final int CANCELLED = 1; // 表示執行緒獲取鎖的請求已經取消了
static final int SIGNAL = -1; // 表示執行緒已經準備好了，就等資源釋放了
static final int CONDITION = -2; // 表示節點在等待佇列中，節點執行緒等待喚醒
static final int PROPAGATE = -3; // 當前執行緒處在SHARED情況下，該欄位才會使用
volatile int waitStatus; // 當前節點在佇列中的狀態
volatile Node prev; // 前驅指標
volatile Node next; // 後繼指標
volatile Thread thread; // 表示處於該節點的執行緒
Node nextWaiter; // 指向下一個處於CONDITION狀態的節點
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
// 返回前驅節點，沒有的話丟擲npe
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;
}
}
再看hasQueuedPredecessors，整個方法如果最後返回false，則去加鎖，如果返回true則不加鎖，因為這個方法被取反操作；hasQueuedPredecessors是公平鎖加鎖時判斷等待佇列中是否存在有效節點的方法。如果返回False，說明當前執行緒可以爭取共享資源；如果返回True，說明佇列中存在有效節點，當前執行緒必須加入到等待佇列中。
- h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
雙向連結串列中，第一個節點為虛節點，其實並不儲存任何資訊，只是佔位。真正的第一個有資料的節點，是在第二個節點開始的。
- 當h != t時： 如果(s = h.next) == null，等待佇列正在有執行緒進行初始化，但只是進行到了Tail指向Head，沒有將Head指向Tail，此時佇列中有元素，需要返回True（這塊具體見下邊程式碼分析）。
- 如果(s = h.next) != null，說明此時佇列中至少有一個有效節點。
- 如果此時s.thread == Thread.currentThread()，說明等待佇列的第一個有效節點中的執行緒與當前執行緒相同，那麼當前執行緒是可以獲取資源的；
- 如果s.thread != Thread.currentThread()，說明等待佇列的第一個有效節點執行緒與當前執行緒不同，當前執行緒必須加入進等待佇列。
如果這上面沒有看懂，沒有關係，先來分析一下構建整個佇列的過程；
- addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
// tail為對尾，賦值給pred
Node pred = tail;
// 判斷pred是否為空，其實就是判斷對尾是否有節點，其實只要佇列被初始化了對尾肯定不為空
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
- enq
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;
}
}
}
}
用一張圖來分析一下，整個佇列構建過程；
-
（1）通過Node(Thread thread, Node mode) 方法構建一個node節點（node2），此時的nextWaiter為空，執行緒不為空，是當前執行緒；
-
（2）如果隊尾為空，則說明佇列未建立，呼叫enq構建第一個虛擬節點（node1），通過compareAndSetHead方法構建一個頭節點，需要注意的是該頭節點thread是null，後續很多都是用執行緒是否為null來判讀是否為第一個虛擬節點；
-
（3）將node1 cas設定為head
-
（4）將頭節點賦值為tail = head
-
（5）進入下一次for迴圈時，會走到else分支，會將傳入的node的指向頭部節點的next，此時node2的prev指向node1（tail）
-
（6）將node2 cas設定為tail；
-
（7）將node2指向node1的next；
經過上面的步驟，就構建了一個長度為2的佇列；
新增第二個佇列時，走的是這段程式碼，流程就簡單多了，程式碼如下
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
再看一下h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());因為整個構建過程並不是原子操作，所以這個條件判斷，現在再是不是就看明白了？
- 當h != t時（3）步驟已經完成： 如果(s = h.next) == null 此時步驟（4）未完成，等待佇列正在有執行緒進行初始化，但只是進行到了Tail指向Head，沒有將Head指向Tail，此時佇列中有元素，需要返回True
- 如果(s = h.next) != null，說明此時佇列中至少有一個有效節點。
- 如果此時s.thread == Thread.currentThread()，說明等待佇列的第一個有效節點中的執行緒與當前執行緒相同，那麼當前執行緒是可以獲取資源的；
- 如果s.thread != Thread.currentThread()，說明等待佇列的第一個有效節點執行緒與當前執行緒不同，當前執行緒必須加入進等待佇列。
