AbstractQueuedSynchronizer

AbstractQueuedSynchronizer（简称AQS）位于java.util.concurrent包下。许多同步组件都是基于它实现的。譬如：ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch、CyclicBarrier、Semaphore等等。

AbstractQueuedSynchronizer是一个抽象类，定义了许多属性和方法。其中最基本的数据结构——Node。AQS定义了一套多线程访问共享资源的同步器框架，是一个依赖状态(state)的同步器。以下再描述。

CLH队列

AQS核心思想是当请求共享资源时，如果当前线程成功请求共享资源，就将共享资源锁住。其他的请求进入排队阻塞状态中，等待某一时间，唤醒重新获取。这个机制AQS主要用的是CLH队列的变体实现的。将暂时获取不到锁的线程放到队列中。

CLH队列是Craig、Landin、Hagersten三人发明的一种基于双向链表数据结构的队列，是FIFO先入先出线程等待队列，Java中的CLH队列是原CLH队列的一个变种,线程由原自旋机制改为阻塞机制。具体啥是CLH队列可参看：

https://coderbee.net/index.php/concurrent/20131115/577/comment-page-1

AQS中的队列是CLH变体的虚拟双向队列（FIFO），AQS是通过将每条请求共享资源的线程封装成一个节点(Node)来实现锁的分配。

内部Node节点

{
        /** Marker to indicate a node is waiting in shared mode */
        static final Node SHARED = new Node();
        /** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode */
        static final Node EXCLUSIVE = null;

        /** waitStatus value to indicate thread has cancelled */
        static final int CANCELLED =  1;
        /** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */
        static final int SIGNAL    = -1;
        /** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
        static final int CONDITION = -2;
        /**
         * waitStatus value to indicate the next acquireShared should
         * unconditionally propagate
         */
        static final int PROPAGATE = -3;

        /**
         * Status field, taking on only the values:
         *   SIGNAL:     The successor of this node is (or will soon be)
         *               blocked (via park), so the current node must
         *               unpark its successor when it releases or
         *               cancels. To avoid races, acquire methods must
         *               first indicate they need a signal,
         *               then retry the atomic acquire, and then,
         *               on failure, block.
         *   CANCELLED:  This node is cancelled due to timeout or interrupt.
         *               Nodes never leave this state. In particular,
         *               a thread with cancelled node never again blocks.
         *   CONDITION:  This node is currently on a condition queue.
         *               It will not be used as a sync queue node
         *               until transferred, at which time the status
         *               will be set to 0. (Use of this value here has
         *               nothing to do with the other uses of the
         *               field, but simplifies mechanics.)
         *   PROPAGATE:  A releaseShared should be propagated to other
         *               nodes. This is set (for head node only) in
         *               doReleaseShared to ensure propagation
         *               continues, even if other operations have
         *               since intervened.
         *   0:          None of the above
         *
         * The values are arranged numerically to simplify use.
         * Non-negative values mean that a node doesn't need to
         * signal. So, most code doesn't need to check for particular
         * values, just for sign.
         *
         * The field is initialized to 0 for normal sync nodes, and
         * CONDITION for condition nodes.  It is modified using CAS
         * (or when possible, unconditional volatile writes).
         */
        volatile int waitStatus;

        /**
         * Link to predecessor node that current node/thread relies on
         * for checking waitStatus. Assigned during enqueuing, and nulled
         * out (for sake of GC) only upon dequeuing.  Also, upon
         * cancellation of a predecessor, we short-circuit while
         * finding a non-cancelled one, which will always exist
         * because the head node is never cancelled: A node becomes
         * head only as a result of successful acquire. A
         * cancelled thread never succeeds in acquiring, and a thread only
         * cancels itself, not any other node.
         */
        volatile Node prev;

        /**
         * 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;

        /**
         * The thread that enqueued this node.  Initialized on
         * construction and nulled out after use.
         */
        volatile Thread thread;

        /**
         * Link to next node waiting on condition, or the special
         * value SHARED.  Because condition queues are accessed only
         * when holding in exclusive mode, we just need a simple
         * linked queue to hold nodes while they are waiting on
         * conditions. They are then transferred to the queue to
         * re-acquire. And because conditions can only be exclusive,
         * we save a field by using special value to indicate shared
         * mode.
         */
        Node nextWaiter;

        /**
         * Returns true if node is waiting in shared mode.
         */
        final boolean isShared() {
            return nextWaiter == SHARED;
        }

