【转】ReentrantLock加锁解锁的原理
以下文章来源于微信公众号：阿Q说代码 ，作者：阿Q
用图解的方式从源码角度给大家说一下ReentrantLock加锁解锁的全过程。
1. 简单实用
在聊它的源码之前，我们先来做个简单的使用说明。当我在IDEA中创建了一个简单的Demo之后，它会给出以下提示：
提示文字
在使用阻塞等待获取锁的方式中，必须在try代码块之外，并且在加锁方法与try代码块之间没有任何可能抛出异常的方法调用，避免加锁成功后，在 finally 中无法解锁。
1、如果在lock方法与try代码块之间的方法调用抛出异常，那么无法解锁，造成其它线程无法成功获取锁。
2、如果lock方法在try代码块之内，可能由于其它方法抛出异常，导致在finally代码块中，unlock对未加锁的对象解锁，它会调用AQS的tryRelease方法（取决于具体实现类），抛出IllegalMonitorStateException异常。
3、在Lock对象的lock方法实现中可能抛出unchecked异常，产生的后果与说明二相同。
java.concurrent.LockShouldWithTryFinallyRule.rule.desc
还举了两个例子，正确案例如下：
Lock lock = new XxxLock(); // ... lock.lock(); try { doSomething(); doOthers(); } finally { lock.unlock(); }
错误案例如下：
Lock lock = new XxxLock(); // ... try { // 如果在此抛出异常，会直接执行 finally 块的代码 doSomething(); // 不管锁是否成功，finally 块都会执行 lock.lock(); doOthers(); } finally { lock.unlock(); }
2. AQS
上边的案例中加锁调用的是lock()方法，解锁用的是unlock()方法，而通过查看源码发现它们都是调用的内部静态抽象类Sync的相关方法。
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer
Sync 是通过继承AbstractQueuedSynchronizer来实现的，没错，AbstractQueuedSynchronizer就是AQS的全称。AQS内部维护着一个FIFO的双向队列（CLH），ReentrantLock也是基于它来实现的，先来张图感受下。
2.1 Node 属性
//此处是 Node 的部分属性 static final class Node { //排他锁标识 static final Node EXCLUSIVE = null; //如果带有这个标识，证明是失效了 static final int CANCELLED = 1; //具有这个标识，说明后继节点需要被唤醒 static final int SIGNAL = -1; //Node对象存储标识的地方 volatile int waitStatus; //指向上一个节点 volatile Node prev; //指向下一个节点 volatile Node next; //当前Node绑定的线程 volatile Thread thread; //返回前驱节点即上一个节点，如果前驱节点为空，抛出异常 final Node predecessor() throws NullPointerException { Node p = prev; if (p == null) throw new NullPointerException(); else return p; } }
对于里边的waitStatus属性，我们需要做个解释：（非常重要）
CANCELLED(1)：当前节点取消获取锁。当等待超时或被中断(响应中断)，会触发变更为此状态，进入该状态后节点状态不再变化；
SIGNAL(-1)：后面节点等待当前节点唤醒；
CONDITION(-2)：Condition中使用，当前线程阻塞在Condition，如果其他线程调用了Condition的signal方法，这个结点将从等待队列转移到同步队列队尾，等待获取同步锁；
PROPAGATE(-3)：共享模式，前置节点唤醒后面节点后，唤醒操作无条件传播下去；
0：中间状态，当前节点后面的节点已经唤醒，但是当前节点线程还没有执行完成；
2.2 AQS 属性
// 头结点 private transient volatile Node head; // 尾结点 private transient volatile Node tail; //0->1 拿到锁，大于0 说明当前已经有线程占用了锁资源 private volatile int state;
今天我们先简单了解下AQS的构造以帮助大家更好的理解ReentrantLock，至于深层次的东西先不做展开！
加锁
对AQS的结构有了基本了解之后，我们正式进入主题——加锁。从源码中可以看出锁被分为公平锁和非公平锁。
/** * 公平锁代码 */ final void lock() { acquire(1); } /** * 非公平锁代码 */ final void lock() { if (compareAndSetState(0, 1)) setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else acquire(1); }
初步查看代码发现非公平锁似乎包含公平锁的逻辑，所以我们就从“非公平锁”开始。
2.3 非公平锁
final void lock() { //通过 CAS 的方式尝试将 state 从0改为1， //如果返回 true，代表修改成功，获得锁资源; //如果返回false，代表修改失败，未获取锁资源 if (compareAndSetState(0, 1)) // 将属性exclusiveOwnerThread设置为当前线程，该属性是AQS的父类提供的 setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else acquire(1); }