acquireQueued
addWaiter方法其實就是把對應的執行緒以Node的資料結構形式加入到雙端佇列裡，返回的是一個包含該執行緒的Node。而這個Node會作為引數，進入到acquireQueued方法中。acquireQueued方法可以對排隊中的執行緒進行“獲鎖”操作。總的來說，一個執行緒獲取鎖失敗了，被放入等待佇列，acquireQueued會把放入佇列中的執行緒不斷去獲取鎖，直到獲取成功或者不再需要獲取（中斷）。
下面通過程式碼從“何時出佇列？”和“如何出佇列？”兩個方向來分析一下acquireQueued原始碼：
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
// 標記是否成功拿到資源
boolean failed = true;
try {
// 標記等待過程中是否中斷過
boolean interrupted = false;
for (;;) {
// 獲取當前節點的前驅節點，有兩種情況；1、上一個節點為頭部；2上一個節點不為頭部
final Node p = node.predecessor();
// 如果p是頭結點，說明當前節點在真實資料佇列的首部，就嘗試獲取鎖（頭結點是虛節點）
// 因為第一次tryAcquire判斷是否需要排隊，如果需要排隊，那麼我就入隊，此處再重試一次
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// 獲取鎖成功，頭指標移動到當前node
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
// 說明p為頭節點且當前沒有獲取到鎖（可能是非公平鎖被搶佔了）或者是p不為頭結點，這個時候就要判斷當前node是否要被阻塞（被阻塞條件：前驅節點的waitStatus為-1），防止無限迴圈浪費資源。具體兩個方法下面細細分析
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
// 成功拿到資源，準備釋放
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
setHead
設定當前節點為頭節點，並且將node.thread為空（剛才提到判斷是否為頭部虛擬節點的條件就是node.thread == null。waitStatus狀態併為修改，等下我們再分析；
private void setHead(Node node) {
head = node;
node.thread = null;
node.prev = null;
}
shouldParkAfterFailedAcquire
接下來看shouldParkAfterFailedAcquire程式碼，需要注意的是，每一個新建立Node的節點是被下一個排隊的node設定為等待狀態為SIGNAL， 這裡比較難以理解為什麼需要去改變上一個節點的park狀態？
每個node都有一個狀態，預設為0，表示無狀態，-1表示在park；當時不能自己把自己改成-1狀態？因為你得確定你自己park了才是能改為-1；所以只能先park；在改狀態；但是問題你自己都park了；完全釋放CPU資源了，故而沒有辦法執行任何程式碼了，所以只能別人來改；故而可以看到每次都是自己的後一個節點把自己改成-1狀態；
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
// 獲取前驅節點的狀態
int ws = pred.waitStatus;
// 說明頭結點處於喚醒狀態
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
// static final int CANCELLED = 1; // 表示執行緒獲取鎖的請求已經取消了
// static final int SIGNAL = -1; // 表示執行緒已經準備好了，就等資源釋放了
// static final int CONDITION = -2; // 表示節點在等待佇列中，節點執行緒等待喚醒
// static final int PROPAGATE = -3; // 當前執行緒處在SHARED情況下，該欄位才會使用
if (ws > 0) {
do {
// 把取消節點從佇列中剔除
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
// 設定前任節點等待狀態為SIGNAL
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
parkAndCheckInterrupt
呼叫LockSupport.park掛起當前執行緒，自己已經park，無法再修改狀態了！
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
// 調⽤用park()使執行緒進⼊入waiting狀態
LockSupport.park(this);
// 如果被喚醒，檢視⾃自⼰己是不不是被中斷的，這⾥裡裡先清除⼀下標記位
return Thread.interrupted();
}
shouldParkAfterFailedAcquire的整個流程還是比較清晰的，如果不清楚，可以參考美團畫的流程圖；
cancelAcquire
