在之前的文章《踩坑 Druid 连接池》说踩了坑，后面经人提醒，发现根因是一个等待获取连接的 Job 线程被终止了，通过直接调用线程的 stop 方法终止的，这种方式破坏了 ReentrantLock 锁的模型。
下面这个方法是在持有锁的情况下执行的，执行到 1491 行时，job 线程会把自己加入条件对象的等待队列、然后释放锁，等待其他线程来唤醒；
其他线程调用 notEmpty.signal() 方法时，会把 job 线程从条件对象的等待队列转移到 AQS 的获取队列上，让 job 线程重新获取锁、继续执行。
当上一个持有锁的线程释放锁后，它会唤醒下一个，即执行 662 行。
基于 JDK 1.8.0_101 。
AQS 的核心：两种模式、一个状态、一个同步等待队列、条件对象。
每个Java对象都有一个内置锁，通过 synchronized 关键字使用。线程之间可以通过 Object 类的 wait, notify, notifyAll 进行协调。
wait, notify, notifyAll 方法说明：
wait：在其他线程调用此对象的 notify() 方法或 notifyAll() 方法前，导致当前线程等待。当前线程必须拥有此对象监视器。该线程发布对此监视器的所有权并等待，直到其他线程通过调用 notify 方法，或 notifyAll 方法通知在此对象的监视器上等待的线程醒来。然后该线程将等到重新获得对监视器的所有权后才能继续执行。notify：唤醒在此对象监视器上等待的单个线程，直到当前线程放弃此对象上的锁定，才能继续执行被唤醒的线程。如果所有线程都在此对象上等待，则会选择唤醒其中一个线程，选择是任意性的，被唤醒的线程将以常规方式与在该对象上主动同步的其他所有线程进行竞争。notifyAll：唤醒在此对象监视器上等待的所有线程，直到当前线程放弃此对象上的锁定，才能继续执行被唤醒的线程。被唤醒的线程将以常规方式与在该对象上主动同步的其他所有线程进行竞争。以一个有界缓存为例，展示了内置锁和 wait、notify、notifyAll 的一般用法：
public class BoundedBuffer<T> {
private final Object[] buffer;
private final int length;
public BoundedBuffer(int length ) {
if (length < 0) {
throw new IllegalArgumentException("length < 0");
}
this.length = length ;
buffer = new Object[length ];
}
// synchronized 用于方法上，表示一个同步方法，线程进入方法前自动获得内置锁
public synchronized void put(T obj) throws InterruptedException {
// 线程被唤醒时，条件不一定满足（虚假唤醒），所以需要在循环里进行测试、等待
while (isFull()) {
// 在当前的对象实例上等待，由其他线程调用 notifyAll 或 notify 方法唤醒
wait();
}
doPut(obj);
// 唤醒在此对象监视器上等待（通过wait方法进入等待）的所有线程。
// 直到当前线程放弃此对象上的锁定，才能继续执行被唤醒的线程。
notifyAll();
}
public synchronized T take() throws InterruptedException {
T object = null;
while (isEmpty()) {
wait();
}
object = doTake();
notifyAll();
return object;
}
private void doPut(T obj) { // not implemented
}
private T doTake() { // not implemented
return null ;
}
private boolean isEmpty() { // not implemented
return false ;
}
private boolean isFull() { // not implemented
return false ;
}
}
共享模式允许一组线程获取同一个许可。为实现共享模式子类需要实现两个方法：
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}
private void doAcquireShared(int arg) {
// 添加到等待队列，不管是共享模式还是独占模式，都共享同一个等待队列。
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg); // 尝试获取，返回值表示是否允许获取
if (r >= 0) {
// 获取成功
// 把自己设为头结点并传递可以获取的信号
// node 把自己设为头结点后，它的后继发现它的前驱是头结点了，就会尝试获取。
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
Node h = head; // Record old head for check below
setHead(node);
/*
* 尝试通知队列里的下一个结点，如果：
* 调用者指示或者之前操作记录显示需要传递
