出處：
http://www.cnblogs.com/maypattis/p/6403682.html

1 synchronized和lock

1.1 synchronized的侷限性

synchronized是java內置的關鍵字，它提供了一種獨佔的加鎖方式。synchronized的獲取和釋放鎖由JVM實現，用戶不需要顯示的釋放鎖，非常方便。然而synchronized也有一定的侷限性，例如：
1. 當線程嘗試獲取鎖的時候，如果獲取不到鎖會一直阻塞。
2. 如果獲取鎖的線程進入休眠或者阻塞，除非當前線程異常，否則其他線程嘗試獲取鎖必須一直等待。

JDK1.5之後發佈，加入了Doug Lea實現的concurrent包。包內提供了Lock類，用來提供更多擴展的加鎖功能。Lock彌補了synchronized的侷限，提供了更加細粒度的加鎖功能。

1.2 Lock簡介

Lock api如下

void lock();
void lockInterruptibly() throws InterruptedException;
boolean tryLock();
boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
void unlock();
Condition newCondition();

其中最常用的就是lock和unlock操作了。因爲使用lock時，需要手動的釋放鎖，所以需要使用try..catch來包住業務代碼，並且在finally中釋放鎖。典型使用如下

private Lock lock = new ReentrantLock();

public void test(){
    lock.lock();
    try{
        doSomeThing();
    }catch (Exception e){
        // ignored
    }finally {
        lock.unlock();
    }
}

2 AQS

AbstractQueuedSynchronizer簡稱AQS，是一個用於構建鎖和同步容器的框架。事實上concurrent包內許多類都是基於AQS構建，例如ReentrantLock，Semaphore，CountDownLatch，ReentrantReadWriteLock，FutureTask等。AQS解決了在實現同步容器時設計的大量細節問題。

AQS使用一個FIFO的隊列表示排隊等待鎖的線程，隊列頭節點稱作“哨兵節點”或者“啞節點”，它不與任何線程關聯。其他的節點與等待線程關聯，每個節點維護一個等待狀態waitStatus。如圖

AQS中還有一個表示狀態的字段state，例如ReentrantLock用它表示線程重入鎖的次數，Semaphore用它表示剩餘的許可數量，FutureTask用它表示任務的狀態。對state變量值的更新都採用CAS操作保證更新操作的原子性。

AbstractQueuedSynchronizer繼承了AbstractOwnableSynchronizer，這個類只有一個變量：exclusiveOwnerThread，表示當前佔用該鎖的線程，並且提供了相應的get，set方法。

理解AQS可以幫助我們更好的理解JCU包中的同步容器。

3 lock()與unlock()實現原理

3.1 基礎知識

ReentrantLock是Lock的默認實現之一。那麼lock()和unlock()是怎麼實現的呢？首先我們要弄清楚幾個概念

可重入鎖。可重入鎖是指同一個線程可以多次獲取同一把鎖。ReentrantLock和synchronized都是可重入鎖。
可中斷鎖。可中斷鎖是指線程嘗試獲取鎖的過程中，是否可以響應中斷。synchronized是不可中斷鎖，而ReentrantLock則提供了中斷功能。
公平鎖與非公平鎖。公平鎖是指多個線程同時嘗試獲取同一把鎖時，獲取鎖的順序按照線程達到的順序，而非公平鎖則允許線程“插隊”。synchronized是非公平鎖，而ReentrantLock的默認實現是非公平鎖，但是也可以設置爲公平鎖。
CAS操作(CompareAndSwap)。CAS操作簡單的說就是比較並交換。CAS 操作包含三個操作數 —— 內存位置（V）、預期原值（A）和新值(B)。如果內存位置的值與預期原值相匹配，那麼處理器會自動將該位置值更新爲新值。否則，處理器不做任何操作。無論哪種情況，它都會在 CAS 指令之前返回該位置的值。CAS 有效地說明了“我認爲位置 V 應該包含值 A；如果包含該值，則將 B 放到這個位置；否則，不要更改該位置，只告訴我這個位置現在的值即可。” Java併發包(java.util.concurrent)中大量使用了CAS操作,涉及到併發的地方都調用了sun.misc.Unsafe類方法進行CAS操作。