        /**
         * Returns previous node, or throws NullPointerException if null.
         * Use when predecessor cannot be null.  The null check could
         * be elided, but is present to help the VM.
         *
         * @return the predecessor of this node
         */
        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;
        }
    }

其中：

static final Node SHARED = new Node();

用于标记一个节点在共享模式下等待

static final Node EXCLUSIVE = null;

用于标记一个节点在独占模式下等待

SHARED ，EXCLUSIVE 分别表示了线程两种锁的模式：共享模式和独占模式。

独占：只有一个线程能执行，如ReentrantLock

共享：多个线程可以同时执行，如Semaphore/CountDownLatch

其他方法和属性值：

waitStatus有下面几个值：

同步状态State

AQS中还维护了一个名为state的字段，意为同步状态，是由Volatile修饰的，用于展示当前临界资源的获锁情况。

private volatile int state;

同时提供了访问和更新这个变量的方法。

protected final int getState()：获取State的值

protected final void setState(int newState)：设置State的值

protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update)：使用CAS方式更新State

所以可以用修改state变量来实现多线程的独占模式和共享模式（加锁过程）。

独占模式：刚开始初始化state=0；当线程A独占模式下获取锁，先判断state是否为0，若不是则阻塞，加入队列。若为0，则设置state为1，获取了锁。进行后续的操作。

共享模式：刚开始初始化state=n(例如n=2)；当线程A共享模式模式下获取锁，判断state是否大于0，如果不是则A阻塞，加入队列。若大于0，则stateCAS自减。获取了锁。进行后续的操作。

从ReentrantLock看AQS

AQS定义了许多方法，包括自己实现的和未实现的。

AQS对外提供一些API层方法，所以自定义同步器只要实现它的一些方法，不必关心它底层是怎么实现的。

API层方法：

protected boolean tryAcquire(int arg)：

独占方式。arg为获取锁的次数，尝试获取资源，成功则返回True，失败则返回False。

protected boolean tryRelease(int arg)：

独占方式。arg为释放锁的次数，尝试释放资源，成功则返回True，失败则返回False。

protected int tryAcquireShared(int arg)：

共享方式。arg为获取锁的次数，尝试获取资源。负数表示失败；0表示成功，但没有剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。

protected boolean tryReleaseShared(int arg)：

共享方式。arg为释放锁的次数，尝试释放资源，如果释放后允许唤醒后续等待结点返回True，否则返回False。

如下图：

蓝色：AQS已经实现的方法

红色：需要自己覆盖或重写的方法

我们看看我们ReentrantLock内部怎么去实现的。平常使用ReentrantLock时候，大多这样写的：

 ReentrantLock takeLock = new ReentrantLock(); 
   
// 获取锁 
takeLock.lock(); 
try { 
  // 业务逻辑 
} finally { 
  // 释放锁 
  takeLock.unlock(); 
}  

进入ReentrantLock，当ReentrantLock初始化时，默认将 sync赋值为NonfairSync。

public ReentrantLock() {
    sync = new NonfairSync();
}

当我们ReentrantLock takeLock = new ReentrantLock(true)这样时，

public ReentrantLock(boolean fair) {
    sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}

将 sync赋值为FairSync。

FairSync，NonfairSync为别通常我们所说的公平锁，和非公平锁的一些实现。（公平锁，和非公平锁后面再说）

ReentrantLock内有三个内部类：Sync，NonfairSync，FairSync。

其中Sync为ReentrantLock的一个内部类，它继承了AbstractQueuedSynchronizer。

abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer

而：FairSync，NonfairSync都继承了Sync，实现了Sync的抽象方法：lock，和重写了AQS的tryAcquire方法。Sync实现了AbstractQueuedSynchronizer的抽象方法：tryRelease。

进入：takeLock.lock();

public void lock() {
    sync.lock();
}

从上面所述，此时会调用NonfairSync的lock方法。

final void lock() {
    if (compareAndSetState(0, 1))
        setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
    else
        acquire(1);
}

若通过CAS设置变量State（同步状态）成功，也就是获取锁成功，则将当前线程设置为独占线程。

若通过CAS设置变量State（同步状态）失败，也就是获取锁失败，则进入父类AQS的acquire方法进行后续处理。

这时我们看下公平锁FairSync是怎么做的。

final void lock() {
       acquire(1);
 }

直接调用父类AQS的acquire方法。

所以从这里我们可以看出公平锁和非公平锁的区别。

公平锁：就是很公平，在并发环境中．每个线程在获取锁时会先查看此锁维护的等待队列，如果为空，或者当前线程是等待队列的第一个，就占有锁。否则就会加入到等待队列中．以后会按照FIFO的规则从队列中取到自己。

