目錄
- 摘要
- AbstractQueuedSynchronizer實現一把鎖
- ReentrantLock
- ReentrantLock的特點
- Synchronized的基礎用法
- ReentrantLock與AQS的關聯
- AQS架構圖
- acquire獲取鎖
- tryAcquire
- hasQueuedPredecessors
- acquireQueued
- setHead
- shouldParkAfterFailedAcquire
- parkAndCheckInterrupt
- cancelAcquire
- unlock解鎖
- release
- tryRelease
- unparkSuccessor
- 中斷恢復
- 其它
- 參考
- 你的鼓勵也是我創作的動力
- Posted by 微博@Yangsc_o
- 原創文章，版權聲明：自由轉載-非商用-非衍生-保持署名 | Creative Commons BY-NC-ND 3.0
摘要
本文通過ReentrantLock來窺探AbstractQueuedSynchronizer（AQS）的實現原理，在看此文之前。你需要了解一下park、unpark的功能，請移步至上一篇《深入剖析park、unpark》；
AbstractQueuedSynchronizer實現一把鎖
根據AbstractQueuedSynchronizer的官方文檔，如果想實現一把鎖的，需要繼承AbstractQueuedSynchronizer，並需要重寫tryAcquire、tryRelease、可選擇重寫isHeldExclusively提供locked state、因為支持序列化，所以需要重寫readObject以便反序列化時恢復原始值、newCondition提供條件；官方提供的java代碼如下（官方文檔見參考連接）；
public class MyLock implements Lock, java.io.Serializable {
private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
// Acquires the lock if state is zero
@Override
public boolean tryAcquire(int acquires) {
assert acquires == 1; // Otherwise unused
if (compareAndSetState(0, 1)) {
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
return true;
}
return false;
}
// Releases the lock by setting state to zero
@Override
protected boolean tryRelease(int releases) {
assert releases == 1; // Otherwise unused
if (getState() == 0) {
throw new IllegalMonitorStateException();
}
setExclusiveOwnerThread(null);
setState(0);
return true;
}
// Provides a Condition
Condition newCondition() {
return new ConditionObject();
}
// Deserializes properly
private void readObject(ObjectInputStream s)
throws IOException, ClassNotFoundException {
s.defaultReadObject();
setState(0); // reset to unlocked state
}
// Reports whether in locked state
@Override
protected boolean isHeldExclusively() {
return getState() == 1;
}
}
/**
* The sync object does all the hard work. We just forward to it.
*/
private final Sync sync = new Sync();
@Override
public void lock() {
sync.acquire(1);
}
@Override
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1);
}
@Override
public boolean tryLock() {
return sync.tryAcquire(1);
}
@Override
public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}
@Override
public void unlock() {
sync.release(1);
}
@Override
public Condition newCondition() {
return sync.newCondition();
}
private static volatile Integer value = 0;
public static void main(String[] args) {
MyLock myLock = new MyLock();
for (int i = 0; i < 1000; i++) {
new Thread(()->{
myLock.lock();
value ++;
myLock.unlock();
}).start();
}
System.out.println(value);
}
}
上面是一個不可重入的鎖，它實現了一個鎖基礎功能，目的是為了跟ReentrantLock的實現做對比；
ReentrantLock
ReentrantLock的特點
ReentrantLock意思為可重入鎖，指的是一個線程能夠對一個臨界資源重複加鎖。ReentrantLock跟常用的Synchronized進行比較；
Synchronized的基礎用法
Synchronized的分析可以參考《深入剖析synchronized關鍵詞》，ReentrantLock可以創建公平鎖、也可以創建非公平鎖，接下來看一下ReentrantLock的簡單用法，非公平鎖實現比較簡單，今天重點是公平鎖；
public class ReentrantLockTest {
public static void main(String[] args) {
ReentrantLock reentrantLock = new ReentrantLock(true);
reentrantLock.lock();
try {
log.info("lock");
} catch (Exception e) {
log.error(e);
} finally {
reentrantLock.unlock();
log.info("unlock");
}
}
}
ReentrantLock與AQS的關聯
先看一下加鎖方法lock
/**
* Performs lock. Try immediate barge, backing up to normal
* acquire on failure.
