ReentrantLock原理CAS+AQS队列

ReentrantLock主要利用CAS+AQS队列来实现。它支持公平锁和非公平锁，两者的实现类似。

CAS：Compare and Swap，比较并交换。CAS有3个操作数：内存值V、预期值A、要修改的新值B。当且仅当预期值A和内存值V相同时，将内存值V修改为B，否则什么都不做。该操作是一个原子操作，被广泛的应用在Java的底层实现中。在Java中，CAS主要是由sun.misc.Unsafe这个类通过JNI调用CPU底层指令实现

ReentrantLock主要利用CAS+AQS队列来实现。它支持公平锁和非公平锁，两者的实现类似。

CAS：Compare and Swap，比较并交换。CAS有3个操作数：内存值V、预期值A、要修改的新值B。当且仅当预期值A和内存值V相同时，将内存值V修改为B，否则什么都不做。该操作是一个原子操作，被广泛的应用在Java的底层实现中。在Java中，CAS主要是由sun.misc.Unsafe这个类通过JNI调用CPU底层指令实现

AbstractQueuedSynchronizer简称AQS

【ReentrantLock使用示例】

1.  
   private Lock lock = new ReentrantLock();
2.  
    
3.  
   public void test(){
4.  
   lock.lock();
5.  
   try{
6.  
   doSomeThing();
7.  
   }catch (Exception e){
8.  
   // ignored
9.  
   }finally {
10.  
    lock.unlock();
11.  
    }
12.  
    }

【AQS】

是一个用于构建锁和同步容器的框架。事实上concurrent包内许多类都是基于AQS构建，例如ReentrantLock，Semaphore，CountDownLatch，ReentrantReadWriteLock，FutureTask等。AQS解决了在实现同步容器时设计的大量细节问题。

AQS使用一个FIFO的队列表示排队等待锁的线程，队列头节点称作“哨兵节点”或者“哑节点”，它不与任何线程关联。其他的节点与等待线程关联，每个节点维护一个等待状态waitStatus

ReentrantLock的基本实现可以概括为：先通过CAS尝试获取锁。如果此时已经有线程占据了锁，那就加入AQS队列并且被挂起。当锁被释放之后，排在CLH队列队首的线程会被唤醒，然后CAS再次尝试获取锁。在这个时候，如果：

非公平锁：如果同时还有另一个线程进来尝试获取，那么有可能会让这个线程抢先获取；

公平锁：如果同时还有另一个线程进来尝试获取，当它发现自己不是在队首的话，就会排到队尾，由队首的线程获取到锁。

【lock()与unlock()实现原理】

可重入锁。可重入锁是指同一个线程可以多次获取同一把锁。ReentrantLock和synchronized都是可重入锁。

可中断锁。可中断锁是指线程尝试获取锁的过程中，是否可以响应中断。synchronized是不可中断锁，而ReentrantLock则提供了中断功能。

公平锁与非公平锁。公平锁是指多个线程同时尝试获取同一把锁时，获取锁的顺序按照线程达到的顺序，而非公平锁则允许线程“插队”。synchronized是非公平锁，而ReentrantLock的默认实现是非公平锁，但是也可以设置为公平锁。

CAS操作(CompareAndSwap)。CAS操作简单的说就是比较并交换。CAS 操作包含三个操作数 —— 内存位置（V）、预期原值（A）和新值(B)。如果内存位置的值与预期原值相匹配，那么处理器会自动将该位置值更新为新值。否则，处理器不做任何操作。无论哪种情况，它都会在 CAS 指令之前返回该位置的值。CAS 有效地说明了“我认为位置 V 应该包含值 A；如果包含该值，则将 B 放到这个位置；否则，不要更改该位置，只告诉我这个位置现在的值即可。” Java并发包(java.util.concurrent)中大量使用了CAS操作,涉及到并发的地方都调用了sun.misc.Unsafe类方法进行CAS操作。

ReentrantLock提供了两个构造器，分别是

1.  
   public ReentrantLock() {
2.  
   sync = new NonfairSync();
3.  
   }
4.  
    
