AbstractQueuedSynchronizer 是 Doug Lea 大师创作的用来构建锁或者其他同步组件的基础框架类。J.U.C 中许多锁和并发工具类的核心实现都依赖于 AQS，如：ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、Semaphore、CountDownLatch 等。
AQS 的源码中 方法很多，但主要做了三件事情：
- 管理 同步状态；
- 维护 同步队列；
- 阻塞和唤醒 线程。
另外，从行为上来区分就是 获取锁 和 释放锁，从模式上来区分就是 独占锁 和 共享锁。
AQS 内部维护了一个 FIFO 队列来管理锁。线程首先会尝试获取锁，如果失败，则将当前线程以及等待状态等信息包成一个 Node 节点放入同步队列阻塞起来，当持有锁的线程释放锁时，就会唤醒队列中的后继线程。
while (不满足获取锁的条件) {
把当前线程包装成节点插入同步队列
if (需要阻塞当前线程)
阻塞当前线程直至被唤醒
}
将当前线程从同步队列中移除
修改同步状态
if (修改后的状态允许其他线程获取到锁)
唤醒后继线程
/**
* 当共享资源被某个线程占有，其他请求该资源的线程将会阻塞，从而进入同步队列。
* AQS 中的同步队列通过链表实现，下面的内部类 Node 便是其实现的载体
*/
static final class Node {
/* 用于标记一个节点在共享模式下等待 */
static final Node SHARED = new Node();
/* 用于标记一个节点在独占模式下等待 */
static final Node EXCLUSIVE = null;
/* 当前线程因为超时或者中断被取消。这是一个终结态，也就是状态到此为止 */
static final int CANCELLED = 1;
/**
* 当前线程的后继线程被阻塞或者即将被阻塞，当前线程释放锁或者取消后需要唤醒后继线程。
* 这个状态一般都是后继线程来设置前驱节点的
*/
static final int SIGNAL = -1;
/* 当前线程在condition队列中 */
static final int CONDITION = -2;
/**
* 用于将唤醒后继线程传递下去，这个状态的引入是为了完善和增强共享锁的唤醒机制。
* 在一个节点成为头节点之前，是不会跃迁为此状态的
*/
static final int PROPAGATE = -3;
/* 等待状态 */
volatile int waitStatus;
/* 前驱节点 */
volatile Node prev;
/* 后继节点 */
volatile Node next;
/* 节点对应的线程 */
volatile Thread thread;
/* 等待队列中的后继节点 */
Node nextWaiter;
/* 当前节点是否处于共享模式等待 */
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
/* 获取前驱节点，如果为空的话抛出空指针异常 */
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null) {
throw new NullPointerException();
} else {
return p;
}
}
Node() {
}
/* addWaiter会调用此构造函数 */
Node(Thread thread, Node mode) {
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
/* Condition会用到此构造函数 */
Node(Thread thread, int waitStatus) {
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}/**
* 首先尝试获取一次锁，如果成功，则返回；
* 否则会把当前线程包装成Node插入到队列中，在队列中会检测是否为head的直接后继，并尝试获取锁,
* 如果获取失败，则阻塞当前线程，直至被 "释放锁的线程" 唤醒或者被中断，随后再次尝试获取锁，如此反复
*/
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
/**
* 在队列中新增一个节点
*/
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
// 快速尝试
if (pred != null) {
node.prev = pred;
// 通过CAS在队尾插入当前节点
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
// 初始情况或者在快速尝试失败后插入节点
enq(node);
return node;
}
/**
* 通过循环+CAS在队列中成功插入一个节点后返回
*/
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
// 初始化head和tail
if (t == null) {
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
/*
* AQS的精妙在于很多细节代码，比如需要用CAS往队尾里增加一个元素
* 此处的else分支是先在CAS的if前设置node.prev = t，而不是在CAS成功之后再设置。
* 一方面是基于CAS的双向链表插入目前没有完美的解决方案，另一方面这样子做的好处是：
* 保证每时每刻tail.prev都不会是一个null值，否则如果node.prev = t
* 放在下面if的里面，会导致一个瞬间tail.prev = null，这样会使得队列不完整
*/
node.prev = t;
// CAS设置tail为node，成功后把老的tail也就是t连接到node
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
/**
* 在队列中的节点通过此方法获取锁
*/
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
/*
* 检测当前节点的前驱节点是否为head，这是试获取锁的资格。
