多線程基礎之AQS

一 AQS:是抽象的隊列式的同步器
內部定義了很多鎖相關的方法，我們熟知的ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch、Semaphore等都是基於AQS來實現的。
我們先看下AQS相關的UML圖：

1
AQS實現原理
AQS中維護了一個volatile int state（代表共享資源）和一個FIFO線程等待隊列（多線程爭用資源被阻塞時會進入此隊列）。
這裏volatile能夠保證多線程下的可見性，當state=1則代表當前對象鎖已經被佔有，其他線程來加鎖時則會失敗，加鎖失敗的線程會被放入一個FIFO的等待隊列中，比列會被UNSAFE.park()操作掛起，等待其他獲取鎖的線程釋放鎖才能夠被喚醒。
另外state的操作都是通過CAS來保證其併發修改的安全性。
具體原理我們可以用一張圖來簡單概括：

AQS 中提供了很多關於鎖的實現方法，
getState()：獲取鎖的標誌state值
setState()：設置鎖的標誌state值
tryAcquire(int)：獨佔方式獲取鎖。嘗試獲取資源，成功則返回true，失敗則返回false。
tryRelease(int)：獨佔方式釋放鎖。嘗試釋放資源，成功則返回true，失敗則返回false。
這裏還有一些方法並沒有列出來，接下來我們以ReentrantLock作爲突破點通過源碼和畫圖的形式一步步瞭解AQS內部實現原理。

2
目錄結構
文章準備模擬多線程競爭鎖、釋放鎖的場景來進行分析AQS源碼：
三個線程(線程一、線程二、線程三)同時來加鎖/釋放鎖
目錄如下：
線程一加鎖成功時AQS內部實現
線程二/三加鎖失敗時AQS中等待隊列的數據模型
線程一釋放鎖及線程二獲取鎖實現原理
通過線程場景來講解公平鎖具體實現原理
通過線程場景來講解Condition中await()和signal()實現原理
這裏會通過畫圖來分析每個線程加鎖、釋放鎖後AQS內部的數據結構和實現原理

3
場景分析
線程一加鎖成功

如果同時有三個線程併發搶佔鎖，此時線程一搶佔鎖成功，線程二和線程三搶佔鎖失敗，具體執行流程如下：

此時AQS內部數據爲

線程二、線程三加鎖失敗：

有圖可以看出，等待隊列中的節點Node是一個雙向鏈表，這裏SIGNAL是Node中waitStatus屬性，Node中還有一個nextWaiter屬性，這個並未在圖中畫出來，這個到後面Condition會具體講解的。
具體看下搶佔鎖代碼實現：
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);
}

}
這裏使用的ReentrantLock非公平鎖，線程進來直接利用CAS嘗試搶佔鎖，如果搶佔成功state值回被改爲1，且設置對象獨佔鎖線程爲當前線程。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;
}
線程二搶佔鎖失敗

我們按照真實場景來分析，線程一搶佔鎖成功後，state變爲1，線程二通過CAS修改state變量必然會失敗。此時AQS中FIFO(First In First Out 先進先出)隊列中數據如圖所示：

我們將線程二執行的邏輯一步步拆解來看：
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()的具體實現：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()方法中首先會獲取state的值，如果不爲0則說明當前對象的鎖已經被其他線程所佔有，接着判斷佔有鎖的線程是否爲當前線程，如果是則累加state值，這就是可重入鎖的具體實現，累加state值，釋放鎖的時候也要依次遞減state值。
如果state爲0，則執行CAS操作，嘗試更新state值爲1，如果更新成功則代表當前線程加鎖成功。
以線程二爲例，因爲線程一已經將state修改爲1，所以線程二通過CAS修改state的值不會成功。加鎖失敗。
線程二執行tryAcquire()後會返回false，接着執行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)邏輯，將自己加入到一個FIFO等待隊列中，代碼實現如下：
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;
}
這段代碼首先會創建一個和當前線程綁定的Node節點，Node爲雙向鏈表。此時等待對內中的tail指針爲空，直接調用enq(node)方法將當前線程加入等待隊列尾部：
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;
}
}
}
}
第一遍循環時tail指針爲空，進入if邏輯，使用CAS操作設置head指針，將head指向一個新創建的Node節點。此時AQS中數據：