compareAndSetState()：底层调用的是unsafe的compareAndSwapInt，该方法是原子操作；
假设有两个线程（t1、t2）在竞争锁资源，线程1获取锁资源之后，执行setExclusiveOwnerThread操作，设置属性值为当前线程t1
此时，当t2想要获取锁资源，调用lock()方法之后，执行compareAndSetState(0, 1)返回false，会走else执行acquire()方法。
2.4 方法查看
public final void accquire(int arg) { // tryAcquire 再次尝试获取锁资源，如果尝试成功，返回true，尝试失败返回false if (!tryAcquire(arg) && // 走到这，代表获取锁资源失败，需要将当前线程封装成一个Node，追加到AQS的队列中 acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) // 线程中断 selfInterrupt(); }
accquire() 中涉及的方法比较多，我们将进行拆解，一个一个来分析，顺序：tryAcquire() -> addWaiter() -> acquireQueued()
2.4.1 查看 tryAcquire() 方法
//AQS中 protected boolean tryAcquire(int arg) { //AQS 是基类，具体实现在自己的类中实现，我们去查看“非公平锁”中的实现 throw new UnsupportedOperationException(); } //ReentrantLock 中 protected final boolean tryAcquire(int acquires) { return nonfairTryAcquire(acquires); } final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) { // 获取当前线程 final Thread current = Thread.currentThread(); //获取AQS 的 state int c = getState(); // 如果 state 为0，代表尝试再次获取锁资源 if (c == 0) { // 步骤同上：通过 CAS 的方式尝试将 state 从0改为1， //如果返回 true，代表修改成功，获得锁资源; //如果返回false，代表修改失败，未获取锁资源 if (compareAndSetState(0, acquires)) { //设置属性为当前线程 setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } //当前占有锁资源的线程是否是当前线程，如果是则证明是可重入操作 else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { //将 state + 1 int nextc = c + acquires; //为什么会小于 0 呢？因为最大值 + 1 后会将符号位的0改为1 会变成负数(可参考Integer.MAX_VALUE + 1) if (nextc < 0) // overflow //加1后小于0，超出锁可重入的最大值，抛异常 throw new Error("Maximum lock count exceeded"); //设置 state 状态 setState(nextc); return true; } return false; }
因为线程1已经获取到了锁，此时state为1，所以不走nonfairTryAcquire()的if。又因为当前是线程2，不是占有当前锁的线程1，所以也不会走else if，即tryAcquire()方法返回false。
2.4.2 查看 addWaiter() 方法
走到本方法中，代表获取锁资源失败。addWaiter()将没有获取到锁资源的线程甩到队列的尾部。
private Node addWaiter(Node mode) { //创建 Node 类，并且设置 thread 为当前线程，设置为排它锁 Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); // 获取 AQS 中队列的尾部节点 Node pred = tail; // 如果 tail == null，说明是空队列， // 不为 null，说明现在队列中有数据， if (pred != null) { // 将当前节点的 prev 指向刚才的尾部节点，那么当前节点应该设置为尾部节点 node.prev = pred; // CAS 将 tail 节点设置为当前节点 if (compareAndSetTail(pred, node)) { // 将之前尾节点的 next 设置为当前节点 pred.next = node; // 返回当前节点 return node; } } enq(node); return node; }
当tail不为空，即队列中有数据时，我们来图解一下pred!=null代码块中的代码。初始化状态如下，pred指向尾节点，node指向新的节点。
node.prev = pred; 将node的前驱节点设置为pred指向的节点
compareAndSetTail(pred, node)通过CAS的方式尝试将当前节点node设置为尾结点，此处我们假设设置成功，则FIFO队列的tail指向node节点。
pred.next = node;将pred节点的后继节点设置为node节点，此时node节点成功进入FIFO队列尾部。
而当pred为空，即队列中没有节点或将node节点设置为尾结点失败时，会走enq()方法。我们列举的例子就符合pred为空的情况，就让我们以例子为基础继续分析吧。
