前文（深入JVM锁机制-synchronized）分析了JVM中的synchronized实现，本文继续分析JVM中的另一种锁Lock的实现。与synchronized不同的是，Lock完全用Java写成，在java这个层面是无关JVM实现的。

在java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的实现类，常用的有ReentrantLock、ReadWriteLock（实现类ReentrantReadWriteLock），其实现都依赖java.util.concurrent.AbstractQueuedSynchronizer类，实现思路都大同小异，因此我们以ReentrantLock作为讲解切入点。

1. ReentrantLock的调用过程

经过观察ReentrantLock把所有Lock接口的操作都委派到一个Sync类上，该类继承了AbstractQueuedSynchronizer：

static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer

Sync又有两个子类：

final static class NonfairSync extends Sync

final static class FairSync extends Sync

显然是为了支持公平锁和非公平锁而定义，默认情况下为非公平锁。

整理一下Reentrant.lock()方法的调用过程（默认非公平锁）：

这些讨厌的Template模式导致很难直观地看到整个调用过程，其实通过上面调用过程及AbstractQueuedSynchronizer的注释可以发现，AbstractQueuedSynchronizer中抽象了绝大多数Lock的功能，而只把tryAcquire方法延迟到子类中实现。tryAcquire方法的语义在于用具体子类判断请求线程是否可以获得锁，无论成功与否AbstractQueuedSynchronizer都将处理后面的流程。

2. 锁实现（加锁）

简单说来，AbstractQueuedSynchronizer会把所有的请求线程构成一个CLH队列，当一个线程执行完毕（lock.unlock()）时会激活自己的后继节点，但正在执行的线程并不在队列中，而那些等待执行的线程全部处于阻塞状态，经过调查线程的显式阻塞是通过调用LockSupport.park()完成，而LockSupport.park()则调用sun.misc.Unsafe.park()本地方法，再进一步，HotSpot在Linux中中通过调用pthread_mutex_lock函数把线程交给系统内核进行阻塞。

该队列如图：

与synchronized相同的是，这也是一个虚拟队列，不存在队列实例，仅存在节点之间的前后关系。令人疑惑的是为什么采用CLH队列呢？原生的CLH队列是用于自旋锁，但Doug Lea把其改造为阻塞锁。

当有线程竞争锁时，该线程会首先尝试获得锁，这对于那些已经在队列中排队的线程来说显得不公平，这也是非公平锁的由来，与synchronized实现类似，这样会极大提高吞吐量。

如果已经存在Running线程，则新的竞争线程会被追加到队尾，具体是采用基于CAS的Lock-Free算法，因为线程并发对Tail调用CAS可能会导致其他线程CAS失败，解决办法是循环CAS直至成功。AbstractQueuedSynchronizer的实现非常精巧，令人叹为观止，不入细节难以完全领会其精髓，下面详细说明实现过程：

2.1 Sync.nonfairTryAcquire

nonfairTryAcquire方法将是lock方法间接调用的第一个方法，每次请求锁时都会首先调用该方法。

        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;
        }

该方法会首先判断当前状态，如果c==0说明没有线程正在竞争该锁，如果不c !=0 说明有线程正拥有了该锁。

如果发现c==0，则通过CAS设置该状态值为acquires,acquires的初始调用值为1，每次线程重入该锁都会+1，每次unlock都会-1，但为0时释放锁。如果CAS设置成功，则可以预计其他任何线程调用CAS都不会再成功，也就认为当前线程得到了该锁，也作为Running线程，很显然这个Running线程并未进入等待队列。

如果c !=0 但发现自己已经拥有锁，只是简单地++acquires，并修改status值，但因为没有竞争，所以通过setStatus修改，而非CAS，也就是说这段代码实现了偏向锁的功能，并且实现的非常漂亮。

2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter

addWaiter方法负责把当前无法获得锁的线程包装为一个Node添加到队尾：

    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;
    }

其中参数mode是独占锁还是共享锁，默认为null，独占锁。追加到队尾的动作分两步：

• 如果当前队尾已经存在(tail!=null)，则使用CAS把当前线程更新为Tail
• 如果当前Tail为null或则线程调用CAS设置队尾失败，则通过enq方法继续设置Tail

下面是enq方法：

    private Node enq(final Node node) {
        for (;;) {
            Node t = tail;
            if (t == null) { // Must initialize
                Node h = new Node(); // Dummy header
                h.next = node;
                node.prev = h;
                if (compareAndSetHead(h)) {
                    tail = node;
                    return h;
                }
            }
            else {
                node.prev = t;
                if (compareAndSetTail(t, node)) {
                    t.next = node;
                    return t;
                }
            }
        }
    }

该方法就是循环调用CAS，即使有高并发的场景，无限循环将会最终成功把当前线程追加到队尾（或设置队头）。总而言之，addWaiter的目的就是通过CAS把当前现在追加到队尾，并返回包装后的Node实例。

把线程要包装为Node对象的主要原因，除了用Node构造供虚拟队列外，还用Node包装了各种线程状态，这些状态被精心设计为一些数字值：

• SIGNAL(-1) ：线程的后继线程正/已被阻塞，当该线程release或cancel时要重新这个后继线程(unpark)
• CANCELLED(1)：因为超时或中断，该线程已经被取消
• CONDITION(-2)：表明该线程被处于条件队列，就是因为调用了Condition.await而被阻塞
• PROPAGATE(-3)：传播共享锁
• 0：0代表无状态