非公平锁比较粗鲁，上来就直接尝试占有锁，如果尝试失败，就再采用类似公平锁那种方式。

在这里我们总结下上面的步骤：

• 通过ReentrantLock的加锁方法Lock进行加锁操作。
• 会调用到内部类Sync的Lock方法，由于Sync#lock是抽象方法，根据ReentrantLock初始化选择的公平锁和非公平锁，执行相关内部类的Lock方法，本质上都会执行AQS的Acquire方法。

进入AQS的方法acquire：

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

这里的tryAcquire，AQS直接抛出异常，需要子类去重写。

protected boolean tryAcquire(int arg) {
    throw new UnsupportedOperationException();
}

AQS的Acquire方法会执行tryAcquire方法，但是由于tryAcquire需要自定义同步器实现，因此执行了ReentrantLock中的tryAcquire方法，由于ReentrantLock是通过公平锁和非公平锁内部类实现的tryAcquire方法，因此会根据锁类型不同，执行不同的tryAcquire。

进入NonfairSync的tryAcquire方法：

 protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
            return nonfairTryAcquire(acquires);
        }

   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;
        }

以上代码大意为：

首先判断state的值，如果是0，采用compareAndSetState将state设置为1,再将当前线程设置为独占线程。

如果不是为0，再次判断当前线程是否是独占线程，如果是的，对state再次加1，更新state，返回true。这里又引入一个可重入锁的概念。

• 可重入锁：当线程获取某个锁后，还可以继续获取它，可以递归调用，而不会发生死锁；
• 不可重入锁：与可重入相反，获取锁后不能重复获取，否则会死锁（自己锁自己）。

synchronized和ReentrantLock都是可重入锁。可重入锁和不可重入锁具体可参看：

https://cloud.tencent.com/developer/article/1493305

在此不做过多介绍了。

这里tryAcquire方法就介绍完了，tryAcquire是获取锁逻辑，获取失败后，会执行框架AQS的后续逻辑，跟ReentrantLock自定义同步器无关。回到上面，如果没有获取到锁就执行：

if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))

首先看：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
        Node pred = tail;
        if (pred != null) {
            node.prev = pred;
            if (compareAndSetTail(pred, node)) {
                pred.next = node;
                return node;
            }
        }
        enq(node);
        return node;
    }

addWaiter主要就是获锁失败一个入队的操作，以当前的线程和锁模式新建一个节点，尝试下快速入队。接着将tail赋予pred变量。如果pred不为null，说明队列有节点。将New出的Node的prev指针指向pred。通过compareAndSetTail方法，完成尾节点的设置。

这里New出的节点变成tail节点，新tail节点的prev指向原先的tail节点，next为null。

原先的tail节点的prev不变，next指向新tail节点。

如果pred为null，则执行enq(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;
                }
            }
        }
    }

t为null，队列是没有元素，首先会构建一个新节点，head和tail同时指向这个新Node。

如果t不为null，则向之前那样，进行队尾入队操作。

总结：如果队列刚开始是空的，首先会构建一个新的Node，head和tail指针同时指向它，再往队列队尾入队。

if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))

addWaiter做完了，并返回是一个包含该线程的Node。接着看下acquireQueued。

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
   // 标记是否成功拿到资源
        boolean failed = true;
        try {
          // 标记等待过程中是否中断过
            boolean interrupted = false;
          // 开始自旋，要么获取锁，要么中断
            for (;;) {
              // 获取当前节点的前驱节点
                final Node p = node.predecessor();
              // 如果p是头结点，说明当前节点在真实数据队列的首部，头节点为虚节点不存储一些值
              //也就是当前节点为头节点的下一个节点
              //在这里会尝试获取锁，万一此时头节点正好释放了锁
              //如果成功获取了锁，就将自己设置为head，占位成功
              //但没有修改waitStatus
                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);
        }
    }

tryAcquire尝试获取锁，addWaiter是获锁失败了加入队列，acquireQueued会把放入队列中的线程不断去获取锁，直到获取成功或者不再需要获取（中断）。

进入acquireQueued方法，首先会判断当前节点的前驱节点是否为头（head）节点，如果是则再次的尝试获取锁。如果不是，则进入shouldParkAfterFailedAcquire(p, 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;
    }