3.2 內部結構

ReentrantLock提供了兩個構造器，分別是

public ReentrantLock() {
    sync = new NonfairSync();
}

public ReentrantLock(boolean fair) {
    sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}

默認構造器初始化爲NonfairSync對象，即非公平鎖，而帶參數的構造器可以指定使用公平鎖和非公平鎖。由lock()和unlock的源碼可以看到，它們只是分別調用了sync對象的lock()和release(1)方法。

Sync是ReentrantLock的內部類，它的結構如下

可以看到Sync擴展了AbstractQueuedSynchronizer。

3.3 NonfairSync

我們從源代碼出發，分析非公平鎖獲取鎖和釋放鎖的過程。

3.3.1 lock()

lock()源碼如下

final void lock() {
    if (compareAndSetState(0, 1))
        setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
    else
        acquire(1);
}

首先用一個CAS操作，判斷state是否是0（表示當前鎖未被佔用），如果是0則把它置爲1，並且設置當前線程爲該鎖的獨佔線程，表示獲取鎖成功。當多個線程同時嘗試佔用同一個鎖時，CAS操作只能保證一個線程操作成功，剩下的只能乖乖的去排隊啦。

“非公平”即體現在這裏，如果佔用鎖的線程剛釋放鎖，state置爲0，而排隊等待鎖的線程還未喚醒時，新來的線程就直接搶佔了該鎖，那麼就“插隊”了。

若當前有三個線程去競爭鎖，假設線程A的CAS操作成功了，拿到了鎖開開心心的返回了，那麼線程B和C則設置state失敗，走到了else裏面。我們往下看acquire。

acquire(arg)

public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) &&
        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

代碼非常簡潔，但是背後的邏輯卻非常複雜，可見Doug Lea大神的編程功力。

第一步。tryAcquire(arg)，嘗試去獲取鎖。如果嘗試獲取鎖成功，方法直接返回。

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
    //獲取當前線程
    final Thread current = Thread.currentThread();
    //獲取state變量值
    int c = getState();
    if (c == 0) { //沒有線程佔用鎖
        if (compareAndSetState(0, acquires)) {
            //佔用鎖成功,設置獨佔線程爲當前線程
            setExclusiveOwnerThread(current);
            return true;
        }
    } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { //當前線程已經佔用該鎖
        int nextc = c + acquires;
        if (nextc < 0) // overflow
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        // 更新state值爲新的重入次數
        setState(nextc);
        return true;
    }
    //獲取鎖失敗
    return false;
}

非公平鎖tryAcquire的流程是：檢查state字段，若爲0，表示鎖未被佔用，那麼嘗試佔用，若不爲0，檢查當前鎖是否被自己佔用，若被自己佔用，則更新state字段，表示重入鎖的次數。如果以上兩點都沒有成功，則獲取鎖失敗，返回false。

第二步，入隊。由於上文中提到線程A已經佔用了鎖，所以B和C執行tryAcquire失敗，並且入等待隊列。如果線程A拿着鎖死死不放，那麼B和C就會被掛起。

先看下入隊的過程。
先看addWaiter(Node.EXCLUSIVE)

/**
 * 將新節點和當前線程關聯並且入隊列
 * @param mode 獨佔/共享
 * @return 新節點
 */
private Node addWaiter(Node mode) {
    //初始化節點,設置關聯線程和模式(獨佔 or 共享)
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
    // 獲取尾節點引用
    Node pred = tail;
    // 尾節點不爲空,說明隊列已經初始化過
    if (pred != null) {
        node.prev = pred;
        // 設置新節點爲尾節點
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }
    // 尾節點爲空,說明隊列還未初始化,需要初始化head節點併入隊新節點
    enq(node);
    return node;
}

B、C線程同時嘗試入隊列，由於隊列尚未初始化，tail==null，故至少會有一個線程會走到enq(node)。我們假設同時走到了enq(node)裏。

/**
 * 初始化隊列並且入隊新節點
 */
private Node enq(final Node node) {
    //開始自旋
    for (;;) {
        Node t = tail;
        if (t == null) { // Must initialize
            // 如果tail爲空,則新建一個head節點,並且tail指向head
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                tail = head;
        } else {
            node.prev = t;
            // tail不爲空,將新節點入隊
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