//现在没人排队，我是第一个 || 前边CAS失败也会进入这个位置重新往队列尾巴去塞 private Node enq(final Node node) { //死循环 for (;;) { //重新获取tail节点 Node t = tail; // 没人排队，队列为空 if (t == null) { // 初始化一个 Node 为 head，而这个head 没有意义 if (compareAndSetHead(new Node())) // 将头尾都指向了这个初始化的Node，第一次循环结束 tail = head; } else { // 有人排队，往队列尾巴塞 node.prev = t; // CAS 将 tail 节点设置为当前节点 if (compareAndSetTail(t, node)) { //将之前尾节点的 next 设置为当前节点 t.next = node; return t; } } } }
进入死循环，首先会走if方法的逻辑，通过CAS的方式尝试将一个新节点设置为head节点，然后将tail也指向新节点。可以看出队列中的头节点只是个初始化的节点，没有任何意义。
继续走死循环中的代码，此时t不为null，所以会走else方法。将node的前驱节点指向t，通过CAS方式将当前节点node设置为尾结点，然后将t的后继节点指向node。此时线程2的节点就被成功塞入FIFO队列尾部。
2.4.3 查看 acquireQueued()方法
将已经在队列中的node尝试去获取锁否则挂起。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { // 获取锁资源的标识,失败为 true，成功为 false boolean failed = true; try { // 线程中断的标识，中断为 true，不中断为 false boolean interrupted = false; for (;;) { // 获取当前节点的上一个节点 final Node p = node.predecessor(); //p为头节点，尝试获取锁操作 if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); p.next = null; // 将获取锁失败标识置为false failed = false; // 获取到锁资源，不会被中断 return interrupted; } // p 不是 head 或者 没拿到锁资源， if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && // 基于 Unsafe 的 park方法，挂起线程 parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } }
这里又出现了一次死循环，首先获取当前节点的前驱节点p，如果p是头节点(头节点没有意义)，说明node是head后的第一个节点，此时当前获取锁资源的线程1可能会释放锁，所以线程2可以再次尝试获取锁。
假设获取成功，证明拿到锁资源了，将node节点设置为head节点，并将node节点的pre和thread设置为null。因为拿到锁资源了，node节点就不需要排队了。
将头节点p的next置为null，此时p节点就不在队列中存在了，可以帮助GC回收(可达性分析)。failed设置为false，表明获取锁成功；interrupted为false，则线程不会中断。
如果p不是head节点或者没有拿到锁资源，会执行下边的代码，因为我们的线程1没有释放锁资源，所以线程2获取锁失败，会继续往下执行。
//该方法的作用是保证上一个节点的waitStatus状态为-1（为了唤醒后继节点） private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { //获取上一个节点的状态,该状态为-1，才会唤醒下一个节点。 int ws = pred.waitStatus; // 如果上一个节点的状态是SIGNAL即-1，可以唤醒下一个节点，直接返回true if (ws == Node.SIGNAL) return true; // 如果上一个节点的状态大于0，说明已经失效了 if (ws > 0) { do { // 将node 的节点与 pred 的前一个节点相关联，并将前一个节点赋值给 pred node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); // 一直找到小于等于0的 // 将重新标识好的最近的有效节点的 next 指向当前节点 pred.next = node; } else { // 小于等于0，但是不等于-1，将上一个有效节点状态修改为-1 compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } return false; }
只有节点的状态为-1，才会唤醒后一个节点，如果节点状态未设置，默认为0。
图解一下ws>0的过程，因为ws>0的节点为失效节点，所以do...while中会重复向前查找前驱节点，直到找到第一个ws<=0的节点为止，将node节点挂到该节点上。
我们的pred是头结点且未设置状态，所以状态为0，会走else。通过CAS尝试将pred节点的waitStatus设置为-1，表明node节点需要被pred唤醒。
shouldParkAfterFailedAcquire()返回false，继续执行acquireQueued()中的死循环。
步骤和上边一样，node的前驱节点还是head，继续尝试获取锁。如果线程1释放了锁，线程2就可以拿到，返回true；否则继续调用shouldParkAfterFailedAcquire()，因为上一步已经将前驱结点的ws设置为-1了，所以直接返回true。