* (注意：这里对waitStatus使用单一检查，因为PROPAGATE可能被转换到SIGNAL)
* 并且
* 下一个结点以共享模式等待或者我们根本就不知道，因为它是空的。
*
* 在这些检查有点保守，可能导致不必要的唤醒，但只是在多重竞争acquires/releases时，
* 因此，大多数都是现在或不久就需要通知的。
*/
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}
private void setHead(Node node) {
head = node;
node.thread = null; // for GC
node.prev = null;
}
上一篇文章已完整展示了等待队列的管理（添加结点、移除取消结点）、独占模式下的acquire操作、acquire中断取消、前驱如何通知后继。这些知识已足够用来实现一个可重入锁。
本篇通过java.util.concurrent.locks.ReentrantLock类的源码来分析如何实现可重入锁。
可重入锁就是说当线程拥有这把锁的时候，它再次请求锁是成功的；当线程释放锁时，如果持有锁的线程对锁的请求次数大于释放次数，则该线程仍然拥有锁，直到请求次数与释放次数相等时才真正释放锁。
所以可重入锁需要一个重入计数变量，初始值设为0，当成功请求锁时加1，释放锁时减1，当释放锁之后计数为0则真正释放锁。重入锁还必须持有对锁持有者的引用，用以判断是否可以重入。
如果锁能够严格按照线程请求锁的先后顺序分配锁，则认为锁具有公平性；如果某一线程能在其他等待线程之前获取到锁，则认为锁不具有公平性。
ReentrantLock是JUC包里可重入的独占锁实现，它具有三个内部类：Sync、NonfairSync、FairSync，通过构造函数的参数来指定锁是否是公平的，下面是一些核心代码：
public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
private final Sync sync;
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
public void lock() {
sync.lock();
}
public void unlock() {
sync.release(1); // 这个1表示退出锁1次。
}
// 带超时限制的获取
public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit)
throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}
// 其他代码省略
}
可以看到，ReentrantLock都是把具体实现委托给内部类而不是直接继承自AbstractQueuedSynchronizer，这样的好处是用户不会看到不需要的方法，也避免了用户错误地使用AbstractQueuedSynchronizer的公开方法而导致错误。
ReentrantLock的重入计数是使用AbstractQueuedSynchronizer的state属性的，state大于0表示锁被占用、等于0表示空闲，小于0则是重入次数太多导致溢出了。
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Node类型的waitStatus、prev、next 字段都用volatile 修饰，这样直接的读写操作就具有内存可视性。表示Node状态的waitStatus字段是个int类型，这样通过数值比较就可以判断Node的状态，而不需要很多的分支语句。
它的构造函数也是比较有意思的，有三个，分别用于构建同步队列的初始头结点或共享标识、构造同步队列的有效结点、构造条件队列的结点。也就是说，同步队列和条件队列的结点是相同的类型，所以可以从条件队列转移到同步队列去获取许可。
static final class Node {
// 表明节点是否以共享模式等待的标记
static final Node SHARED = new Node();
// 表明节点是否以独占模式等待的标记
static final Node EXCLUSIVE = null;
// 表明线程已被取消
static final int CANCELLED = 1;
// 表明后续节点的线程需要unparking
static final int SIGNAL = -1;
// 表明线程正在等待一个条件
static final int CONDITION = -2;
// 表明下一次acquireShared应该无条件传播
static final int PROPAGATE = -3;
/*
* 状态字段，只能取下面的值：
* SIGNAL(-1)： 这个结点的后继是（或很快是）阻塞的（通过park），所以当前结点
* 必须unpark它的后继，当它释放或取消时。为了避免竞争，acquire方法必须
* 首先表明它们需要一个信号，然后再次尝试原子性acquire，如果失败了就阻塞。
*
* CANCELLED(1)： 这个结点由于超时或中断已被取消。结点从不离开这种状态。尤其是，
* 这种状态的线程从不再次阻塞。
*
* CONDITION(-2)： 这个结点当前在一个条件队列上。它将不会用于sync队列的结点，
* 直到被转移，在那时，结点的状态将被设为0.