這裏體現了經典的自旋+CAS組合來實現非阻塞的原子操作。由於compareAndSetHead的實現使用了unsafe類提供的CAS操作，所以只有一個線程會創建head節點成功。假設線程B成功，之後B、C開始第二輪循環，此時tail已經不爲空，兩個線程都走到else裏面。假設B線程compareAndSetTail成功，那麼B就可以返回了，C由於入隊失敗還需要第三輪循環。最終所有線程都可以成功入隊。

當B、C入等待隊列後，此時AQS隊列如下：

第三步，掛起。B和C相繼執行acquireQueued(final Node node, int arg)。這個方法讓已經入隊的線程嘗試獲取鎖，若失敗則會被掛起。

/**
 * 已經入隊的線程嘗試獲取鎖
 */
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    boolean failed = true; //標記是否成功獲取鎖
    try {
        boolean interrupted = false; //標記線程是否被中斷過
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor(); //獲取前驅節點
            //如果前驅是head,即該結點已成老二，那麼便有資格去嘗試獲取鎖
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                setHead(node); // 獲取成功,將當前節點設置爲head節點
                p.next = null; // 原head節點出隊,在某個時間點被GC回收
                failed = false; //獲取成功
                return interrupted; //返回是否被中斷過
            }
            // 判斷獲取失敗後是否可以掛起,若可以則掛起
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                // 線程若被中斷,設置interrupted爲true
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

code裏的註釋已經很清晰的說明了acquireQueued的執行流程。假設B和C在競爭鎖的過程中A一直持有鎖，那麼它們的tryAcquire操作都會失敗，因此會走到第2個if語句中。我們再看下shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt都做了哪些事吧。

/**
 * 判斷當前線程獲取鎖失敗之後是否需要掛起.
 */
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
    //前驅節點的狀態
    int ws = pred.waitStatus;
    if (ws == Node.SIGNAL)
        // 前驅節點狀態爲signal,返回true
        return true;
    // 前驅節點狀態爲CANCELLED
    if (ws > 0) {
        // 從隊尾向前尋找第一個狀態不爲CANCELLED的節點
        do {
            node.prev = pred = pred.prev;
        } while (pred.waitStatus > 0);
        pred.next = node;
    } else {
        // 將前驅節點的狀態設置爲SIGNAL
        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    }
    return false;
}

/**
 * 掛起當前線程,返回線程中斷狀態並重置
 */
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    LockSupport.park(this);
    return Thread.interrupted();
}

線程入隊後能夠掛起的前提是，它的前驅節點的狀態爲SIGNAL，它的含義是“Hi，前面的兄弟，如果你獲取鎖並且出隊後，記得把我喚醒！”。所以shouldParkAfterFailedAcquire會先判斷當前節點的前驅是否狀態符合要求，若符合則返回true，然後調用parkAndCheckInterrupt，將自己掛起。如果不符合，再看前驅節點是否>0(CANCELLED)，若是那麼向前遍歷直到找到第一個符合要求的前驅，若不是則將前驅節點的狀態設置爲SIGNAL。

整個流程中，如果前驅結點的狀態不是SIGNAL，那麼自己就不能安心掛起，需要去找個安心的掛起點，同時可以再嘗試下看有沒有機會去嘗試競爭鎖。

最終隊列可能會如下圖所示

線程B和C都已經入隊，並且都被掛起。當線程A釋放鎖的時候，就會去喚醒線程B去獲取鎖啦。

3.3.2 unlock()

unlock相對於lock就簡單很多。源碼如下

public void unlock() {
    sync.release(1);
}

public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

如果理解了加鎖的過程，那麼解鎖看起來就容易多了。流程大致爲先嚐試釋放鎖，若釋放成功，那麼查看頭結點的狀態是否爲SIGNAL，如果是則喚醒頭結點的下個節點關聯的線程，如果釋放失敗那麼返回false表示解鎖失敗。這裏我們也發現了，每次都只喚起頭結點的下一個節點關聯的線程。

最後我們再看下tryRelease的執行過程

/**
 * 釋放當前線程佔用的鎖
 * @param releases
 * @return 是否釋放成功
 */
protected final boolean tryRelease(int releases) {
    // 計算釋放後state值
    int c = getState() - releases;
    // 如果不是當前線程佔用鎖,那麼拋出異常
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    boolean free = false;
    if (c == 0) {
        // 鎖被重入次數爲0,表示釋放成功
        free = true;
        // 清空獨佔線程
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    // 更新state值
    setState(c);
    return free;
}