執行完成之後，head、tail、t都指向第一個Node元素。
接着執行第二遍循環，進入else邏輯，此時已經有了head節點，這裏要操作的就是將線程二對應的Node節點掛到head節點後面。此時隊列中就有了兩個Node節點：

addWaiter()方法執行完後，會返回當前線程創建的節點信息。繼續往後執行acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)邏輯，此時傳入的參數爲線程二對應的Node節點信息：
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; // help GC
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()這個方法會先判斷當前傳入的Node對應的前置節點是否爲head，如果是則嘗試加鎖。加鎖成功過則將當前節點設置爲head節點，然後空置之前的head節點，方便後續被垃圾回收掉。
如果加鎖失敗或者Node的前置節點不是head節點，就會通過shouldParkAfterFailedAcquire方法將head節點的waitStatus變爲了SIGNAL=-1，最後執行parkAndChecknIterrupt方法，調用LockSupport.park()掛起當前線程。
此時AQS中的數據如下圖：

此時線程二就靜靜的待在AQS的等待隊列裏面了，等着其他線程釋放鎖來喚醒它。
線程三搶佔鎖失敗

看完了線程二搶佔鎖失敗的分析，那麼再來分析線程三搶佔鎖失敗就很簡單了，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;
}
此時等待隊列的tail節點指向線程二，進入if邏輯後，通過CAS指令將tail節點重新指向線程三。接着線程三調用enq()方法執行入隊操作，和上面線程二執行方式是一致的，入隊後會修改線程二對應的Node中的waitStatus=SIGNAL。最後線程三也會被掛起。此時等待隊列的數據如圖：

線程一釋放鎖

現在來分析下釋放鎖的過程，首先是線程一釋放鎖，釋放鎖後會喚醒head節點的後置節點，也就是我們現在的線程二，具體操作流程如下：

此時線程二已經被喚醒，繼續嘗試獲取鎖，如果獲取鎖失敗，則會繼續被掛起。如果獲取鎖成功，則AQS中數據如圖：

接着還是一步步拆解來看，先看看線程一釋放鎖的代碼：
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;
}
這裏首先會執行tryRelease()方法，這個方法具體實現在ReentrantLock中，如果tryRelease執行成功，則繼續判斷head節點的waitStatus是否爲0，前面我們已經看到過，head的waitStatue爲SIGNAL(-1)，這裏就會執行unparkSuccessor()方法來喚醒head的後置節點，也就是我們上面圖中線程二對應的Node節點。
此時看ReentrantLock.tryRelease()中的具體實現：
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©;
return free;
}
執行完ReentrantLock.tryRelease()後，state被設置成0，Lock對象的獨佔鎖被設置爲null。此時看下AQS中的數據：

接着執行java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor()方法，喚醒head的後置節點：
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);
}
這裏主要是將head節點的waitStatus設置爲0，然後解除head節點next的指向，使head節點空置，等待着被垃圾回收。
此時重新將head指針指向線程二對應的Node節點，且使用LockSupport.unpark方法來喚醒線程二。
被喚醒的線程二會接着嘗試獲取鎖，用CAS指令修改state數據。執行完成後可以查看AQS中數據：

此時線程二被喚醒，線程二接着之前被park的地方繼續執行，繼續執行acquireQueued()方法。
線程二喚醒繼續加鎖

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);
}
}
此時線程二被喚醒，繼續執行for循環，判斷線程二的前置節點是否爲head，如果是則繼續使用tryAcquire()方法來嘗試獲取鎖，其實就是使用CAS操作來修改state值，如果修改成功則代表獲取鎖成功。接着將線程二設置爲head節點，然後空置之前的head節點數據，被空置的節點數據等着被垃圾回收。
此時線程三獲取鎖成功，AQS中隊列數據如下：