* 这个值在这里的使用与其他字段的使用没有关系，仅仅是简化结构。
*
* PROPAGATE(-3)： releaseShared应该传递给其他结点。这是在doReleaseShared里设置
* （仅仅是头结点）以确保传递继续，即使其他操作有干涉。
*
* 0： 非以上任何值。
*
* 值是组织为数字的用以简化使用。非负值表示结点不需要信号。这样，大部分代码不需要
* 检查特定的值，只需要(检查)符号。
*
* 对于普通同步结点，字段初始化为0；对于条件结点初始化为CONDITION(-2)。
* 通过CAS操作修改(或者，当允许时，用无条件volatile写。)
*/
volatile int waitStatus;
/*
* 连接到当前结点/线程依赖的用来检查等待状态的前驱结点。
* 在进入队列时赋值，只在出队列时置为空（为了GC考虑）。
* 根据前驱结点的取消，我们使查找一个非取消结点的while循环短路，这个总是会退出，
* 因为头结点从不会是取消了的：一个结点成为头只能是一次成功的acquire操作结果。
*
* 一个取消了的线程从不会在获取操作成功，线程只能取消自己，不能是其他结点。
*/
volatile Node prev;
/*
* 连接到当前结点/线程释放时解除阻塞的后续结点。
* 在入队列时赋值，在绕过已取消前驱节点时调整，出队列时置为空（for GC）。
* 入队操作不会给前驱结点的next字段赋值，直到附件后（把新节点赋值给队列的tail属性？），
* 所以看到next字段为空不一定表示它就是队列的尾结点。然而，如果next字段看起来是空，
* 我们可以从tail向前遍历进行双重检查。
* 被取消了的结点的next字段被设置为指向它自己而不是空，这让isOnSyncQueue变得容易。
*/
volatile Node next;
/*
* 列队在这个结点的线程，在构造时初始化，用完后置空。
*/
volatile Thread thread;
/*
* 连接到下一个在条件上等待的结点或是特殊的值SHARED。
* 因为条件队列只在独占模式下持有时访问，我们只需要一个简单的链表队列来持有在条件上等待的结点。
* 他们然后被转移到队列去re-acquire。
* 因为条件只能是独占的，我们通过用一个特殊的值来表明共享模式 来节省一个字段。
*/
Node nextWaiter;
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;
}
}
对于添加结点到队列的操作最重要的是要保证：即使添加的CAS操作失败了，也不能影响队列结点现有的连接关系。
对于新结点，它在CAS之前指向它的预期前驱，CAS成功之后再更新预期前驱的后继指针。
在步骤1成功之后、步骤2完成之前，其他线程通过结点的 “next” 连接可能看到“尾结点”（即代码里的 pred）的 “next” 为空，但其实队列里已经加入新的结点，这也是为什么通过 “next” 连接遍历队列时碰到后继为空的，必须从原子地更新的 “tail” 结点向后遍历。
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AQS 是 java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer 类的简称，它虽然只是一个类，但也是一个强大的框架，目的是为实现依赖于先进先出 (FIFO) 等待队列的阻塞锁和相关同步器（信号量、事件，等等）提供一个框架，这些类同步器都依赖单个原子 int 值来表示状态。
AQS 实现了控制同步的框架，并定义抽象方法留给子类定义哪种状态意味着被获取或被释放，是个典型的模板方法实现。
同步器一般包含两种方法，一种是acquire，另一种是release。acquire操作阻塞调用的线程，直到或除非同步状态允许其继续执行。而release操作则是通过某种方式改变同步状态，使得一或多个被acquire阻塞的线程继续执行。
acquire操作：
// 循环里不断尝试，典型的失败后重试
while (synchronization state does not allow acquire) {
// 同步状态不允许获取，进入循环体，也就是失败后的处理
enqueue current thread if not already queued; // 如果当前线程不在等待队列里，则加入等待队列
possibly block current thread; // 可能的话，阻塞当前线程
}
// 执行到这里，说明已经成功获取，如果之前有加入队列，则出队列。
dequeue current thread if it was queued;
release操作：
update synchronization state; // 更新同步状态
if (state may permit a blocked thread to acquire) // 检查状态是否允许一个阻塞线程获取
unblock one or more queued threads; // 允许，则唤醒后继的一个或多个阻塞线程。
为了实现上述操作，需要下面三个基本组件的相互协作：