5.  
   public ReentrantLock(boolean fair) {
6.  
   sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
7.  
   }

默认构造器初始化为NonfairSync对象，即非公平锁，而带参数的构造器可以指定使用公平锁和非公平锁。由lock()和unlock的源码可以看到，它们只是分别调用了sync对象的lock()和release(1)方法。

NonfairSync

1.  
   final void lock() {
2.  
   if (compareAndSetState(0, 1))
3.  
   setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
4.  
   else
5.  
   acquire(1);
6.  
   }

首先用一个CAS操作，判断state是否是0（表示当前锁未被占用），如果是0则把它置为1，并且设置当前线程为该锁的独占线程，表示获取锁成功。当多个线程同时尝试占用同一个锁时，CAS操作只能保证一个线程操作成功，剩下的只能乖乖的去排队啦。

    “非公平”即体现在这里，如果占用锁的线程刚释放锁，state置为0，而排队等待锁的线程还未唤醒时，新来的线程就直接抢占了该锁，那么就“插队”了。

    若当前有三个线程去竞争锁，假设线程A的CAS操作成功了，拿到了锁开开心心的返回了，那么线程B和C则设置state失败，走到了else里面。我们往下看acquire。

1.  
   public final void acquire(int arg) {
2.  
   if (!tryAcquire(arg) &&
3.  
   acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
4.  
   selfInterrupt();
5.  
   }

1. 第一步。尝试去获取锁。如果尝试获取锁成功，方法直接返回。

1.  
   tryAcquire(arg)
2.  
   final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
3.  
   //获取当前线程
4.  
   final Thread current = Thread.currentThread();
5.  
   //获取state变量值
6.  
   int c = getState();
7.  
   if (c == 0) { //没有线程占用锁
8.  
   if (compareAndSetState(0, acquires)) {
9.  
   //占用锁成功,设置独占线程为当前线程
10.  
    setExclusiveOwnerThread(current);
11.  
    return true;
12.  
    }
13.  
    } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { //当前线程已经占用该锁
14.  
    int nextc = c + acquires;
15.  
    if (nextc < 0) // overflow
16.  
    throw new Error("Maximum lock count exceeded");
17.  
    // 更新state值为新的重入次数
18.  
    setState(nextc);
19.  
    return true;
20.  
    }
21.  
    //获取锁失败
22.  
    return false;
23.  
    }

非公平锁tryAcquire的流程是：检查state字段，若为0，表示锁未被占用，那么尝试占用，若不为0，检查当前锁是否被自己占用，若被自己占用，则更新state字段，表示重入锁的次数。如果以上两点都没有成功，则获取锁失败，返回false。

2. 第二步，入队。由于上文中提到线程A已经占用了锁，所以B和C执行tryAcquire失败，并且入等待队列。如果线程A拿着锁死死不放，那么B和C就会被挂起。

先看下入队的过程。先看addWaiter(Node.EXCLUSIVE)

1.  
   /**
2.  
   * 将新节点和当前线程关联并且入队列
3.  
   * @param mode 独占/共享
4.  
   * @return 新节点
5.  
   */
6.  
   private Node addWaiter(Node mode) {
7.  
   //初始化节点,设置关联线程和模式(独占 or 共享)
8.  
   Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
9.  
   // 获取尾节点引用
10.  
    Node pred = tail;
11.  
    // 尾节点不为空,说明队列已经初始化过
12.  
    if (pred != null) {
13.  
    node.prev = pred;
14.  
    // 设置新节点为尾节点
15.  
    if (compareAndSetTail(pred, node)) {
16.  
    pred.next = node;
17.  
    return node;
18.  
    }
19.  
    }
20.  
    // 尾节点为空,说明队列还未初始化,需要初始化head节点并入队新节点
21.  
    enq(node);
22.  
    return node;
23.  
    }

B、C线程同时尝试入队列，由于队列尚未初始化，tail==null，故至少会有一个线程会走到enq(node)。我们假设同时走到了enq(node)里。

1.  
   /**
2.  
   * 初始化队列并且入队新节点
3.  
   */
4.  
   private Node enq(final Node node) {
5.  
   //开始自旋
6.  
   for (;;) {
7.  
   Node t = tail;
8.  
   if (t == null) { // Must initialize
9.  
   // 如果tail为空,则新建一个head节点,并且tail指向head
10.  
    if (compareAndSetHead(new Node()))
11.  
    tail = head;
12.  
    } else {
13.  
    node.prev = t;
14.  
    // tail不为空,将新节点入队
15.  
    if (compareAndSetTail(t, node)) {
16.  
    t.next = node;
17.  
    return t;
18.  
    }
19.  
    }
20.  
    }
21.  
    }

