IDEA激活码1 ReentrantLock与synchronized的区别
我们知道锁的基本原理是，基于将多线程并行任务通过某一种机制实现线程的串行执行，从而达到线程安全性的目的。在synchronized 中，我们分析了偏向锁、轻量级锁、乐观锁。基于乐观锁以及自旋锁来优化了 synchronized 的加锁开销，同时在重量级锁阶段，通过线程的阻塞以及唤醒来达到线程竞争和同步的目的。
ReentrantLock与synchronized的区别如下：
1.原始构成
Synchronized是关键字属于JVM层面
Lock是具体类（java.util.concurrent.locks.Lock） 是api层面的锁，依赖AQS
2.使用方法
synchronized不需要用户去手动释放锁，当synchronized代码执行完后系统会自动让线程释放锁的占用
ReetrantLock则需要用户去手动释放锁若没有主动释放锁，就有可能导致死锁现象需要Lock() 和unLock()方法配合try/finally语句块完成。
3.等待是否可中断
synchronized不可中断，除非抛出异常或者正常运行完成
ReetrantLock可中断：
- 设置超时方法tryLock(Long timeout, TimeUnit unit)
- lockInterruptibly() 放代码块中，调用interrupt方法中断
4.加锁是否公平
synchronized非公平锁
ReetrantLock两者都可以，默认是非公平锁，构造方法传入Boolean值，true为公平锁，false为非公平锁
5.锁绑定多个条件Condition
synchronized没有
ReetrantLock用来实现分组唤醒需要唤醒的线程们，可以精确唤醒，而不是像syncronized要么随机一个线程要么唤醒全部。
下面通过伪代码，进行更加直观的比较：
// **************************Synchronized的使用方式**************************
// 1.用于代码块
synchronized (this) {}
// 2.用于对象
synchronized (object) {}
// 3.用于方法
public synchronized void test () {}
// 4.可重入
for (int i = 0; i < 100; i++) {
synchronized (this) {}
}
// **************************ReentrantLock的使用方式**************************
public void test () throw Exception {
// 1.初始化选择公平锁、非公平锁
ReentrantLock lock = new ReentrantLock(true);
// 2.可用于代码块
lock.lock();
try {
try {
// 3.支持多种加锁方式，比较灵活; 具有可重入特性
if(lock.tryLock(100, TimeUnit.MILLISECONDS)){ }
} finally {
// 4.手动释放锁
lock.unlock()
}
} finally {
lock.unlock();
}
}
2 AQS原理
2.1 AQS是什么
AQS全称 是AbstractQueuedSynchronizer， 是 JUC 提供的一个用于构建锁和同步容器的基础类,。同步器的设计是基于模板方法模式的，也就是说，使用者需要继承同步器并重写指定的 方法，随后将同步器组合在自定义同步组件的实现中，并调用同步器提供的模板方法，而这些 模板方法将会调用使用者重写的方法。JUC 包内许多类都是基于 AQS 构建，例如 ReentrantLock、Semaphore、CountDownLatch、ReentrantReadWriteLock、FutureTask 等。
AQS 队列内部维护的是一个 FIFO 的双向链表，这种结构的特点是每个数据结构都有两个指针，分别指向直接的后继节点和直接前驱节点。所以双向链表可以从任意一个节点开始很方便的访问前驱和后继。每个 Node 其实是由线程封装，当线程争抢锁失败后会封装成 Node 加入到 AQS 队列中去；当获取锁的线程释放锁以后，会从队列中唤醒一个阻塞的节点（线程）。
2.2 AQS的核心成员
2.2.1 状态标识位
AQS 中维持了一个单一的 volatile 修饰的状态信息 state，AQS 使用 int 类型的 state 标示锁的状态，可以理解为锁的同步状态。
state 因为用 volatile 因此保证了我们操作的可见性，所以任何线程通过 getState()获得状态都是可以得到最新值。AQS 提供了 getState( )、setState( )来获取和设置同步状态，具体如下：
由于 setState()无法保证原子性，因此 AQS 给我们提供了 compareAndSetState 方法利用底层UnSafe 的 CAS 机制来实现原子性。compareAndSetState()函数实际上调用的是 unsafe 成员的compareAndSwapInt 方法。
2.2.2 队列节点类（Node 内部类）
AQS 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。节点类型通过内部类Node 定义，其核心的成员如下：
static final class Node {
/**节点等待状态值 1：取消状态*/
static final int CANCELLED = 1;
/**节点等待状态值-1：标识后继线程处于等待状态*/
static final int SIGNAL = -1;
/**节点等待状态值-2：标识当前线程正在进行条件等待*/
static final int CONDITION = -2;
/**节点等待状态值-3：标识下一次共享锁的 acquireShared 操作需要无条件传播*/
static final int PROPAGATE = -3;
//节点状态：值为 SIGNAL、CANCELLED、CONDITION、PROPAGATE、0
//普通的同步节点的初始值为 0，条件等待节点的初始值为 CONDITION （-2）
volatile int waitStatus;
//节点所对应的线程，为抢锁线程或者条件等待线程
volatile Thread thread;
//前驱节点，当前节点会在前驱节点上自旋，循环检查前驱节点的 waitStatus 状态
volatile Node prev;
//后继节点
volatile Node next;
//如果当前 Node 不是普通节点而是条件等待节点，则节点处于某个条件的等待队列上
//此属性指向下一个条件等待节点，即其条件队列上的后继节点。
Node nextWaiter;
...
