一、概述
谈到并发，不得不谈ReentrantLock；而谈到ReentrantLock，不得不谈AbstractQueuedSynchronizer（AQS）！
类如其名，抽象的队列式的同步器，AQS定义了一套多线程访问共享资源的同步器框架，许多同步类实现都依赖于它，如常用的ReentrantLock/Semaphore/CountDownLatch...。
以下是本文的目录大纲：
- 概述
- 框架
- 源码详解
- 简单应用
二、框架
它维护了一个volatile int state（代表共享资源）和一个FIFO线程等待队列（多线程争用资源被阻塞时会进入此队列）。这里volatile是核心关键词，具体volatile的语义，在此不述。state的访问方式有三种:
- getState()
- setState()
- compareAndSetState()
AQS定义两种资源共享方式：Exclusive（独占，只有一个线程能执行，如ReentrantLock）和Share（共享，多个线程可同时执行，如Semaphore/CountDownLatch）。
不同的自定义同步器争用共享资源的方式也不同。自定义同步器在实现时只需要实现共享资源state的获取与释放方式即可，至于具体线程等待队列的维护（如获取资源失败入队/唤醒出队等），AQS已经在顶层实现好了。自定义同步器实现时主要实现以下几种方法：
- isHeldExclusively()：该线程是否正在独占资源。只有用到condition才需要去实现它。
- tryAcquire(int)：独占方式。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
- tryRelease(int)：独占方式。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
- tryAcquireShared(int)：共享方式。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。
- tryReleaseShared(int)：共享方式。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。
以ReentrantLock为例，state初始化为0，表示未锁定状态。A线程lock()时，会调用tryAcquire()独占该锁并将state+1。此后，其他线程再tryAcquire()时就会失败，直到A线程unlock()到state=0（即释放锁）为止，其它线程才有机会获取该锁。当然，释放锁之前，A线程自己是可以重复获取此锁的（state会累加），这就是可重入的概念。但要注意，获取多少次就要释放多么次，这样才能保证state是能回到零态的。
再以CountDownLatch以例，任务分为N个子线程去执行，state也初始化为N（注意N要与线程个数一致）。这N个子线程是并行执行的，每个子线程执行完后countDown()一次，state会CAS减1。等到所有子线程都执行完后(即state=0)，会unpark()主调用线程，然后主调用线程就会从await()函数返回，继续后余动作。
一般来说，自定义同步器要么是独占方法，要么是共享方式，他们也只需实现tryAcquire-tryRelease、tryAcquireShared-tryReleaseShared中的一种即可。但AQS也支持自定义同步器同时实现独占和共享两种方式，如ReentrantReadWriteLock。
三、源码详解
本节开始讲解AQS的源码实现。依照acquire-release、acquireShared-releaseShared的次序来。
3.1 acquire(int)
此方法是独占模式下线程获取共享资源的顶层入口。如果获取到资源，线程直接返回，否则进入等待队列，直到获取到资源为止，且整个过程忽略中断的影响。这也正是lock()的语义，当然不仅仅只限于lock()。获取到资源后，线程就可以去执行其临界区代码了。下面是acquire()的源码：
1 public final void acquire(int arg) {
2 if (!tryAcquire(arg) &&
3 acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
4 selfInterrupt(); //把中断补上,设置中断标识
5 }
函数流程如下：
-
- tryAcquire()尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回；
- addWaiter()将该线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式；
- acquireQueued()使线程在等待队列中获取资源，一直获取到资源后才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
- 如果线程在等待过程中被中断过，它是不响应的。只是获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt()，将中断补上。
这时单凭这4个抽象的函数来看流程还有点朦胧，不要紧，看完接下来的分析后，你就会明白了。就像《大话西游》里唐僧说的：等你明白了舍生取义的道理，你自然会回来和我唱这首歌的。
3.1.1 tryAcquire(int)
此方法尝试去获取独占资源。如果获取成功，则直接返回true，否则直接返回false。这也正是tryLock()的语义，还是那句话，当然不仅仅只限于tryLock()。如下是tryAcquire()的源码：
1 protected boolean tryAcquire(int arg) {
2 throw new UnsupportedOperationException();
3 }
什么？直接throw异常？说好的功能呢？好吧，**还记得概述里讲的AQS只是一个框架，具体资源的获取/释放方式交由自定义同步器去实现吗？**就是这里了！！！AQS这里只定义了一个接口，具体资源的获取交由自定义同步器去实现了（通过state的get/set/CAS）！！！至于能不能重入，能不能加塞，那就看具体的自定义同步器怎么去设计了！！！当然，自定义同步器在进行资源访问时要考虑线程安全的影响。
