AQS(AbstractQueuedSynchronizer)解析
AbstractQueuedSynchronizer是JUC包下的一个重要的类，JUC下的关于锁相关的类(如：ReentrantLock)等大部分是以此为基础实现的。那么我们就来分析一下AQS的原理。
1：通过以前的了解，我们先明白几个有用信息。
1：实现基于FIFO(一个先进先出的队列)
2：通过一个原子变量(atomic int) state来标识锁的状态(获取和释放)
3：子类应该通过自定义改变原子变量的方法来代表锁的获取和释放
4：底层是基于unsafe包的CAS操作，我们这里不做说明。
2：既然是一个队列，那么我们看一下这个队列的节点，部分代码如下
static final class Node { static final Node SHARED = new Node(); static final Node EXCLUSIVE = null;
static final int CANCELLED = 1; static final int SIGNAL = -1; static final int CONDITION = -2; static final int PROPAGATE = -3; volatile int waitStatus; volatile Node prev; volatile Node next; volatile Thread thread; Node nextWaiter; final boolean isShared() { return nextWaiter == SHARED; }
final Node predecessor() throws NullPointerException { Node p = prev; if (p == null) throw new NullPointerException(); else return p; } Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker } Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter this.nextWaiter = mode; this.thread = thread; } Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition this.waitStatus = waitStatus; this.thread = thread; } }
这个类比较简单，我们可以看出这个队列其实就是一个保存了线程信息的双向链表。其中 SHARED和EXCLUSIVE这两个属性分别标识了共享和独占(共享锁和独占锁)。我们特殊关注一下waitStatus这个属性，他有以下几个状态
SIGNAL: 表明它的下一个节点的线程正在被阻塞(park)；当前节点释放锁或者被取消时，它必须唤醒(unpark)下一个节点的线程；
CANCELLED：该节点因为超时或者中断被取消，该状态的节点永远不会改变当前状态（会一直保持 CANCELLED 状态），同时该节点永远不会再被阻塞。
CONDITION：该节点目前位于一个条件队列，在其状态改变之前他不会转移到同步队列中，并且当他转移到同步队列时它的状态会被设置为默认值。
PROPAGATE：共享同步模式会无条件的传播给其它节点，当节点为头结点时在 doReleaseShared 方法中被设置为该状态来保证状态继续传播。
0:非上述4中状态，有可能是刚获取signal,此时它的值是0，也有可能是新建的head节点
如果上面的有些状态你看的云里雾里，不明所以的话不要紧，可以先有个大致印象。在后续的代码中看到这些状态时再结合这些解释看，就会清晰不少。
3下面是几个比较基础的方法，我们可以看下
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; } } } }
这个方法就是往队列尾部添加节点，比较简单，我们不再多说。
private Node addWaiter(Node mode) { Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure Node pred = tail; if (pred != null) { node.prev = pred; if (compareAndSetTail(pred, node)) { pred.next = node; return node; } } enq(node); return node; }
这个方法是对enq方法的封装,也没啥好说的。但是我们能看到先快速添加到队列尾部，失败的话再通过enq循环尝试添加。
private void unparkSuccessor(Node node) { /* * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try * to clear in anticipation of signalling. It is OK if this * fails or if status is changed by waiting thread. */ int ws = node.waitStatus; if (ws < 0) compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); /* * Thread to unpark is held in successor, which is normally * just the next node. But if cancelled or apparently null, * traverse backwards from tail to find the actual * non-cancelled successor. */ 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); }
这个方法的作用很明显了，就是唤醒当前节点的后续节点。在这之前会尝试更改锁标志状态，如果失败了也没关系，因为后置节点的线程会继续更改。但是，你有没有发现，在查找非空非取消状态的节点的时候竟然从后往前找，这感觉不太合理啊。从前往后找不是能更快的找到后置非空非取消状态的节点吗？我们记着这个问题继续看。
4：接下来我们看下独占模式下的获取锁的代码
public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); }protected boolean tryAcquire(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); }
acquire和release分别对应了加锁和解锁。但是方法体中tryAcquire和tryRelease方法没有具体实现，因为不同的锁对公平，非公平，重入，不可重入的要求不同，所以这部分的自由度比较高，需要自己定制。
我们看acquire方法：首先通过tryAcquire来获取锁，如果获取失败，则通过addWaiter将当前线程添加到队列尾部，然后通过acquireQueued来判断当前节点的线程是该阻塞呢还是不断尝试获取锁。看下面代码
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); } } private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { int ws = pred.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) /* * This node has already set status asking a release * to signal it, so it can safely park. */ return true; if (ws > 0) { /* * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and * indicate retry. */ do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); pred.next = node; } else { /* * waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we * need a signal, but don't park yet. Caller will need to * retry to make sure it cannot acquire before parking. */ compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } return false; } private final boolean parkAndCheckInterrupt() { LockSupport.park(this); return Thread.interrupted(); }