从shouldParkAfterFailedAcquire方法名字，可以看出，如果获取锁失败，是否需要阻塞。不阻塞，这里的for(;;)循环会一直执行下去。

Node node：当前节点，Node pred:当前节点的前驱节点。首先会判断前驱节点的waitStatus。如果是Node.SIGNAL，则返回true。

如果前驱节点的waitStatus>0，则waitStatu是为1，为CANCELLED(只有在这种状态下才大于0)。表示线程获取锁的请求已经取消了。将循环向前查找取消节点，把取消节点从队列中剔除。

其他情况下，即前驱节点的waitStatus改为Node.SIGNAL。这样下次循环再次判断，将返回true。

判断了前驱节点的waitStatus，将进入parkAndCheckInterrupt方法。从方法名字也可以看出此方法是干嘛的，阻塞和检查中断。

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
        LockSupport.park(this);
        return Thread.interrupted();
    }

从上面代码，它真的就干了两件事，阻塞当前的线程，返回当前线程的中断标识位（关于线程的中断，可以看看相关的中断知识）。如果被中断了，后面某时刻会调用selfInterrupt();

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

 static void selfInterrupt() {
        Thread.currentThread().interrupt();
    }

在acquireQueued方法有个finally块：

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
	boolean failed = true;
	try {
    ...
		for (;;) {
			final Node p = node.predecessor();
			if (p == head && tryAcquire(arg)) {
				...
				failed = false;
        ...
			}
			...
	} finally {
		if (failed)
			cancelAcquire(node);
		}
}

这段代码是干什么的。在AQS中类似其他的方法中，我们可以找到这块代码的意义。

private void doAcquireInterruptibly(int arg)
        throws InterruptedException {
        final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
        boolean failed = true;
        try {
            for (;;) {
                final Node p = node.predecessor();
                if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                    setHead(node);
                    p.next = null; // help GC
                    failed = false;
                    return;
                }
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                    throw new InterruptedException();
            }
        } finally {
            if (failed)
                cancelAcquire(node);
        }
    }

在发生中断或其他情况下，进入取消获取锁cancelAcquire方法。

private void cancelAcquire(Node node) {
        // 忽略不存在的节点
        if (node == null)
            return;

       //将该节点不关联任何线程
        node.thread = null;

        // 跳过当前节点之前的CANCELLED的节点
        Node pred = node.prev;
        while (pred.waitStatus > 0)
            node.prev = pred = pred.prev;

        // 获取过滤后的前驱节点的后继节点
        Node predNext = pred.next;

        // 把当前node的状态设置为CANCELLED
        node.waitStatus = Node.CANCELLED;

        // 如果当前节点是尾节点，将从后往前的第一个非取消状态的节点设置为尾节点
 			 // 更新失败的话，则进入else，如果更新成功，将tail的后继节点设置为null
        if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
            compareAndSetNext(pred, predNext, null);
        } else {
        // 如果当前节点不是head的后继节点，
        //1:判断当前节点前驱节点的是否为SIGNAL，
        //2:如果不是，则把前驱节点设置为SINGAL看是否成功
    		// 如果1和2中有一个为true，再判断当前节点的线程是否为null
   		  // 如果上述条件都满足，把当前节点的前驱节点的后继指针指向当前节点的后继节点
            int ws;
            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 {
               // 如果当前节点是head的后继节点，或者上述条件不满足，那就唤醒当前节点的后继节点
                unparkSuccessor(node);
            }
          //其他情况下将node的后继指针指向当前节点
            node.next = node; // help GC
        }
    }

获取当前节点的前驱节点，如果前驱节点的状态是CANCELLED，那就一直往前遍历，找到第一个waitStatus <= 0的节点，将找到的Pred节点和当前Node关联，将当前Node设置为CANCELLED。

最后Node可能处于以下几种情况：

1.当前节点是尾节点。

2.当前节点是Head的后继节点

3.当前节点不是Head的后继节点，也不是尾节点

至此介绍完了，ReentrantLock的lock方法获取锁的过程。

接着介绍ReentrantLock的unlock释放锁的过程。

  public void unlock() {
        sync.release(1);
    }

    public final boolean release(int arg) {
        if (tryRelease(arg)) {
            Node h = head;
            if (h != null && h.waitStatus != 0)
                unparkSuccessor(h);
            return true;
        }
        return false;
    }

unlock方法会调用父类AQS的release方法，接着会调用Sync类重写的tryRelease方法。释放锁没有公平锁和非公平锁的说法，在这里Sync内部类自己重写了。

       protected final boolean tryRelease(int releases) {
            int c = getState() - releases;
            if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
                throw new IllegalMonitorStateException();
            boolean free = false;
            if (c == 0) {
                free = true;
                setExclusiveOwnerThread(null);
            }
            setState(c);
            return free;
        }