这里体现了经典的自旋+CAS组合来实现非阻塞的原子操作。由于compareAndSetHead的实现使用了unsafe类提供的CAS操作，所以只有一个线程会创建head节点成功。假设线程B成功，之后B、C开始第二轮循环，此时tail已经不为空，两个线程都走到else里面。假设B线程compareAndSetTail成功，那么B就可以返回了，C由于入队失败还需要第三轮循环。最终所有线程都可以成功入队。

当B、C入等待队列后，此时AQS队列如下：

 

 

3. 第三步，挂起。B和C相继执行acquireQueued(final Node node, int arg)。这个方法让已经入队的线程尝试获取锁，若失败则会被挂起。

1.  
   /**
2.  
   * 已经入队的线程尝试获取锁
3.  
   */
4.  
   final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
5.  
   boolean failed = true; //标记是否成功获取锁
6.  
   try {
7.  
   boolean interrupted = false; //标记线程是否被中断过
8.  
   for (;;) {
9.  
   final Node p = node.predecessor(); //获取前驱节点
10.  
    //如果前驱是head,即该结点已成老二，那么便有资格去尝试获取锁
11.  
    if (p == head && tryAcquire(arg)) {
12.  
    setHead(node); // 获取成功,将当前节点设置为head节点
13.  
    p.next = null; // 原head节点出队,在某个时间点被GC回收
14.  
    failed = false; //获取成功
15.  
    return interrupted; //返回是否被中断过
16.  
    }
17.  
    // 判断获取失败后是否可以挂起,若可以则挂起
18.  
    if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
19.  
    parkAndCheckInterrupt())
20.  
    // 线程若被中断,设置interrupted为true
21.  
    interrupted = true;
22.  
    }
23.  
    } finally {
24.  
    if (failed)
25.  
    cancelAcquire(node);
26.  
    }
27.  
    }

code里的注释已经很清晰的说明了acquireQueued的执行流程。假设B和C在竞争锁的过程中A一直持有锁，那么它们的tryAcquire操作都会失败，因此会走到第2个if语句中。我们再看下shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt都做了哪些事吧。

1.  
   /**
2.  
   * 判断当前线程获取锁失败之后是否需要挂起.
3.  
   */
4.  
   private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
5.  
   //前驱节点的状态
6.  
   int ws = pred.waitStatus;
7.  
   if (ws == Node.SIGNAL)
8.  
   // 前驱节点状态为signal,返回true
9.  
   return true;
10.  
    // 前驱节点状态为CANCELLED
11.  
    if (ws > 0) {
12.  
    // 从队尾向前寻找第一个状态不为CANCELLED的节点
13.  
    do {
14.  
    node.prev = pred = pred.prev;
15.  
    } while (pred.waitStatus > 0);
16.  
    pred.next = node;
17.  
    } else {
18.  
    // 将前驱节点的状态设置为SIGNAL
19.  
    compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
20.  
    }
21.  
    return false;
22.  
    }
23.  
     
24.  
    /**
25.  
    * 挂起当前线程,返回线程中断状态并重置
26.  
    */
27.  
    private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
28.  
    LockSupport.park(this);
29.  
    return Thread.interrupted();
30.  
    }

线程入队后能够挂起的前提是，它的前驱节点的状态为SIGNAL，它的含义是“Hi，前面的兄弟，如果你获取锁并且出队后，记得把我唤醒！”。所以shouldParkAfterFailedAcquire会先判断当前节点的前驱是否状态符合要求，若符合则返回true，然后调用parkAndCheckInterrupt，将自己挂起。如果不符合，再看前驱节点是否>0(CANCELLED)，若是那么向前遍历直到找到第一个符合要求的前驱，若不是则将前驱节点的状态设置为SIGNAL。

     整个流程中，如果前驱结点的状态不是SIGNAL，那么自己就不能安心挂起，需要去找个安心的挂起点，同时可以再尝试下看有没有机会去尝试竞争锁。

    最终队列可能会如下图所示

unlock()

1.  
   public void unlock() {
2.  
   sync.release(1);
3.  
   }
4.  
    