2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued

acquireQueued的主要作用是把已经追加到队列的线程节点（addWaiter方法返回值）进行阻塞，但阻塞前又通过tryAccquire重试是否能获得锁，如果重试成功能则无需阻塞，直接返回

    final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
        try {
            boolean interrupted = false;
            for (;;) {
                final Node p = node.predecessor();
                if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                    setHead(node);
                    p.next = null; // help GC
                    return interrupted;
                }
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                    parkAndCheckInterrupt())
                    interrupted = true;
            }
        } catch (RuntimeException ex) {
            cancelAcquire(node);
            throw ex;
        }
    }

仔细看看这个方法是个无限循环，感觉如果p == head && tryAcquire(arg)条件不满足循环将永远无法结束，当然不会出现死循环，奥秘在于第12行的parkAndCheckInterrupt会把当前线程挂起，从而阻塞住线程的调用栈。

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

如前面所述，LockSupport.park最终把线程交给系统（Linux）内核进行阻塞。当然也不是马上把请求不到锁的线程进行阻塞，还要检查该线程的状态，比如如果该线程处于Cancel状态则没有必要，具体的检查在shouldParkAfterFailedAcquire中：

    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;
    }

检查原则在于：

1. 规则1：如果前继的节点状态为SIGNAL，表明当前节点需要unpark，则返回成功，此时acquireQueued方法的第12行（parkAndCheckInterrupt）将导致线程阻塞
2. 规则2：如果前继节点状态为CANCELLED(ws>0)，说明前置节点已经被放弃，则回溯到一个非取消的前继节点，返回false，acquireQueued方法的无限循环将递归调用该方法，直至规则1返回true，导致线程阻塞
3. 规则3：如果前继节点状态为非SIGNAL、非CANCELLED，则设置前继的状态为SIGNAL，返回false后进入acquireQueued的无限循环，与规则2同

总体看来，shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前继节点判断当前线程是否应该被阻塞，如果前继节点处于CANCELLED状态，则顺便删除这些节点重新构造队列。

至此，锁住线程的逻辑已经完成，下面讨论解锁的过程。

3. 解锁

请求锁不成功的线程会被挂起在acquireQueued方法的第12行，12行以后的代码必须等线程被解锁锁才能执行，假如被阻塞的线程得到解锁，则执行第13行，即设置interrupted = true，之后又进入无限循环。

从无限循环的代码可以看出，并不是得到解锁的线程一定能获得锁，必须在第6行中调用tryAccquire重新竞争，因为锁是非公平的，有可能被新加入的线程获得，从而导致刚被唤醒的线程再次被阻塞，这个细节充分体现了“非公平”的精髓。通过之后将要介绍的解锁机制会看到，第一个被解锁的线程就是Head，因此p == head的判断基本都会成功。

至此可以看到，把tryAcquire方法延迟到子类中实现的做法非常精妙并具有极强的可扩展性，令人叹为观止！当然精妙的不是这个Templae设计模式，而是Doug Lea对锁结构的精心布局。

解锁代码相对简单，主要体现在AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中：

class AbstractQueuedSynchronizer

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

class Sync

        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;
        }

tryRelease与tryAcquire语义相同，把如何释放的逻辑延迟到子类中。tryRelease语义很明确：如果线程多次锁定，则进行多次释放，直至status==0则真正释放锁，所谓释放锁即设置status为0，因为无竞争所以没有使用CAS。

release的语义在于：如果可以释放锁，则唤醒队列第一个线程（Head），具体唤醒代码如下：

    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);
    }

这段代码的意思在于找出第一个可以unpark的线程，一般说来head.next == head，Head就是第一个线程，但Head.next可能被取消或被置为null，因此比较稳妥的办法是从后往前找第一个可用线程。貌似回溯会导致性能降低，其实这个发生的几率很小，所以不会有性能影响。之后便是通知系统内核继续该线程，在Linux下是通过pthread_mutex_unlock完成。之后，被解锁的线程进入上面所说的重新竞争状态。

4. Lock VS Synchronized

AbstractQueuedSynchronizer通过构造一个基于阻塞的CLH队列容纳所有的阻塞线程，而对该队列的操作均通过Lock-Free（CAS）操作，但对已经获得锁的线程而言，ReentrantLock实现了偏向锁的功能。

synchronized的底层也是一个基于CAS操作的等待队列，但JVM实现的更精细，把等待队列分为ContentionList和EntryList，目的是为了降低线程的出列速度；当然也实现了偏向锁，从数据结构来说二者设计没有本质区别。但synchronized还实现了自旋锁，并针对不同的系统和硬件体系进行了优化，而Lock则完全依靠系统阻塞挂起等待线程。

当然Lock比synchronized更适合在应用层扩展，可以继承AbstractQueuedSynchronizer定义各种实现，比如实现读写锁（ReadWriteLock），公平或不公平锁；同时，Lock对应的Condition也比wait/notify要方便的多、灵活得多。