* 如果是的话，则调用tryAcquire尝试获取锁，成功，则将head置为当前节点
*/
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
/*
* 如果未成功获取锁，则根据前驱节点判断是否要阻塞。
* 如果阻塞过程中被中断，则置interrupted标志位为true。
* shouldParkAfterFailedAcquire方法在前驱状态不为SIGNAL的情况下都会循环重试获取锁
*/
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
/**
* 根据前驱节点中的waitStatus来判断是否需要阻塞当前线程
*/
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
/*
* 前驱节点设置为SIGNAL状态，在释放锁的时候会唤醒后继节点，
* 所以后继节点（也就是当前节点）现在可以阻塞自己
*/
return true;
if (ws > 0) {
/*
* 前驱节点状态为取消，向前遍历，更新当前节点的前驱为往前第一个非取消节点。
* 当前线程会之后会再次回到循环并尝试获取锁
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
/**
* 等待状态为0或者PROPAGATE(-3)，设置前驱的等待状态为SIGNAL,
* 并且之后会回到循环再次重试获取锁
*/
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
/**
* 该方法实现某个node取消获取锁
*/
private void cancelAcquire(Node node) {
if (node == null)
return;
node.thread = null;
// 遍历并更新节点前驱，把node的prev指向前部第一个非取消节点
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// 记录pred节点的后继为predNext，后续CAS会用到
Node predNext = pred.next;
// 直接把当前节点的等待状态置为取消,后继节点即便也在cancel可以跨越node节点
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
/*
* 如果CAS将tail从node置为pred节点了
* 则剩下要做的事情就是尝试用CAS将pred节点的next更新为null以彻底切断pred和node的联系。
* 这样一来就断开了pred与pred的所有后继节点，这些节点由于变得不可达，最终会被回收掉。
* 由于node没有后继节点，所以这种情况到这里整个cancel就算是处理完毕了。
*
* 这里的CAS更新pred的next即使失败了也没关系，说明有其它新入队线程或者其它取消线程更新掉了。
*/
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
// 如果node还有后继节点，这种情况要做的事情是把pred和后继非取消节点拼起来
int ws;
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
Node next = node.next;
/*
* 如果node的后继节点next非取消状态的话，则用CAS尝试把pred的后继置为node的后继节点
* 这里if条件为false或者CAS失败都没关系，这说明可能有多个线程在取消，总归会有一个能成功的
*/
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
/*
* 这时说明pred == head或者pred状态取消或者pred.thread == null
* 在这些情况下为了保证队列的活跃性，需要去唤醒一次后继线程。
* 举例来说pred == head完全有可能实际上目前已经没有线程持有锁了，
* 自然就不会有释放锁唤醒后继的动作。如果不唤醒后继，队列就挂掉了。
*
* 这种情况下看似由于没有更新pred的next的操作，队列中可能会留有一大把的取消节点。
* 实际上不要紧，因为后继线程唤醒之后会走一次试获取锁的过程，
* 失败的话会走到shouldParkAfterFailedAcquire的逻辑。
* 那里面的if中有处理前驱节点如果为取消则维护pred/next,踢掉这些取消节点的逻辑。
*/
unparkSuccessor(node);
}
/*
* 取消节点的next之所以设置为自己本身而不是null,
* 是为了方便AQS中Condition部分的isOnSyncQueue方法,
* 判断一个原先属于条件队列的节点是否转移到了同步队列。
*
* 因为同步队列中会用到节点的next域，取消节点的next也有值的话，
* 可以断言next域有值的节点一定在同步队列上。
*
* 在GC层面，和设置为null具有相同的效果
*/
node.next = node;
}
}
/**
* 唤醒后继线程
*/
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
// 尝试将node的等待状态置为0,这样的话,后继争用线程可以有机会再尝试获取一次锁
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
Node s = node.next;
/*
* 这里的逻辑就是如果node.next存在并且状态不为取消，则直接唤醒s即可
* 否则需要从tail开始向前找到node之后最近的非取消节点。
*
* 这里为什么要从tail开始向前查找也是值得琢磨的:
* 如果读到s == null，不代表node就为tail，参考addWaiter以及enq函数中的我的注释。
* 不妨考虑到如下场景：
* 1. node某时刻为tail
* 2. 有新线程通过addWaiter中的if分支或者enq方法添加自己
* 3. compareAndSetTail成功
* 4. 此时这里的Node s = node.next读出来s == null，但事实上node已经不是tail，它有后继了!