这里之所以没有定义成abstract，是因为独占模式下只用实现tryAcquire-tryRelease，而共享模式下只用实现tryAcquireShared-tryReleaseShared。如果都定义成abstract，那么每个模式也要去实现另一模式下的接口。说到底，Doug Lea还是站在咱们开发者的角度，尽量减少不必要的工作量（模板方法设计模式）
3.1.2 addWaiter(Node)
此方法用于将当前线程加入到等待队列的队尾，并返回当前线程所在的结点。还是上源码吧：
private Node addWaiter(Node mode) {
//以给定模式构造结点。mode有两种：EXCLUSIVE（独占）和SHARED（共享）
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//尝试快速方式直接放到队尾。
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
//上一步失败则通过enq入队。
enq(node);
return node;
}
不用再说了，直接看注释吧。这里我们说下Node。Node结点是对每一个访问同步代码的线程的封装，其包含了需要同步的线程本身以及线程的状态，如是否被阻塞，是否等待唤醒，是否已经被取消等。变量waitStatus则表示当前被封装成Node结点的等待状态，共有4种取值CANCELLED、SIGNAL、CONDITION、PROPAGATE。
-
CANCELLED：值为1，在同步队列中等待的线程等待超时或被中断，需要从同步队列中取消该Node的结点，其结点的waitStatus为CANCELLED，即结束状态，进入该状态后的结点将不会再变化。
-
SIGNAL：值为-1，被标识为该状态的结点，只要释放锁，就会通知后继结点的线程执行。
-
CONDITION：值为-2，与Condition相关，该标识的结点处于等待队列中，结点的线程等待在Condition上，当其他线程调用了Condition的signal()方法后，CONDITION状态的结点将从等待队列转移到同步队列中，等待获取同步锁。
-
PROPAGATE：值为-3，与共享模式相关，在共享模式中，该状态标识节点需要传播下去(后面详解)
-
0状态：值为0，默认值。
AQS在判断状态时，通过用waitStatus>0表示取消状态，而waitStatus<0表示有效状态。
3.1.2.1 enq(Node)
此方法用于将node加入队尾。源码如下：
private Node enq(final Node node) {
//CAS"自旋"，直到成功加入队尾
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // 队列为空，创建一个空的标志结点作为head结点，并将tail也指向它。
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head; //这一步没有并发安全问题,因为并发线程tail还是为null,
//还是会走进来尝试修改头结点,直到有个线程tail = head成功
} else {//正常流程，放入队尾
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
如果你看过AtomicInteger.getAndIncrement()函数源码，那么相信你一眼便看出这段代码的精华。CAS自旋volatile变量，是一种很经典的用法。还不太了解的，自己去百度一下吧。
3.1.3 acquireQueued(Node, int)
OK，通过tryAcquire()和addWaiter()，该线程获取资源失败，已经被放入等待队列尾部了。聪明的你立刻应该能想到该线程下一部该干什么了吧：进入等待状态休息，直到其他线程彻底释放资源后唤醒自己，自己再拿到资源，然后就可以去干自己想干的事了。没错，就是这样！是不是跟医院排队拿号有点相似~~acquireQueued()就是干这件事：在等待队列中排队拿号（中间没其它事干可以休息），直到拿到号后再返回。这个函数非常关键，还是上源码吧：
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;//标记是否成功拿到资源
try {
boolean interrupted = false;//标记等待过程中是否被中断过
//又是一个“自旋”！
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();//拿到前驱
//如果前驱是head，即该结点已成老二，那么便有资格去尝试获取资源（可能是老大释放完资源唤醒自己的，当然也可能被interrupt了）。
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);//拿到资源后，将head指向该结点。所以head所指的标杆结点，就是当前获取到资源的那个结点或null。
p.next = null; // setHead中node.prev已置为null，此处再将head.next置为null，就是为了方便GC回收以前的head结点。也就意味着之前拿完资源的结点出队了！
failed = false;
return interrupted;//返回等待过程中是否被中断过
}
//如果自己可以休息了，就进入waiting状态，直到被unpark()或者中断
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;//如果等待过程中被中断过，哪怕只有那么一次，就将interrupted标记为true
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node); // 出现异常，节点超时或者被中断 }
}
/**
* Sets head of queue to be node, thus dequeuing. Called only by
* acquire methods. Also nulls out unused fields for sake of GC
* and to suppress unnecessary signals and traversals.