*/
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
final void lock() {
acquire(1);
}
線程繼續等待，仍然保留獲取鎖的可能，獲取鎖流程仍在繼續，分析實現原理
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
總結：公平鎖的上鎖是必須判斷自己是不是需要排隊；而非公平鎖是直接進行CAS修改計數器看能不能加鎖成功；如果加鎖不成功則乖乖排隊(調用acquire)；所以不管公平還是不公平；只要進到了AQS隊列當中那麼他就會排隊;
AQS架構圖
美團畫的AQS的架構圖，很詳細，當有自定義同步器接入時，只需重寫第一層所需要的部分方法即可，不需要關注底層具體的實現流程。當自定義同步器進行加鎖或者解鎖操作時，先經過第一層的API進入AQS內部方法，然後經過第二層進行鎖的獲取，接着對於獲取鎖失敗的流程，進入第三層和第四層的等待隊列處理，而這些處理方式均依賴於第五層的基礎數據提供層。
AQS核心思想是，如果被請求的共享資源空閑，那麼就將當前請求資源的線程設置為有效的工作線程，將共享資源設置為鎖定狀態；如果共享資源被佔用，就需要一定的阻塞等待喚醒機制來保證鎖分配。這個機制主要用的是CLH隊列的變體實現的，將暫時獲取不到鎖的線程加入到隊列中。
CLH：Craig、Landin and Hagersten隊列，是單向鏈表，AQS中的隊列是CLH變體的虛擬雙向隊列（FIFO），AQS是通過將每條請求共享資源的線程封裝成一個節點來實現鎖的分配。
加鎖：
- 通過ReentrantLock的加鎖方法Lock進行加鎖操作。
- 會調用到內部類Sync的Lock方法，由於Sync#lock是抽象方法，根據ReentrantLock初始化選擇的公平鎖和非公平鎖，執行相關內部類的Lock方法，本質上都會執行AQS的Acquire方法。
- AQS的Acquire方法會執行tryAcquire方法，但是由於tryAcquire需要自定義同步器實現，因此執行了ReentrantLock中的tryAcquire方法，由於ReentrantLock是通過公平鎖和非公平鎖內部類實現的tryAcquire方法，因此會根據鎖類型不同，執行不同的tryAcquire。
- tryAcquire是獲取鎖邏輯，獲取失敗后，會執行框架AQS的後續邏輯，跟ReentrantLock自定義同步器無關。
- 流程：Lock -> acquire -> tryAcquire( or nonfairTryAcquire)
解鎖：
- 通過ReentrantLock的解鎖方法Unlock進行解鎖。
- Unlock會調用內部類Sync的Release方法，該方法繼承於AQS。
- Release中會調用tryRelease方法，tryRelease需要自定義同步器實現，tryRelease只在ReentrantLock中的Sync實現，因此可以看出，釋放鎖的過程，並不區分是否為公平鎖。
- 釋放成功后，所有處理由AQS框架完成，與自定義同步器無關。
- 流程：unlock -> release -> tryRelease
acquire獲取鎖
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)){
selfInterrupt();
}
}
tryAcquire
acquire方法首先會調tryAcquire方法，需要注意的是tryAcquire的結果做取反；根據前面分析，tryAcquire會調用子類的實現，ReentrantLock有兩個內部類，FairSync，NonfairSync，都繼承自Sync，Sync繼承AbstractQueuedSynchronizer；
實現方式差別在是否有hasQueuedPredecessors() 的判斷條件
/**
* Fair version of tryAcquire. Don't grant access unless
* recursive call or no waiters or is first.
*/
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
// 獲取lock對象的上鎖狀態，如果鎖是自由狀態則=0，如果被上鎖則為1，大於1表示重入
int c = getState();
if (c == 0) {
// hasQueuedPredecessors，判斷自己是否需要排隊
// 下面我會單獨介紹，如果不需要排隊則進行cas嘗試加鎖
// 如果加鎖成功則把當前線程設置為擁有鎖的線程
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
// 如果C不等於0，但是當前線程等於擁有鎖的線程則表示這是一次重入，那麼直接把狀態+1表示重入次數+1
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
非公平鎖
/**
* Performs non-fair tryLock. tryAcquire is implemented in
* subclasses, but both need nonfair try for trylock method.