等待隊列中的數據都等待着被垃圾回收。
線程二釋放鎖/線程三加鎖

當線程二釋放鎖時，會喚醒被掛起的線程三，流程和上面大致相同，被喚醒的線程三會再次嘗試加鎖，具體代碼可以參考上面內容。具體流程圖如下：

此時AQS中隊列數據如圖：

上面所有的加鎖場景都是基於非公平鎖來實現的，非公平鎖是ReentrantLock的默認實現，那我們接着來看一下公平鎖的實現原理，這裏先用一張圖來解釋公平鎖和非公平鎖的區別：
非公平鎖執行流程：

這裏我們還是用之前的線程模型來舉例子，當線程二釋放鎖的時候，喚醒被掛起的線程三，線程三執行tryAcquire()方法使用CAS操作來嘗試修改state值，如果此時又來了一個線程四也來執行加鎖操作，同樣會執行tryAcquire()方法。
這種情況就會出現競爭，線程四如果獲取鎖成功，線程三仍然需要待在等待隊列中被掛起。這就是所謂的非公平鎖，線程三辛辛苦苦排隊等到自己獲取鎖，卻眼巴巴的看到線程四插隊獲取到了鎖。
公平鎖執行流程：

公平鎖在加鎖的時候，會先判斷AQS等待隊列中是存在節點，如果存在節點則會直接入隊等待，具體代碼如下.
公平鎖在獲取鎖是也是首先會執行acquire()方法，只不過公平鎖單獨實現了tryAcquire()方法：
#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
這裏會執行ReentrantLock中公平鎖的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;
}
}
這裏會先判斷state值，如果不爲0且獲取鎖的線程不是當前線程，直接返回false代表獲取鎖失敗，被加入等待隊列。如果是當前線程則可重入獲取鎖。
如果state=0則代表此時沒有線程持有鎖，執行hasQueuedPredecessors()判斷AQS等待隊列中是否有元素存在，如果存在其他等待線程，那麼自己也會加入到等待隊列尾部，做到真正的先來後到，有序加鎖。具體代碼如下：
#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());
}
這段代碼很有意思，返回false代表隊列中沒有節點或者僅有一個節點是當前線程創建的節點。返回true則代表隊列中存在等待節點，當前線程需要入隊等待。

先判斷head是否等於tail，如果隊列中只有一個Node節點，那麼head會等於tail，接着判斷head的後置節點，這裏肯定會是null，如果此Node節點對應的線程和當前的線程是同一個線程，那麼則會返回false，代表沒有等待節點或者等待節點就是當前線程創建的Node節點。此時當前線程會嘗試獲取鎖。
如果head和tail不相等，說明隊列中有等待線程創建的節點，此時直接返回true，如果只有一個節點，而此節點的線程和當前線程不一致，也會返回true
非公平鎖和公平鎖的區別：非公平鎖性能高於公平鎖性能。非公平鎖可以減少CPU喚醒線程的開銷，整體的吞吐效率會高點，CPU也不必取喚醒所有線程，會減少喚起線程的數量
非公平鎖性能雖然優於公平鎖，但是會存在導致線程飢餓的情況。在最壞的情況下，可能存在某個線程一直獲取不到鎖。不過相比性能而言，飢餓問題可以暫時忽略，這可能就是ReentrantLock默認創建非公平鎖的原因之一了。

5
Condition實現原理

Condition 簡介
上面已經介紹了AQS所提供的核心功能，當然它還有很多其他的特性，這裏我們來繼續說下Condition這個組件。
Condition是在java 1.5中才出現的，它用來替代傳統的Object的wait()、notify()實現線程間的協作，相比使用Object的wait()、notify()，使用Condition中的await()、signal()這種方式實現線程間協作更加安全和高效。因此通常來說比較推薦使用Condition
其中AbstractQueueSynchronizer中實現了Condition中的方法，主要對外提供awaite(Object.wait())和signal(Object.notify())調用。
Condition Demo示例