执行parkAndCheckInterrupt()方法，通过UNSAFE.park();方法阻塞当前线程2。等以后执行unpark方法的时候，如果node是头节点后的第一个节点，会进入acquireQueued()方法中走if (p == head && tryAcquire(arg))的逻辑获取锁资源并结束死循环。
2.2.4 查看cancelAcquire()方法
该方法执行的机率约等于0，为什么这么说呢？因为针对failed属性，只有JVM内部出现问题时，才可能出现异常，执行该方法。
// node 为当前节点 private void cancelAcquire(Node node) { if (node == null) return; node.thread = null; // 上一个节点 Node pred = node.prev; // 节点状态大于0，说明节点失效 while (pred.waitStatus > 0) node.prev = pred = pred.prev; // 将第一个不是失效节点的后继节点声明出来 Node predNext = pred.next; // 节点状态变为失效 node.waitStatus = Node.CANCELLED; // node为尾节点，cas设置pred为尾节点 if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { //cas将pred的next设置为null compareAndSetNext(pred, predNext, null); } else { int ws; // 中间节点 // 如果上一个节点不是head 节点 if (pred != head && ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL || // 前边已经判断了大于0的操作， // pred 是需要唤醒后继节点的，所以当 waitStatus 不为 -1 时，需要将 pred 节点的 waitStatus 设置为 -1 (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && pred.thread != null) { Node next = node.next; if (next != null && next.waitStatus <= 0) // CAS 尝试将 pred 的 next 指向当前节点的 next compareAndSetNext(pred, predNext, next); } else { // head 节点，唤醒后继节点 unparkSuccessor(node); } node.next = node; // help GC } }
执行到while时找到前驱节点中最近的有效节点，把当前节点node挂到有效节点后边，可以过滤掉当前节点前的失效节点。声明出有效节点的第一个后继无效节点predNext，并把当前的node节点状态设置为失效状态。
if中的操作：如果当前节点是尾节点，CAS尝试将最近的有效节点设置为尾节点，并将尾节点的next设置为null。
else中的操作：
如果pred节点不是头结点即中间节点，并且pred的waitStatus为-1或者waitStatus<=0，为了让pred节点能唤醒后继节点，需要设置为-1，并且pred节点的线程不为空。获取node节点的后继节点，如果后继节点有效，CAS尝试将pred的next指向node节点的next。
当其他节点来找有效节点的时候走当前node的prev这条线，而不是再一个一个往前找，可以提高效率。
如果是头结点则唤醒后继节点。
最后将node节点的next指向自己。
3. 解锁
释放锁是不区分公平锁和非公平锁的，释放锁的核心是将state由大于 0 的数置为 0。废话不多说，直接上代码
//释放锁方法 public void unlock() { sync.release(1); } public final boolean release(int arg) { //尝试释放锁资源，如果释放成功，返回true if (tryRelease(arg)) { Node h = head; // head 不为空且 head 的 ws 不为0（如果为0，代表后边没有其他线程挂起） if (h != null && h.waitStatus != 0) // AQS的队列中有 node 在排队，并且线程已经挂起 // 需要唤醒被挂起的 Node unparkSuccessor(h); return true; } // 代表释放一次没有完全释放 return false; }
如果释放锁成功，需要获取head节点。如果头结点不为空且waitStatus不为0，则证明有node在排队，执行唤醒挂起其他node的操作。
3.1 查看tryRelease()方法
protected final boolean tryRelease(int releases) { //获取当前锁的状态，先进行减1操作，代表释放一次锁资源 int c = getState() - releases; //如果释放锁的线程不是占用锁的线程，直接抛出异常 if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread()) throw new IllegalMonitorStateException(); boolean free = false; // 如果 c 为0 ，代表锁完全释放了，如果不为0，代表锁之前重入了，一次没释放掉，等待下次再次执行时，再次判断 if (c == 0) { // 释放锁标志为 true，代表完全释放了 free = true; // 将占用互斥锁的标识置为 null setExclusiveOwnerThread(null); } // 设置 state 状态 setState(c); return free; }