最後我們再看下tryRelease的執行過程

/**
 * 釋放當前線程佔用的鎖
 * @param releases
 * @return 是否釋放成功
 */
protected final boolean tryRelease(int releases) {
    // 計算釋放後state值
    int c = getState() - releases;
    // 如果不是當前線程佔用鎖,那麼拋出異常
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    boolean free = false;
    if (c == 0) {
        // 鎖被重入次數爲0,表示釋放成功
        free = true;
        // 清空獨佔線程
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    // 更新state值
    setState(c);
    return free;
}

這裏入參爲1。tryRelease的過程爲：當前釋放鎖的線程若不持有鎖，則拋出異常。若持有鎖，計算釋放後的state值是否爲0，若爲0表示鎖已經被成功釋放，並且則清空獨佔線程，最後更新state值，返回free。

3.3.3 小結

用一張流程圖總結一下非公平鎖的獲取鎖的過程。

3.4 FairSync

公平鎖和非公平鎖不同之處在於，公平鎖在獲取鎖的時候，不會先去檢查state狀態，而是直接執行aqcuire(1)，這裏不再贅述。

4 超時機制

在ReetrantLock的tryLock(long timeout, TimeUnit unit) 提供了超時獲取鎖的功能。它的語義是在指定的時間內如果獲取到鎖就返回true，獲取不到則返回false。這種機制避免了線程無限期的等待鎖釋放。那麼超時的功能是怎麼實現的呢？我們還是用非公平鎖爲例來一探究竟。

public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit)
        throws InterruptedException {
    return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}

還是調用了內部類裏面的方法。我們繼續向前探究

public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
        throws InterruptedException {
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
    return tryAcquire(arg) ||
        doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}

這裏的語義是：如果線程被中斷了，那麼直接拋出InterruptedException。如果未中斷，先嚐試獲取鎖，獲取成功就直接返回，獲取失敗則進入doAcquireNanos。tryAcquire我們已經看過，這裏重點看一下doAcquireNanos做了什麼。

/**
 * 在有限的時間內去競爭鎖
 * @return 是否獲取成功
 */
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
        throws InterruptedException {
    // 起始時間
    long lastTime = System.nanoTime();
    // 線程入隊
    final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
    boolean failed = true;
    try {
        // 又是自旋!
        for (;;) {
            // 獲取前驅節點
            final Node p = node.predecessor();
            // 如果前驅是頭節點並且佔用鎖成功,則將當前節點變成頭結點
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                setHead(node);
                p.next = null; // help GC
                failed = false;
                return true;
            }
            // 如果已經超時,返回false
            if (nanosTimeout <= 0)
                return false;
            // 超時時間未到,且需要掛起
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
                // 阻塞當前線程直到超時時間到期
                LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
            long now = System.nanoTime();
            // 更新nanosTimeout
            nanosTimeout -= now - lastTime;
            lastTime = now;
            if (Thread.interrupted())
                //相應中斷
                throw new InterruptedException();
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

doAcquireNanos的流程簡述爲：線程先入等待隊列，然後開始自旋，嘗試獲取鎖，獲取成功就返回，失敗則在隊列裏找一個安全點把自己掛起直到超時時間過期。這裏爲什麼還需要循環呢？因爲當前線程節點的前驅狀態可能不是SIGNAL，那麼在當前這一輪循環中線程不會被掛起，然後更新超時時間，開始新一輪的嘗試

5 總結

ReentrantLock的核心功能講解差不多落下帷幕，理解AQS，就很容易理解ReentrantLock的實現原理。文中慘雜着筆者的個人理解，如有不正之處，還望指正。

ReentrantLock實現原理

1 synchronized和lock

1.1 synchronized的侷限性

1.2 Lock簡介

2 AQS

3 lock()與unlock()實現原理

3.1 基礎知識

3.2 內部結構

3.3 NonfairSync

3.3.1 lock()

3.3.2 unlock()

3.3.3 小結

3.4 FairSync

4 超時機制

5 總結

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