*/
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) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
hasQueuedPredecessors
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
// The correctness of this depends on head being initialized
// before tail and on head.next being accurate if the current
// thread is first in queue.
Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
Node h = head;
Node s;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
先來看下AQS中最基本的數據結構——Node，Node即為上面CLH變體隊列中的節點。
static final class Node {
static final Node SHARED = new Node(); // 表示線程以共享的模式等待鎖
static final Node EXCLUSIVE = null; // 表示線程正在以獨佔的方式等待鎖
static final int CANCELLED = 1; // 表示線程獲取鎖的請求已經取消了
static final int SIGNAL = -1; // 表示線程已經準備好了，就等資源釋放了
static final int CONDITION = -2; // 表示節點在等待隊列中，節點線程等待喚醒
static final int PROPAGATE = -3; // 當前線程處在SHARED情況下，該字段才會使用
volatile int waitStatus; // 當前節點在隊列中的狀態
volatile Node prev; // 前驅指針
volatile Node next; // 後繼指針
volatile Thread thread; // 表示處於該節點的線程
Node nextWaiter; // 指向下一個處於CONDITION狀態的節點
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
// 返回前驅節點，沒有的話拋出npe
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;
}
}
再看hasQueuedPredecessors，整個方法如果最後返回false，則去加鎖，如果返回true則不加鎖，因為這個方法被取反操作；hasQueuedPredecessors是公平鎖加鎖時判斷等待隊列中是否存在有效節點的方法。如果返回False，說明當前線程可以爭取共享資源；如果返回True，說明隊列中存在有效節點，當前線程必須加入到等待隊列中。
- h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
雙向鏈表中，第一個節點為虛節點，其實並不存儲任何信息，只是佔位。真正的第一個有數據的節點，是在第二個節點開始的。
- 當h != t時： 如果(s = h.next) == null，等待隊列正在有線程進行初始化，但只是進行到了Tail指向Head，沒有將Head指向Tail，此時隊列中有元素，需要返回True（這塊具體見下邊代碼分析）。
- 如果(s = h.next) != null，說明此時隊列中至少有一個有效節點。
- 如果此時s.thread == Thread.currentThread()，說明等待隊列的第一個有效節點中的線程與當前線程相同，那麼當前線程是可以獲取資源的；
- 如果s.thread != Thread.currentThread()，說明等待隊列的第一個有效節點線程與當前線程不同，當前線程必須加入進等待隊列。
如果這上面沒有看懂，沒有關係，先來分析一下構建整個隊列的過程；
- addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
// tail為對尾，賦值給pred
Node pred = tail;
// 判斷pred是否為空，其實就是判斷對尾是否有節點，其實只要隊列被初始化了對尾肯定不為空
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
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;
}
}
}
}
用一張圖來分析一下，整個隊列構建過程；
-
（1）通過Node(Thread thread, Node mode) 方法構建一個node節點（node2），此時的nextWaiter為空，線程不為空，是當前線程；
-
（2）如果隊尾為空，則說明隊列未建立，調用enq構建第一個虛擬節點（node1），通過compareAndSetHead方法構建一個頭節點，需要注意的是該頭節點thread是null，後續很多都是用線程是否為null來判讀是否為第一個虛擬節點；
-
（3）將node1 cas設置為head
-
（4）將頭節點賦值為tail = head
-
（5）進入下一次for循環時，會走到else分支，會將傳入的node的指向頭部節點的next，此時node2的prev指向node1（tail）
-
（6）將node2 cas設置為tail；
-
（7）將node2指向node1的next；
經過上面的步驟，就構建了一個長度為2的隊列；