通過上面的分析，當failed為true時，也就意味著park結束，執行緒被喚醒了，for迴圈已經跳出，開始執行cancelAcquire，通過cancelAcquire方法，將Node的狀態標記為CANCELLED；程式碼如下：
private void cancelAcquire(Node node) {
// 將無效節點過濾
if (node == null)
return;
// 設定該節點不關聯任何執行緒，也就是虛節點（上面已經提到，node.thread = null是判讀是否是頭節點的條件）
node.thread = null;
Node pred = node.prev;
// 通過前驅節點，處理waitStatus > 0的node
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// 把當前node的狀態設定為CANCELLED，當下一個node排隊結束時，自己就會被上一行程式碼處理掉；
Node predNext = pred.next;
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// 如果當前節點是尾節點，將從後往前的第一個非取消狀態的節點設定為尾節點，更新失敗的話，則進入else，如果更新成功，將tail的後繼節點設定為null
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
// 把自己設定為null
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
int ws;
// 如果當前節點不是head的後繼節點
// 1:判斷當前節點前驅節點的是否為SIGNAL
// 2:如果不是，則把前驅節點設定為SINGAL看是否成功
// 如果1和2中有一個為true，再判斷當前節點的執行緒是否為null
// 如果上述條件都滿足，把當前節點的前驅節點的後繼指標指向當前節點的後繼節點
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 {
// 如果當前節點是head的後繼節點，或者上述條件不滿足，那就喚醒當前節點的後繼節點
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // help GC
}
}
當前的流程：
-
獲取當前節點的前驅節點，如果前驅節點的狀態是CANCELLED，那就一直往前遍歷，找到第一個waitStatus <= 0的節點，將找到的Pred節點和當前Node關聯，將當前Node設定為CANCELLED。
-
根據當前節點的位置，考慮以下三種情況：
(1) 當前節點是尾節點。
(2) 當前節點是Head的後繼節點。
(3) 當前節點不是Head的後繼節點，也不是尾節點。
（1）當前節點時尾節點
（2）當前節點是Head的後繼節點。
這張圖描述的是這段程式碼：unparkSuccessor
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;
}
（3）當前節點不是Head的後繼節點，也不是尾節點。
這張圖描述的是這段程式碼跟（2）一樣；
通過上面的圖，你會發現所有的變化都是對Next指標進行了操作，而沒有對Prev指標進行操作，原因是執行cancelAcquire的時候，當前節點的前置節點可能已經從佇列中出去了（已經執行過Try程式碼塊中的shouldParkAfterFailedAcquire方法了），也就是下圖中程式碼1和程式碼2直接的間隙就會出現這種情況，此時修改Prev指標，有可能會導致Prev指向另一個已經移除佇列的Node，因此這塊變化Prev指標不安全。
unlock解鎖
解鎖時並不區分公平和不公平，因為ReentrantLock實現了鎖的可重入，可以進一步的看一下時如何處理的，上程式碼：
public void unlock() {
sync.release(1);
}
release
public final boolean release(int arg) {
// 自定義的tryRelease如果返回true，說明該鎖沒有被任何執行緒持有
if (tryRelease(arg)) {
// 獲取頭結點
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
// 頭結點不為空並且頭結點的waitStatus不是初始化節點情況，解除執行緒掛起狀態
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
這裡的判斷條件為什麼是h != null && h.waitStatus != 0
- h == null Head還沒初始化。初始情況下，head == null，第一個節點入隊，Head會被初始化一個虛擬節點。如果還沒來得及入隊，就會出現head == null 的情況。
- h != null && waitStatus == 0 表明後繼節點對應的執行緒仍在執行中，不需要喚醒。
- h != null && waitStatus < 0 表明後繼節點可能被阻塞了，需要喚醒，(還記得一個node是在shouldParkAfterFailedAcquire方法中被設定為SIGNAL = -1的吧？不記得翻看一下上面吧)
tryRelease
protected final boolean tryRelease(int releases) {
// 減少可重入次數，setState(c);