5.  
   public final boolean release(int arg) {
6.  
   if (tryRelease(arg)) {
7.  
   Node h = head;
8.  
   if (h != null && h.waitStatus != 0)
9.  
   unparkSuccessor(h);
10.  
    return true;
11.  
    }
12.  
    return false;
13.  
    }

如果理解了加锁的过程，那么解锁看起来就容易多了。流程大致为先尝试释放锁，若释放成功，那么查看头结点的状态是否为SIGNAL，如果是则唤醒头结点的下个节点关联的线程，如果释放失败那么返回false表示解锁失败。这里我们也发现了，每次都只唤起头结点的下一个节点关联的线程。

   最后我们再看下tryRelease的执行过程

1.  
   /**
2.  
   * 释放当前线程占用的锁
3.  
   * @param releases
4.  
   * @return 是否释放成功
5.  
   */
6.  
   protected final boolean tryRelease(int releases) {
7.  
   // 计算释放后state值
8.  
   int c = getState() - releases;
9.  
   // 如果不是当前线程占用锁,那么抛出异常
10.  
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
11.  
    throw new IllegalMonitorStateException();
12.  
    boolean free = false;
13.  
    if (c == 0) {
14.  
    // 锁被重入次数为0,表示释放成功
15.  
    free = true;
16.  
    // 清空独占线程
17.  
    setExclusiveOwnerThread(null);
18.  
    }
19.  
    // 更新state值
20.  
    setState(c);
21.  
    return free;
22.  
    }

这里入参为1。tryRelease的过程为：当前释放锁的线程若不持有锁，则抛出异常。若持有锁，计算释放后的state值是否为0，若为0表示锁已经被成功释放，并且则清空独占线程，最后更新state值，返回free。 

用一张流程图总结一下非公平锁的获取锁的过程。    

FairSync

公平锁和非公平锁不同之处在于，公平锁在获取锁的时候，不会先去检查state状态，而是直接执行aqcuire(1

超时机制

 在ReetrantLock的tryLock(long timeout, TimeUnit unit) 提供了超时获取锁的功能。它的语义是在指定的时间内如果获取到锁就返回true，获取不到则返回false。这种机制避免了线程无限期的等待锁释放。那么超时的功能是怎么实现的呢？我们还是用非公平锁为例来一探究竟。

1.  
   public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit)
2.  
   throws InterruptedException {
3.  
   return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
4.  
   }

还是调用了内部类里面的方法。我们继续向前探究 

1.  
   public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
2.  
   throws InterruptedException {
3.  
   if (Thread.interrupted())
4.  
   throw new InterruptedException();
5.  
   return tryAcquire(arg) ||
6.  
   doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
7.  
   }

这里的语义是：如果线程被中断了，那么直接抛出InterruptedException。如果未中断，先尝试获取锁，获取成功就直接返回，获取失败则进入doAcquireNanos。tryAcquire我们已经看过，这里重点看一下doAcquireNanos做了什么。

1.  
   /**
2.  
   * 在有限的时间内去竞争锁
3.  
   * @return 是否获取成功
4.  
   */
5.  
   private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
6.  
   throws InterruptedException {
7.  
   // 起始时间
8.  
   long lastTime = System.nanoTime();
9.  
   // 线程入队
10.  
    final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
11.  
    boolean failed = true;
12.  
    try {
13.  
    // 又是自旋!
14.  
    for (;;) {
15.  
    // 获取前驱节点
16.  
    final Node p = node.predecessor();
17.  
    // 如果前驱是头节点并且占用锁成功,则将当前节点变成头结点
18.  
    if (p == head && tryAcquire(arg)) {
19.  
    setHead(node);
20.  
    p.next = null; // help GC
21.  
    failed = false;
22.  
    return true;
23.  
    }
24.  
    // 如果已经超时,返回false
25.  
    if (nanosTimeout <= 0)
26.  
    return false;
27.  
    // 超时时间未到,且需要挂起
28.  
    if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
29.  
    nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
30.  
    // 阻塞当前线程直到超时时间到期
31.  
    LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
32.  
    long now = System.nanoTime();
33.  
    // 更新nanosTimeout
34.  
    nanosTimeout -= now - lastTime;
35.  
    lastTime = now;
36.  
    if (Thread.interrupted())
37.  
    //相应中断
38.  
    throw new InterruptedException();
39.  
    }
40.  
    } finally {
41.  
    if (failed)
42.  
    cancelAcquire(node);
43.  
    }
44.  
    }

doAcquireNanos的流程简述为：线程先入等待队列，然后开始自旋，尝试获取锁，获取成功就返回，失败则在队列里找一个安全点把自己挂起直到超时时间过期。这里为什么还需要循环呢？因为当前线程节点的前驱状态可能不是SIGNAL，那么在当前这一轮循环中线程不会被挂起，然后更新超时时间，开始新一轮的尝试

https://blog.csdn.net/fuyuwei2015/article/details/83719444