使用示例代碼：
/**

ReentrantLock 實現源碼學習
@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("線程一加鎖成功");
         System.out.println("線程一執行await被掛起");
         condition.await();
         System.out.println("線程一被喚醒成功");
     } catch (Exception e) {
         e.printStackTrace();
     } finally {
         lock.unlock();
         System.out.println("線程一釋放鎖成功");
     }
 }).start();

 new Thread(() -> {
     lock.lock();
     try {
         System.out.println("線程二加鎖成功");
         condition.signal();
         System.out.println("線程二喚醒線程一");
     } finally {
         lock.unlock();
         System.out.println("線程二釋放鎖成功");
     }
 }).start();

}
}
執行結果如下圖：

這裏線程一先獲取鎖，然後使用await()方法掛起當前線程並釋放鎖，線程二獲取鎖後使用signal喚醒線程一。
Condition實現原理圖解

我們還是用上面的demo作爲實例，執行的流程如下

線程一執行await()方法：
先看下具體的代碼實現，#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()方法中首先調用addConditionWaiter()將當前線程加入到Condition隊列中。
執行完後我們可以看下Condition隊列中的數據：

具體實現代碼爲：
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;
}
這裏會用當前線程創建一個Node節點，waitStatus爲CONDITION。接着會釋放該節點的鎖，調用之前解析過的release()方法，釋放鎖後此時會喚醒被掛起的線程二，線程二會繼續嘗試獲取鎖。
接着調用isOnSyncQueue()方法判斷當前節點是否爲Condition隊列中的頭部節點，如果是則調用LockSupport.park(this)掛起Condition中當前線程。此時線程一被掛起，線程二獲取鎖成功。
具體流程如下圖：

線程二執行signal()方法：
首先我們考慮下線程二已經獲取到鎖，此時AQS等待隊列中已經沒有了數據。
接着就來看看線程二喚醒線程一的具體執行流程：
public final void signal() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter;
if (first != null)
doSignal(first);
}
先判斷當前線程是否爲獲取鎖的線程，如果不是則直接拋出異常。接着調用doSignal()方法來喚醒線程。
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;
}
}
}
}
這裏先從transferForSignal()方法來看，通過上面的分析我們知道Condition隊列中只有線程一創建的一個Node節點，且waitStatue爲CONDITION，先通過CAS修改當前節點waitStatus爲0，然後執行enq()方法將當前線程加入到等待隊列中，並返回當前線程的前置節點。
加入等待隊列的代碼在上面也已經分析過，此時等待隊列中數據如下圖：

接着開始通過CAS修改當前節點的前置節點waitStatus爲SIGNAL，並且喚醒當前線程。此時AQS中等待隊列數據爲：

線程一被喚醒後，繼續執行await()方法中的 while 循環。
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);
}
因爲此時線程一的waitStatus已經被修改爲0，所以執行isOnSyncQueue()方法會返回false。跳出while循環。
接着執行acquireQueued()方法，這裏之前也有講過，嘗試重新獲取鎖，如果獲取鎖失敗繼續會被掛起。直到另外線程釋放鎖才被喚醒。
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; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
此時線程一的流程都已經分析完了，等線程二釋放鎖後，線程一會繼續重試獲取鎖，流程到此終結。
Condition總結

我們總結下 Condition 和 wait/notify 的比較：
Condition 可以精準的對多個不同條件進行控制，wait/notify 只能和 synchronized 關鍵字一起使用，並且只能喚醒一個或者全部的等待隊列；
Condition 需要使用 Lock 進行控制，使用的時候要注意 lock() 後及時的 unlock()，Condition 有類似於 await 的機制，因此不會產生加鎖方式而產生的死鎖出現，同時底層實現的是 park/unpark 的機制，因此也不會產生先喚醒再掛起的死鎖，一句話就是不會產生死鎖，但是 wait/notify 會產生先喚醒再掛起的死鎖。

6
總結

這裏用了一步一圖的方式結合三個線程依次加鎖/釋放鎖來展示了ReentrantLock的實現方式和實現原理，而ReentrantLock底層就是基於AQS實現的，所以我們也對AQS有了深刻的理解。
另外還介紹了公平鎖與非公平鎖的實現原理，Condition的實現原理，基本上都是使用源碼+繪圖的講解方式，儘量讓大家更容易去理解。

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