}
2.2.2.1 waitStatus 属性
每个 Node 节点与等待线程关联，每个节点维护一个状态 waitStatus，waitStatus 的各种值以常量的形式进行定义。waitStatus 的各常量值，具体如下：
（1）static final int CANCELLED = 1
waitStatus 值为 1 时表示该线程节点已释放（超时、中断），已取消的节点不会再阻塞。表示线程因为中断或者等待超时，需要从等待队列中取消等待；由于该节点线程等待超时或者被中断，需要从同步队列中取消等待，则该线程被置 1。节点进入了取消状态，该类型节点不会参与竞争，且会一直保持取消状态。
（2）static final int SIGNAL = －1
waitStatus 为 SIGNAL（－1）时表示其后继的节点处于等待状态，当前节点对应的线程如果释放了同步状态或者被取消，将会通知后继节点，使后继节点的线程得以运行。
（3）static final int CONDITION =－2;
waitStatus 为-2 时，表示该线程在条件队列（Condition queues）中阻塞（Condition 有使用），表示结点在等待队列中(这里指的是等待在某个 lock 的 condition 上)，当持有锁的线程调用了 Condition 的 signal()方法之后，结点会从该 condition 的等待队列转
移到该 lock 的同步队列上，去竞争 lock。(注意：这里的同步队列就是我们说的 AQS 维护的 FIFO
队列，等待队列则是每个 condition 关联的队列)节点处于等待队列中，节点线程等待在 Condition 上，当其他线程对 Condition 调用了 signal()方法后，该节点从等待队列中转移到同步队列中，加入到对同步状态的获取中。
（4）static final int PROPAGATE = －3;
waitStatus 为-3 时，表示该下一个线程获取共享锁后，自己的共享状态会被无条件的传播下去，因为共享锁可能出现同时有 N 个锁可以用，这时候直接让后面的 N 个节点都来工作。这种状态在 CountDownLatch 中有使用到。
（5）waiteStatus 为 0
waitStatus 为 0 时，表示当前节点处于初始状态。
Node 节点的 waitStatus 状态，为以上 5 种状态的一种。
2.2.2.2 thread 成员
Node 的 thread 成员用来存放进入 AQS 队列中的线程引用；Node 的 nextWaiter 成员用来指向自己的后继等待节点，此成员只有线程处于条件等待队列中的时候使用。
2.2.2.3 抢占类型常量标识
Node 结点还定义了两个抢占类型常量标识：SHARED、EXCLUSIVE，具体如下：
static final class Node {
//标识节点在抢占共享锁
static final Node SHARED = new Node();
//标识节点在抢占独占锁
static final Node EXCLUSIVE = null;
...