*/
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);
}释放一个独占锁，首先会调用 tryRelease 方法，在完全释放掉独占锁后，其后继线程是可以获取到独占锁的，因此释放线程需要做的事情是：唤醒一个队列中的后继线程，让它去尝试获取独占锁。
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
/*
* 此时的head节点可能有3种情况:
* 1. null (AQS的head延迟初始化+无竞争的情况)
* 2. 当前线程在获取锁时new出来的节点通过setHead设置的
* 3. 由于通过tryRelease已经完全释放掉了独占锁，有新的节点在acquireQueued中获取到了独占锁，并设置了head
* 第三种情况可以再分为两种情况：
* 情况一：
* 时刻1：线程A通过acquireQueued，持锁成功，set了head
* 时刻2：线程B通过tryAcquire试图获取独占锁失败失败，进入acquiredQueued
* 时刻3：线程A通过tryRelease释放了独占锁
* 时刻4：线程B通过acquireQueued中的tryAcquire获取到了独占锁并调用setHead
* 时刻5：线程A读到了此时的head实际上是线程B对应的node
* 情况二：
* 时刻1：线程A通过tryAcquire直接持锁成功，head为null
* 时刻2：线程B通过tryAcquire试图获取独占锁失败失败，入队过程中初始化了head，进入acquiredQueued
* 时刻3：线程A通过tryRelease释放了独占锁，此时线程B还未开始tryAcquire
* 时刻4：线程A读到了此时的head实际上是线程B初始化出来的傀儡head
*/
Node h = head;
// head节点状态不会是CANCELLED，所以这里h.waitStatus != 0相当于h.waitStatus < 0
if (h != null && h.waitStatus != 0)
// 唤醒后继线程，此函数在acquire中已经分析过，不再列举说明
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}整个 release 做的事情就是：
- 调用 tryRelease；
- 如果 tryRelease 返回 true 也就是独占锁被完全释放，唤醒后继线程。
共享锁允许多个线程持有，如果要使用 AQS 中的共享锁，在实现 tryAcquireShared 方法 时需要注意，返回负数表示获取失败，返回 0 表示成功，但是后继争用线程不会成功，返回正数表示获取成功，并且后继争用线程也可能成功。
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}
private void doAcquireShared(int arg) {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
// 一旦共享获取成功，设置新的头结点，并且唤醒后继线程
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
/**
* 这个函数做的事情有两件:
* 1. 在获取共享锁成功后，设置head节点
* 2. 根据调用tryAcquireShared返回的状态以及节点本身的等待状态来判断是否需要唤醒后继线程
*/
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
// 把当前的head封闭在方法栈上，用以下面的条件检查
Node h = head;
setHead(node);
/*
* propagate是tryAcquireShared的返回值，这是决定是否传播唤醒的依据之一。
* h.waitStatus为SIGNAL或者PROPAGATE时也根据node的下一个节点共享来决定是否传播唤醒，
* 这里为什么不能只用propagate > 0来决定是否可以传播在本文下面的思考问题中有相关讲述
*/
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}
/**
* 这是共享锁中的核心唤醒函数，主要做的事情就是唤醒下一个线程或者设置传播状态。
* 后继线程被唤醒后，会尝试获取共享锁，如果成功之后，则又会调用setHeadAndPropagate,将唤醒传播下去。
* 这个函数的作用是保障在acquire和release存在竞争的情况下，保证队列中处于等待状态的节点能够有办法被唤醒。
*/
private void doReleaseShared() {
/*
* 以下的循环做的事情就是，在队列存在后继线程的情况下，唤醒后继线程；
* 或者由于多线程同时释放共享锁由于处在中间过程，读到head节点等待状态为0的情况下，
* 虽然不能unparkSuccessor，但为了保证唤醒能够正确稳固传递下去，设置节点状态为PROPAGATE。
* 这样的话获取锁的线程在执行setHeadAndPropagate时可以读到PROPAGATE，从而由获取锁的线程去释放后继等待线程
*/
for (;;) {
Node h = head;
// 如果队列中存在后继线程。
if (h != null && h != tail) {
int ws = h.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) {
if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
continue;
unparkSuccessor(h);
}
// 如果h节点的状态为0，需要设置为PROPAGATE用以保证唤醒的传播。
else if (ws == 0 &&
!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
continue;
}
// 检查h是否仍然是head，如果不是的话需要再进行循环。
if (h == head)
break;
}
}共享锁的获取和释放都会涉及到 doReleaseShared 方法，也就是后继线程的唤醒。
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {
// doReleaseShared的实现上面获取共享锁已经介绍
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}