我们的例子中线程1占用锁资源，线程1释放锁之后，state为0。进入if操作，将释放标志更新为true，将FIFO队列的exclusiveOwnerThread标志置为null。
3.2 查看unparkSuccessor()方法
// 注意当前的 node 节点是 head 节点 private void unparkSuccessor(Node node) { //获取 head 的状态 int ws = node.waitStatus; if (ws < 0) // CAS 将 node 的 ws 设置为0，代表当前 node 接下来会舍弃 compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); // 获取头节点的下一个节点 Node s = node.next; // 如果下一个节点为null 或者 下一个节点为失效节点，需要找到离 head 最近的有效node if (s == null || s.waitStatus > 0) { s = null; // 从尾节点开始往前找不等于null且不是node的节点 for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev) // 如果该节点有效，则将s节点指向t节点 if (t.waitStatus <= 0) s = t; } // 找到最近的node后，直接唤醒 if (s != null) LockSupport.unpark(s.thread); }
问题解析：为什么要从尾结点往前查找呢？
因为在addWaiter方法中是先给prev指针赋值，最后才将上一个节点的next指针赋值，为了避免防止丢失节点或者跳过节点，必须从后往前找。
我们举例中head节点的状态为-1，通过CAS的方式将head节点的waitStatus设置为0。
我们的头结点的后继节点是线程2所在的节点，不为null，所以这边会执行unpark操作，从上边的acquireQueued()内的parkAndCheckInterrupt()方法继续执行。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() { LockSupport.park(this); //返回目标线程是否中断的布尔值:中断返回true，不中断返回false，且返回后会重置中断状态为未中断 return Thread.interrupted(); }
因为线程2未中断，所以返回false。继续执行acquireQueued()中的死循环
for (;;) { // 获取当前节点的上一个节点 final Node p = node.predecessor(); //p为头节点，尝试获取锁操作 if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); p.next = null; // 将获取锁失败标识置为false failed = false; // 获取到锁资源，不会被中断 return interrupted; } // p 不是 head 或者 没拿到锁资源， if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && // 基于 Unsafe 的 park方法，挂起线程 parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; }
此时p是头节点，且能获取锁成功，将exclusiveOwnerThread设置为线程2，即线程2 获取锁资源。
将node节点设置为head节点，并将node节点的pre和thread设置为null。因为拿到锁资源了，node节点就不需要排队了。
将头节点p的next置为null，此时p节点就不在队列中存在了，可以帮助GC回收(可达性分析)。failed设置为false，表明获取锁成功；interrupted为false，则线程不会中断。
为什么被唤醒的线程要调用Thread.interrupted()清除中断标记
从上边的方法可以看出，当parkAndCheckInterrupt()方法返回true时，即Thread.interrupted()方法返回了true，也就是该线程被中断了。为了让被唤醒的线程继续执行后续获取锁的操作，就需要让中断的线程像没有被中断过一样继续往下执行，所以在返回中断标记的同时要清除中断标记，将其设置为false。
清除中断标记之后不代表该线程不需要中断了，所以在parkAndCheckInterrupt()方法返回true时，要自己设置一个中断标志interrupted = true，为的就是当获取到锁资源执行完相关的操作之后进行中断补偿，故而需要执行selfInterrupt()方法中断线程。
以上就是我们加锁解锁的图解过程了。最后我们再来说一下公平锁和非公平锁的区别。
4. 区别
前边已经说过了，似乎非公平锁包含了公平锁的全部操作。打开公平锁的代码，我们发现accquire()方法中只有该方法的实现有点区别。
hasQueuedPredecessors()返回false时才会尝试获取锁资源。该方法代码实现如下
public final boolean hasQueuedPredecessors() { Node t = tail; Node h = head; Node s; return h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread()); }
h==t时，队列为空，表示没人排队，可以获取锁资源；
队列不为空，头结点有后继节点不为空且s节点获取锁的线程是当前线程也可以获取锁资源，代表锁重入操作；
5. 总结
以上就是我们的全部内容了，我们在最后再做个总结：
1. 代码使用要合乎规范，避免加锁成功后，在finally中无法解锁；
2. 理解AQS的FIFO队列以及Node的相关属性，尤其注意waitStatus的状态；
3. 利用图加深对非公平锁源码的理解；