添加第二個隊列時，走的是這段代碼，流程就簡單多了，代碼如下
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
再看一下h != t && ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());因為整個構建過程並不是原子操作，所以這個條件判斷，現在再是不是就看明白了？
- 當h != t時（3）步驟已經完成： 如果(s = h.next) == null 此時步驟（4）未完成，等待隊列正在有線程進行初始化，但只是進行到了Tail指向Head，沒有將Head指向Tail，此時隊列中有元素，需要返回True
- 如果(s = h.next) != null，說明此時隊列中至少有一個有效節點。
- 如果此時s.thread == Thread.currentThread()，說明等待隊列的第一個有效節點中的線程與當前線程相同，那麼當前線程是可以獲取資源的；
- 如果s.thread != Thread.currentThread()，說明等待隊列的第一個有效節點線程與當前線程不同，當前線程必須加入進等待隊列。
acquireQueued
addWaiter方法其實就是把對應的線程以Node的數據結構形式加入到雙端隊列里，返回的是一個包含該線程的Node。而這個Node會作為參數，進入到acquireQueued方法中。acquireQueued方法可以對排隊中的線程進行“獲鎖”操作。總的來說，一個線程獲取鎖失敗了，被放入等待隊列，acquireQueued會把放入隊列中的線程不斷去獲取鎖，直到獲取成功或者不再需要獲取（中斷）。
下面通過代碼從“何時出隊列？”和“如何出隊列？”兩個方向來分析一下acquireQueued源碼：
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
// 標記是否成功拿到資源
boolean failed = true;
try {
// 標記等待過程中是否中斷過
boolean interrupted = false;
for (;;) {
// 獲取當前節點的前驅節點，有兩種情況；1、上一個節點為頭部；2上一個節點不為頭部
final Node p = node.predecessor();
// 如果p是頭結點，說明當前節點在真實數據隊列的首部，就嘗試獲取鎖（頭結點是虛節點）
// 因為第一次tryAcquire判斷是否需要排隊，如果需要排隊，那麼我就入隊，此處再重試一次
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// 獲取鎖成功，頭指針移動到當前node
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
// 說明p為頭節點且當前沒有獲取到鎖（可能是非公平鎖被搶佔了）或者是p不為頭結點，這個時候就要判斷當前node是否要被阻塞（被阻塞條件：前驅節點的waitStatus為-1），防止無限循環浪費資源。具體兩個方法下面細細分析
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
// 成功拿到資源，準備釋放
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
setHead
設置當前節點為頭節點，並且將node.thread為空（剛才提到判斷是否為頭部虛擬節點的條件就是node.thread == null。waitStatus狀態併為修改，等下我們再分析；
private void setHead(Node node) {
head = node;
node.thread = null;
node.prev = null;
}
shouldParkAfterFailedAcquire
接下來看shouldParkAfterFailedAcquire代碼，需要注意的是，每一個新創建Node的節點是被下一個排隊的node設置為等待狀態為SIGNAL， 這裏比較難以理解為什麼需要去改變上一個節點的park狀態？
每個node都有一個狀態，默認為0，表示無狀態，-1表示在park；當時不能自己把自己改成-1狀態？因為你得確定你自己park了才是能改為-1；所以只能先park；在改狀態；但是問題你自己都park了；完全釋放CPU資源了，故而沒有辦法執行任何代碼了，所以只能別人來改；故而可以看到每次都是自己的后一個節點把自己改成-1狀態；
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
// 獲取前驅節點的狀態
int ws = pred.waitStatus;
// 說明頭結點處於喚醒狀態
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
// static final int CANCELLED = 1; // 表示線程獲取鎖的請求已經取消了
// static final int SIGNAL = -1; // 表示線程已經準備好了，就等資源釋放了
// static final int CONDITION = -2; // 表示節點在等待隊列中，節點線程等待喚醒
// static final int PROPAGATE = -3; // 當前線程處在SHARED情況下，該字段才會使用
if (ws > 0) {
do {
// 把取消節點從隊列中剔除
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
// 設置前任節點等待狀態為SIGNAL
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