}
SHARED 表示线程是因为获取共享资源时阻塞，而被添加到队列中的；EXCLUSIVE 表示线程因为获取独占资源时阻塞，而被添加到队列中的。
2.2.3 FIFO 双向同步队列
AQS 的内部队列是 CLH 队列变种，每当线程通过 AQS 获取锁失败，线程将被封装成一个Node 节点，通过 CAS 原子操作插入队列尾。当有线程释放锁时，AQS 会尝试让队头的后继节点占用锁。
AQS 是一个通过内置的 FIFO 双向队列来完成线程的排队工作，内部通过结点 head 和 tail 记录队首和队尾元素，元素的结点类型为 Node 类型，具体如下：
/*首节点的引用*/
private transient volatile Node head;
/*尾节点的引用*/
private transient volatile Node tail;
AQS 的首结点和尾节点，都是懒加载的。懒加载的意思是，在需要的时候才真正创建。只有在线程竞争失败的情况下，有新线程加入同步队列时，AQS 才创建一个 Head 结点。Head 结点只能被 setHead 方法修改，并且结点的 waitStatus 不能为 CANCELLED。尾节点只在有新线程阻塞时，才被创建。
2.2.4 JUC 显式锁与 AQS 的关系
java.util.concurrent.locks 包中显示锁如 ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock，线程同步工具如 Semaphore，异步回调工具如 FutureTask 等，内部都使用了 AQS 作为等待队列。通过开发工具去进行 AQS 的子类导航，会发现大量的 AQS 子类以内部类的形式使用：
3. ReentrantLock 的源码分析
3.1 ReentrantLock抢占锁
调用 ReentrantLock 中的 lock()方法，源码的调用过程我使用了时序图来展现。
3.1.1 ReentrantLock.lock()
这个是 ReentrantLock获取锁的入口：
public void lock() {
sync.lock();
}
sync 实际上是一个抽象的静态内部类，它继承了 AQS 来实现重入锁的逻辑，我们前面说过 AQS 是一个同步队列，它能够实现线程的阻塞以及唤醒，但它并不具备业务功能，所以在不同的同步场景中，会继承 AQS 来实现对应场景的功能。
Sync 有两个具体的实现类，分别是：
NofairSync：表示可以存在抢占锁的功能，也就是说不管当前队列上是否存在其他线程等待，新线程都有机会抢占锁
FailSync: 表示所有线程严格按照 FIFO 来获取锁。
3.1.2 非公平锁的同步器子类
ReentrantLock 为非公平锁实现了一个内部的同步器——NonfairSync，其显示锁获取方法 lock的源码如下：
static final class NonfairSync extends Sync {
//非公平锁抢占
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
//...省略其他
}
首先用一个 CAS 操作，判断 state 是否是 0（表示当前锁未被占用），如果是 0 则把它置为1，并且设置当前线程为该锁的独占线程，表示获取锁成功。当多个线程同时尝试占用同一个锁时，CAS 操作只能保证一个线程操作成功，剩下的只能乖乖的去排队。
ReentrantLock“非公平”性即体现在这里：如果占用锁的线程刚释放锁，state 置为 0，而排队等待锁的线程还未唤醒时，新来的线程就直接抢占了该锁，那么就“插队”了。举个例子：当前有三个线程 A、B、C 去竞争锁，假设线程 A、B 在排队，但是后来的 C 直接进行 CAS 操作成功了，拿到了锁开开心心的返回了，那么线程 A、B 只能乖乖看着。
3.1.3 非公平抢占的钩子方法：tryAcquire(arg)
如果非公平抢占没有成功，非公平锁的 lock 会执行模板方法 acquire，首先会调用到钩子方法 tryAcquire(arg)。非公平抢占的钩子方法实现如下：
static final class NonfairSync extends Sync {
//非公平锁抢占的钩子方法
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
//...省略其他
}
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
// 先直接获得锁的状态
int c = getState();
if (c == 0) {
// 如果出现了任务队列 首节点线程完工了，将 state 设置为 0，
// 下一步就进行交接仪式了。这个时候，首先抢占，不管不顾
// 发现 state 是空的，那就直接拿来加锁使用。根本不考虑后面继承者的存在。
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
// 1、利用 CAS 自旋方式，判断当前 state 确实为 0，然后设置成 acquire（1）
// 这是原子性的操作，可以保证线程安全
setExclusiveOwnerThread(current);
// 设置当前执行的线程，直接返回为 true
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
// 2、当前的线程和执行中的线程是同一个，也就意味着可重入操作
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
// 表示当前锁被 1 个线程重复获取了 nextc 次
return true;
}
// 否则就是返回 false，表示没有尝试成功获取当前锁，进入排队过程
return false;
}
//...省略其他
}