获取state值，再去releases（这里为1）可重入数。如果当前线程不是持有锁的线程则会抛出异常。接着判断更新后的state是否为0，如果是0，则持有锁线程已经全部释放，将ExclusiveOwnerThread置为null，更新state。如果不是，更新state。

执行完tryRelease，

  public final boolean release(int arg) {
        if (tryRelease(arg)) {
          //// 获取头结点
            Node h = head;
          //// 头结点不为空并且头结点的waitStatus不是初始化节点情况，解除线程挂起状态
            if (h != null && h.waitStatus != 0)
                unparkSuccessor(h);
            return true;
        }
        return false;
    }

    private void unparkSuccessor(Node node) {
 			  //这里的node传入的是head
      //获取head的waitStatus
        int ws = node.waitStatus;
        if (ws < 0)
          //如果waitStatus<0，将如果waitStatus设置为0
            compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
				//获取head的后继节点
        Node s = node.next;
       //如果后继节点是null了，或者是节点被cancelled了
        if (s == null || s.waitStatus > 0) {
            s = null;
          //从tail位置向前遍历，取初第一个waitStatus <= 0的节点
            for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
                if (t.waitStatus <= 0)
                    s = t;
        }
        if (s != null)
          //找到了这个节点将，这个节点唤醒，
          //唤醒后，又跑到之前分析的方法acquireQueued，尝试获取锁
            LockSupport.unpark(s.thread);
    }

但是为什么要从后往前找第一个非Cancelled的节点呢？

从之前addWaiter代码看：

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;
}

我们从这里可以看到，节点入队并不是原子操作，也就是说，node.prev = pred; compareAndSetTail(pred, node) 这两个地方可以看作Tail入队的原子操作，但是此时pred.next = node;还没执行，如果这个时候执行了unparkSuccessor方法，就没办法从前往后找了，所以需要从后往前找。

还有一点原因，在产生CANCELLED状态节点的时候，先断开的是Next指针，Prev指针并未断开，因此也是必须要从后往前遍历才能够遍历完全部的Node。

综上所述，如果是从前往后找，由于极端情况下入队的非原子操作和CANCELLED节点产生过程中断开Next指针的操作，可能会导致无法遍历所有的节点。所以，唤醒对应的线程后，对应的线程就会继续往下执行。

至此，通过ReentrantLock的lock和unlock方法，进而分析AQS的原理解析结束了。其他同步类Semaphore，CountDownLatch，ReentrantReadWriteLock原理也是很相近的。

自定义同步工具

通过以上分析，我们也可以用AQS来是实现一个简单的同步工具类。

public interface MyLock {

   void lock();

   void unlock();
}

public class MyCustomLock implements MyLock{

   //像ReentrantLock那样，引入Sync内部类，我们只要重现了tryRelease,tryAcquire。其他交给Sync
   private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {

      @Override
      protected boolean tryAcquire (int arg) {
         return compareAndSetState(0, 1);
      }

      @Override
      protected boolean tryRelease (int arg) {
         setState(0);
         return true;
      }

      @Override
      protected boolean isHeldExclusively () {
         return getState() == 1;
      }
   }

   private Sync sync = new Sync();

   @Override
   public void lock() {
      sync.acquire(1);
   }

   @Override
   public void unlock() {
      sync.release(1);
   }
}

public class Lock_Test extends Thread {

   // 定义变量记录总票数
   private static int tickets = 100;
   // 创建互斥锁对象
   private static MyLock lockObj = new MyCustomLock();

   @Override
   public void run() {
      // 使用循环保证票能够被卖完
      while (true) {
         try {
            // 模拟休眠
            Thread.sleep(500);
            // 获取锁
            lockObj.lock();
            // 开始卖票
            if (tickets > 0) {
               // 卖一张
               System.out.println(this.getName() + " 卖了一张票，还剩 " + (--tickets) + " 张");
               continue;
            }
         } catch (InterruptedException e) {
            e.printStackTrace();
         } finally {
            // 释放锁
            lockObj.unlock();
         }
         System.out.println("票没了...");
         break;
      }
   }

   public static void main(String[] args) {
      Lock_Test t1=new Lock_Test();
      Lock_Test t2=new Lock_Test();
      Lock_Test t3=new Lock_Test();
      t1.start();
      t2.start();
      t3.start();
   }

}

最后打印结果：

这里可以看出AQS框架的强大，只需要不多的代码，就可以自己实现一个同步工具类。

参考资料：

https://tech.meituan.com/2019/12/05/aqs-theory-and-apply.html