parkAndCheckInterrupt
調用LockSupport.park掛起當前線程，自己已經park，無法再修改狀態了！
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
// 調⽤用park()使線程進⼊入waiting狀態
LockSupport.park(this);
// 如果被喚醒，查看⾃自⼰己是不不是被中斷的，這⾥里里先清除⼀下標記位
return Thread.interrupted();
}
shouldParkAfterFailedAcquire的整個流程還是比較清晰的，如果不清楚，可以參考美團畫的流程圖；
cancelAcquire
通過上面的分析，當failed為true時，也就意味着park結束，線程被喚醒了，for循環已經跳出，開始執行cancelAcquire，通過cancelAcquire方法，將Node的狀態標記為CANCELLED；代碼如下：
private void cancelAcquire(Node node) {
// 將無效節點過濾
if (node == null)
return;
// 設置該節點不關聯任何線程，也就是虛節點（上面已經提到，node.thread = null是判讀是否是頭節點的條件）
node.thread = null;
Node pred = node.prev;
// 通過前驅節點，處理waitStatus > 0的node
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// 把當前node的狀態設置為CANCELLED，當下一個node排隊結束時，自己就會被上一行代碼處理掉；
Node predNext = pred.next;
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// 如果當前節點是尾節點，將從后往前的第一個非取消狀態的節點設置為尾節點，更新失敗的話，則進入else，如果更新成功，將tail的後繼節點設置為null
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
// 把自己設置為null
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
int ws;
// 如果當前節點不是head的後繼節點
// 1:判斷當前節點前驅節點的是否為SIGNAL
// 2:如果不是，則把前驅節點設置為SINGAL看是否成功
// 如果1和2中有一個為true，再判斷當前節點的線程是否為null
// 如果上述條件都滿足，把當前節點的前驅節點的後繼指針指向當前節點的後繼節點
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
// 如果當前節點是head的後繼節點，或者上述條件不滿足，那就喚醒當前節點的後繼節點
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // help GC
}
}
當前的流程：
（1）當前節點時尾節點
（2）當前節點是Head的後繼節點。
這張圖描述的是這段代碼：unparkSuccessor
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;
}
（3）當前節點不是Head的後繼節點，也不是尾節點。
這張圖描述的是這段代碼跟（2）一樣；
通過上面的圖，你會發現所有的變化都是對Next指針進行了操作，而沒有對Prev指針進行操作，原因是執行cancelAcquire的時候，當前節點的前置節點可能已經從隊列中出去了（已經執行過Try代碼塊中的shouldParkAfterFailedAcquire方法了），也就是下圖中代碼1和代碼2直接的間隙就會出現這種情況，此時修改Prev指針，有可能會導致Prev指向另一個已經移除隊列的Node，因此這塊變化Prev指針不安全。
unlock解鎖
解鎖時並不區分公平和不公平，因為ReentrantLock實現了鎖的可重入，可以進一步的看一下時如何處理的，上代碼：
public void unlock() {
sync.release(1);
}
release
public final boolean release(int arg) {
// 自定義的tryRelease如果返回true，說明該鎖沒有被任何線程持有
if (tryRelease(arg)) {
// 獲取頭結點
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
// 頭結點不為空並且頭結點的waitStatus不是初始化節點情況，解除線程掛起狀態
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
這裏的判斷條件為什麼是h != null && h.waitStatus != 0
- h == null Head還沒初始化。初始情況下，head == null，第一個節點入隊，Head會被初始化一個虛擬節點。如果還沒來得及入隊，就會出現head == null 的情況。
- h != null && waitStatus == 0 表明後繼節點對應的線程仍在運行中，不需要喚醒。
- h != null && waitStatus < 0 表明後繼節點可能被阻塞了，需要喚醒，(還記得一個node是在shouldParkAfterFailedAcquire方法中被設置為SIGNAL = -1的吧？不記得翻看一下上面吧)
tryRelease
protected final boolean tryRelease(int releases) {