非公平同步器 ReentrantLock.NonfairSync 的核心思想就是当前进程尝试获取锁的时候，如果发现锁的状态位是 0 的话就直接尝试将锁拿过来，然后 setExclusiveOwnerThread，根本不管同步队列中的排队节点。
3.1.4 ReentrantLock 公平锁的抢占流程
ReentrantLock 为公平锁实现了一个内部的同步器——FairSync ，其显示锁获取方法 lock 的源码如下：
static final class FairSync extends Sync {
//公平锁抢占的钩子方法
final void lock() {
acquire(1);
}
//...省略其他
}
公平同步器 ReentrantLock.FairSync 的核心思想：通过 AQS 模板方法去进行队列入队操作。
3.1.5 公平抢占的钩子方法：tryAcquire(arg)
公平锁的 lock 会执行模板方法 acquire，该方法首先会调用到钩子方法 tryAcquire(arg)。公平抢占的钩子方法实现如下：
static final class FairSync extends Sync {
//公平抢占的钩子方法
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState(); //锁状态
if (c == 0) {
if (!hasQueuedPredecessors() && //有后继，就返回
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
}
公平抢占的钩子方法中，首先判断是否有后继，如果有后继，并且当前线程不是锁的占有线程，那么钩子方法就返回 false，模板方法会进入排队的执行流程，可见，公平锁是真正公平的。
3.1.6 是否有后继节点的判断
FairSync 进行是否有后继节点的判断的代码，具体如下：
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
Node t = tail;
Node h = head;
Node s;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
hasQueuedPredecessors 的执行场景，大致如下：
（1）当 h!=t 不成立的时候，说明 h 头结点、t 尾结点要么是同一个节点，要么都是 null，此时 hasQueuedPredecessors 返回 false 表示没有后继。
（2）当 h!=t 成立的时候，进一步检查 head.next 是否为 null，如果为 null，返回 true。什么情况下 h!=t 同时 h.next==null 呢，有其他线程第一次正在入队时，可能会出现。其他线程执行 AQS的 enq 方法，compareAndSetHead(node)完成，还没执行 tail=head 语句时，此时 t=null,head=new Node(),head.next=null。
（3）如果 h!=t 成立，head.next != null，则判断 head.next 是否是当前线程，如果是返回 false，否则返回 true。
head 节点是获取到锁的节点，但是任意时刻 head 节点可能占用着锁，也可能释放了锁，如果释放了锁则此时 state=0 了，未被阻塞的 head.next 节点对应的线程在任意时刻都是在自旋的在尝试获取锁。
3.2 ReentrantLock释放锁
3.2.1 ReentrantLock.unlock
在 unlock 中，会调用 release 方法来释放锁
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) { //释放锁成功
Node h = head; //得到 aqs 中 head 节点
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//如果 head 节点不为空并且状态！=0.调用 unparkSuccessor(h)唤醒后续节点
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
3.2.2 ReentrantLock.tryRelease
这个方法可以认为是一个设置锁状态的操作，通过将 state 状态减掉传入的参数值(参数是 1），如果结果状态为 0，就将排它锁的 Owner 设置为 null，以使得其它的线程有机会进行执行。在排它锁中，加锁的时候状态会增加 1（当然可以自己修改这个值），在解锁的时候减掉 1，同一个锁，在可以重入后，可能会被叠加为 2、3、4 这些值，只有 unlock()的次数与 lock()的次数对应才会将 Owner 线程设置为空，而且也只有这种情况下才会返回 true。
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;
}
为什么在释放锁的时候是从 tail 进行扫描?
在else的代码块中来看一个新的节点是如何加入到链表中的:
- 将新的节点的 prev 指向 tail
- 通过 cas 将 tail 设置为新的节点，因为 cas 是原子操作所以能够保证线程安全性
- t.next=node；设置原 tail 的 next 节点指向新的节点
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;
}
}
}
}
在 cas 操作之后，t.next=node 操作之前。存在其他线程调用 unlock 方法从 head开始往后遍历，由于 t.next=node 还没执行意味着链表的关系还没有建立完整。就会导致遍历到 t 节点的时候被中断。所以从后往前遍历，一定不会存在这个问题。
参考来源：
《Java并发编程的艺术》
《深入理解Java虚拟机》
不可不说的Java“锁”事
从ReentrantLock的实现看AQS的原理及应用