int c = getState() - releases;
// 當前執行緒不是持有鎖的執行緒，丟擲異常
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
// 如果持有執行緒全部釋放，將當前獨佔鎖所有執行緒設定為null，並更新state
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
unparkSuccessor
這個方法在cancelAcquire其實也用到了，簡單分析一下
// 如果當前節點是head的後繼節點，或者上述條件不滿足，就喚醒當前節點的後繼節點unparkSuccessor(node);
private void unparkSuccessor(Node node) {
// 獲取結點waitStatus，CAS設定狀態state=0
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
// 獲取當前節點的下一個節點
Node s = node.next;
// 如果下個節點是null或者下個節點被cancelled，就找到佇列最開始的非cancelled的節點
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 就從尾部節點開始找，到隊首，找到佇列第一個waitStatus<0的節點。
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
// 如果當前節點的下個節點不為空，而且狀態<=0，就把當前節點unpark
if (s != null）
LockSupport.unpark(s.thread);
}
為什麼要從後往前找第一個非Cancelled的節點呢？
原因1:addWaiter方法並非原子，構建連結串列結構時如下圖中 1、2間隙執行unparkSuccessor，此時連結串列是不完整的，沒辦法從前往後找了；
原因2:還有一點原因，在產生CANCELLED狀態節點的時候，先斷開的是Next指標，Prev指標並未斷開，因此也是必須要從後往前遍歷才能夠遍歷完全部的Node；
中斷恢復
喚醒後，會執行return Thread.interrupted();，這個函式返回的是當前執行執行緒的中斷狀態，並清除。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
acquireQueued程式碼，當parkAndCheckInterrupt返回True或者False的時候，interrupted的值不同，但都會執行下次迴圈。如果這個時候獲取鎖成功，就會把當前interrupted返回。
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
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; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
如果acquireQueued為True，就會執行selfInterrupt方法。
該方法其實是為了中斷執行緒。但為什麼獲取了鎖以後還要中斷執行緒呢？這部分屬於Java提供的協作式中斷知識內容，感興趣同學可以查閱一下。這裡簡單介紹一下：
- 當中斷執行緒被喚醒時，並不知道被喚醒的原因，可能是當前執行緒在等待中被中斷，也可能是釋放了鎖以後被喚醒。因此我們通過Thread.interrupted()方法檢查中斷標記（該方法返回了當前執行緒的中斷狀態，並將當前執行緒的中斷標識設定為False），並記錄下來，如果發現該執行緒被中斷過，就再中斷一次。
- 執行緒在等待資源的過程中被喚醒，喚醒後還是會不斷地去嘗試獲取鎖，直到搶到鎖為止。也就是說，在整個流程中，並不響應中斷，只是記錄中斷記錄。最後搶到鎖返回了，那麼如果被中斷過的話，就需要補充一次中斷。
這裡的處理方式主要是運用執行緒池中基本運作單元Worder中的runWorker，通過Thread.interrupted()進行額外的判斷處理，可以看下ThreadPoolExecutor原始碼的判斷條件；
其它
AQS在JUC中有⽐比較⼴廣泛的使⽤用，以下是主要使⽤用的地⽅方：
- ReentrantLock：使⽤用AQS儲存鎖重複持有的次數。當⼀一個執行緒獲取鎖時， ReentrantLock記錄當
前獲得鎖的執行緒標識，⽤用於檢測是否重複獲取，以及錯誤執行緒試圖解鎖操作時異常情況的處理理。 - Semaphore：使⽤用AQS同步狀態來儲存訊號量量的當前計數。 tryRelease會增加計數，
acquireShared會減少計數。 - CountDownLatch：使⽤用AQS同步狀態來表示計數。計數為0時，所有的Acquire操作
（CountDownLatch的await⽅方法）才可以通過。 - ReentrantReadWriteLock：使⽤用AQS同步狀態中的16位儲存寫鎖持有的次數，剩下的16位⽤用於保
存讀鎖的持有次數。 - ThreadPoolExecutor： Worker利利⽤用AQS同步狀態實現對獨佔執行緒變數量的設定（tryAcquire和
tryRelease）。
至此，通過ReentrantLock分析AQS的實現原理一家完畢，需要說明的是，此文深度參考了美團分析的ReentrantLock，是參考連結的第三個，有興趣可以對比差異，感謝！