// 減少可重入次數，setState(c);
int c = getState() - releases;
// 當前線程不是持有鎖的線程，拋出異常
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
// 如果持有線程全部釋放，將當前獨佔鎖所有線程設置為null，並更新state
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
unparkSuccessor
這個方法在cancelAcquire其實也用到了，簡單分析一下
// 如果當前節點是head的後繼節點，或者上述條件不滿足，就喚醒當前節點的後繼節點unparkSuccessor(node);
private void unparkSuccessor(Node node) {
// 獲取結點waitStatus，CAS設置狀態state=0
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
// 獲取當前節點的下一個節點
Node s = node.next;
// 如果下個節點是null或者下個節點被cancelled，就找到隊列最開始的非cancelled的節點
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 就從尾部節點開始找，到隊首，找到隊列第一個waitStatus<0的節點。
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
// 如果當前節點的下個節點不為空，而且狀態<=0，就把當前節點unpark
if (s != null）
LockSupport.unpark(s.thread);
}
為什麼要從后往前找第一個非Cancelled的節點呢？
原因1:addWaiter方法並非原子，構建鏈表結構時如下圖中 1、2間隙執行unparkSuccessor，此時鏈表是不完整的，沒辦法從前往後找了；
原因2:還有一點原因，在產生CANCELLED狀態節點的時候，先斷開的是Next指針，Prev指針並未斷開，因此也是必須要從后往前遍歷才能夠遍歷完全部的Node；
中斷恢復
喚醒后，會執行return Thread.interrupted();，這個函數返回的是當前執行線程的中斷狀態，並清除。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
acquireQueued代碼，當parkAndCheckInterrupt返回True或者False的時候，interrupted的值不同，但都會執行下次循環。如果這個時候獲取鎖成功，就會把當前interrupted返回。
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
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);
}
}
如果acquireQueued為True，就會執行selfInterrupt方法。
該方法其實是為了中斷線程。但為什麼獲取了鎖以後還要中斷線程呢？這部分屬於Java提供的協作式中斷知識內容，感興趣同學可以查閱一下。這裏簡單介紹一下：
- 當中斷線程被喚醒時，並不知道被喚醒的原因，可能是當前線程在等待中被中斷，也可能是釋放了鎖以後被喚醒。因此我們通過Thread.interrupted()方法檢查中斷標記（該方法返回了當前線程的中斷狀態，並將當前線程的中斷標識設置為False），並記錄下來，如果發現該線程被中斷過，就再中斷一次。
- 線程在等待資源的過程中被喚醒，喚醒后還是會不斷地去嘗試獲取鎖，直到搶到鎖為止。也就是說，在整個流程中，並不響應中斷，只是記錄中斷記錄。最後搶到鎖返回了，那麼如果被中斷過的話，就需要補充一次中斷。
這裏的處理方式主要是運用線程池中基本運作單元Worder中的runWorker，通過Thread.interrupted()進行額外的判斷處理，可以看下ThreadPoolExecutor源碼的判斷條件；
其它
AQS在JUC中有⽐比較⼴廣泛的使⽤用，以下是主要使⽤用的地⽅方：
- ReentrantLock：使⽤用AQS保存鎖重複持有的次數。當⼀一個線程獲取鎖時， ReentrantLock記錄當
前獲得鎖的線程標識，⽤用於檢測是否重複獲取，以及錯誤線程試圖解鎖操作時異常情況的處理理。
- Semaphore：使⽤用AQS同步狀態來保存信號量量的當前計數。 tryRelease會增加計數，
acquireShared會減少計數。
- CountDownLatch：使⽤用AQS同步狀態來表示計數。計數為0時，所有的Acquire操作
（CountDownLatch的await⽅方法）才可以通過。
- ReentrantReadWriteLock：使⽤用AQS同步狀態中的16位保存寫鎖持有的次數，剩下的16位⽤用於保
存讀鎖的持有次數。
- ThreadPoolExecutor： Worker利利⽤用AQS同步狀態實現對獨佔線程變量量的設置（tryAcquire和
tryRelease）。
至此，通過ReentrantLock分析AQS的實現原理一家完畢，需要說明的是，此文深度參考了美團分析的ReentrantLock，是參考鏈接的第三個，有興趣可以對比差異，感謝！
參考
JDK API 文檔
Java的LockSupport.park()實現分析
[從ReentrantLock的實現看AQS的原理及應用
[Thread的中斷機制(interrupt)
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