acquireQueued方法会判断当前节点的前置节点是不是head节点，如果是且尝试获取到了锁(说明head节点已经释放锁)，那么则设置当前节点为head节点，当先线程也不需要阻塞。如果前置阶段不为head节点或者尝试获取锁失败，那么就通过shouldParkAfterFailedAcquire方法来判断该线程是不是应该阻塞。
在shouldParkAfterFailedAcquire方法中我们可以看到对各种 waitStatus 状态的处理。特别注意ws>0时的处理：这段逻辑将队列中最后一个节点链接到了前一个没有CANCELLED的节点，即剔除了中间状态为CANCELLED的节点。这个确保了最后节点的前一个节点的状态为SIGNAL。这样的话下次循环该线程就可以放心park了。
5：接下来我们看下独占模式下的释放锁的代码
public final boolean release(int arg) { if (tryRelease(arg)) { Node h = head; if (h != null && h.waitStatus != 0) unparkSuccessor(h); return true; } return false; } protected boolean tryRelease(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); }
代码逻辑比较清晰：当锁释放成功后，要唤醒下一个节点的线程。同样的tryRelease需要自己实现。
我们看看是如何唤醒下个节点的线程的。
private void unparkSuccessor(Node node) { /* * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try * to clear in anticipation of signalling. It is OK if this * fails or if status is changed by waiting thread. */ int ws = node.waitStatus; if (ws < 0) compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0); /* * Thread to unpark is held in successor, which is normally * just the next node. But if cancelled or apparently null, * traverse backwards from tail to find the actual * non-cancelled successor. */ 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); }
这个逻辑也比较简单，从后往前找到第一个状态不为CANCELLED的节点，并通过unpark唤醒它的线程。(注意这里仍然是从后向前遍历)
这里要注意一点：当head和s之间存在CANCELLED节点时，s.prev节点是CANCELLED节点(这点可能会在6里出问题)
6：线程被唤醒后？
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); } }
前面我们看到线程是在 acquireQueued 方法的 parkAndCheckInterrupt() 这被阻塞的。当它被唤醒后，仍在这个循环里。下次循环就能获取到锁了。
但是被唤醒节点的前置节点一定是head节点吗？理论上是的，但是通过5我们知道也可能不是head节点，而是一个CANCELLED节点。
那么被唤醒节点的前置节点是CANCELLED节点怎么处理了呢。根据逻辑，又进入了 shouldParkAfterFailedAcquire 方法，这个方法会清除两个节点间的CANCELLED节点。在经过这个方法后，就能保证在下次循环中被唤醒节点的前置节点就是head节点。
6：为什么从后向前遍历？
看了半天也没看出来为啥从后向前遍历。
我们看了 volatile Node next 属性的注释
/** * Link to the successor node that the current node/thread * unparks upon release. Assigned during enqueuing, adjusted * when bypassing cancelled predecessors, and nulled out (for * sake of GC) when dequeued. The enq operation does not * assign next field of a predecessor until after attachment, * so seeing a null next field does not necessarily mean that * node is at end of queue. However, if a next field appears * to be null, we can scan prev's from the tail to * double-check. The next field of cancelled nodes is set to * point to the node itself instead of null, to make life * easier for isOnSyncQueue. */ volatile Node next;
红字表出来的意思是，"enq操作在当前节点加入队列后，才将前置节点的next指向最后的节点。这说明我们从前向后遍历时，看到一个next为null的节点并不意味着他是最后一个节点。但是从后向前遍历却能避免这个问题"
结合代码我们再看一下
1 private Node enq(final Node node) { 2 for (;;) { 3 Node t = tail; 4 if (t == null) { // Must initialize 5 if (compareAndSetHead(new Node())) 6 tail = head; 7 } else { 8 node.prev = t; 9 if (compareAndSetTail(t, node)) { 10 t.next = node; 11 return t; 12 } 13 } 14 } 15 }
对应的8,9,10行。因为不是原子操作，有可能出现：第9行执行成功后(此时新节点已经添加到了队列尾部)，有个线程从前到后遍历各个节点，由于前置节点t.next==null,所以新追加到队列尾部的节点无法被扫描到。相反的从后向前的话，第8行就避免了这个问题。
7：总结
1：AQS的本质是CAS自旋 volatile 变量
2：阻塞的线程被有序的排列在FIFO中
3：线程的阻塞和唤醒用的是LockSupport.park()和LockSupport.unpark()
4: sleep, wait, park的区别：
sleep， 进入TIMED_WAITING状态，不出让锁;
wait, 进入TIMED_WAITING状态，出让锁，并进入对象的等待队列，必须结合sychronized使用。
park, 进入WAITING状态，对比wait不需要获得锁就可以让线程WAITING，通过unpark唤醒
关于线程阻塞和等待状态的区别见：https://blog.csdn.net/Mrxingyong/article/details/95164329