*
* @param node the node
*/
private void setHead(Node node) {
head = node;
node.thread = null; // 线程置空
node.prev = null;
}
到这里了，我们先不急着总结acquireQueued()的函数流程，先看看shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()具体干些什么。
3.1.3.1 shouldParkAfterFailedAcquire(Node, Node)
此方法主要用于检查状态，看看自己是否真的可以去休息了（进入waiting状态，如果线程状态转换不熟，可以参考本人上一篇写的Thread详解），万一队列前边的线程都放弃了只是瞎站着，那也说不定，对吧！
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;//拿到前驱的状态
if (ws == Node.SIGNAL)
//如果已经告诉前驱拿完号后通知自己一下，那就可以安心休息了
return true;
if (ws > 0) {
/*
* 如果前驱放弃了，那就一直往前找，直到找到最近一个正常等待的状态，并排在它的后边。
* 注意：那些放弃的结点，由于被自己“加塞”到它们前边，它们相当于形成一个无引用链，稍后就会被保安大叔赶走了(GC回收)！
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {// 0 或 PROPAGATE (CONDITION用在等待队列，这里不会是这个值)
//如果前驱正常，那就把前驱的状态设置成SIGNAL，告诉它拿完号后通知自己一下。
//有可能失败，人家说不定在释放锁,在cas修改状态为0呢！
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
整个流程中，如果前驱结点的状态不是SIGNAL，那么自己就不能安心去休息，需要去找个安心的休息点，同时可以再尝试下看有没有机会轮到自己拿号。
3.1.3.2 parkAndCheckInterrupt()
如果线程找好安全休息点后，那就可以安心去休息了。此方法就是让线程去休息，真正进入等待状态。
1 private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
2 LockSupport.park(this);//调用park()使线程进入waiting状态
3 return Thread.interrupted();//如果被唤醒，查看自己是不是被中断的。
4 }
park()会让当前线程进入waiting状态。在此状态下，有两种途径可以唤醒该线程：1）被unpark()；2）被interrupt()。（再说一句，如果线程状态转换不熟，可以参考本人写的Thread详解）。需要注意的是，**Thread.interrupted()会清除当前线程的中断标记位,**就是获取中断标志以后,把中断标志位置为初始默认值false.
扩展:
- Thread.interrupt()方法不会中断一个正在运行的线程。类似于set方法，它的作用是，在线程受到阻塞时抛出一个中断信号，这样线程就得以退出阻塞的状态。更确切的说，如果线程被Object.wait, Thread.join和Thread.sleep三种方法之一阻塞，那么，它将接收到一个中断异常（InterruptedException），从而提早地终结被阻塞状态。注意：park相关的方法不会抛异常
- Thread.isInterrupted()是获取当前线程中断状态，类似于get方法
3.1.3.3 cancelAcquire()
private void cancelAcquire(Node node) {
if (node == null)
return;
node.thread = null;//将node的线程属性置空
// 跳过那些已取消的节点，在队列中找到在node节点前面的第一次状态不是已取消的节点
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
Node predNext = pred.next;// 记录pred原来的下一个节点，用于CAS函数更新时使用
node.waitStatus = Node.CANCELLED;//将node的状态置为CANCELLED
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
// 如果node节点是队列尾节点，那么就将pred节点设置为新的队列尾节点，并且设置pred节点的下一个节点next为null
compareAndSetNext(pred, predNext, null); //cas失败也没有关系，因为新加入队列的节点已经设置好了做新的值
} else {
/**
* 对node的前一个节点pred进行判断
* 若pred非空，不是头结点，状态为SIGNAL或能设置为SIGNAL，则将node的下一个结点设为pred的下一个结点
* 否则，唤醒node的下一个非取消状态的结点
*/
int ws;
//thread为null,只有2种情况,就是setHead之后（初始的空节点也是）或者节点cancel,
//所以这2种
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);//cas失败也没有关系，因为新加入队列的节点已经设置好了做新的值
} else {
unparkSuccessor(node);
}
//将node的下一个结点置空，辅助GC
node.next = node; // help GC
}
}
cancelAcquire()方法在AQS中，此方法用于将某节点的状态设置为CANCELLED，表示已经从队列中删除，不再唤醒。
3.1.3.4小结
OK，看了shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()，现在让我们再回到acquireQueued()，总结下该函数的具体流程：
- 结点进入队尾后，检查状态，找到安全休息点；
- 调用park()进入waiting状态，等待unpark()或interrupt()唤醒自己；
- 被唤醒后，看自己是不是有资格能拿到号。如果拿到，head指向当前结点，并返回从入队到拿到号的整个过程中是否被中断过；如果没拿到，继续流程1。
3.1.4 小结
OKOK，acquireQueued()分析完之后，我们接下来再回到acquire()！再贴上它的源码吧：
1 public final void acquire(int arg) {
2 if (!tryAcquire(arg) &&
3 acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
4 selfInterrupt();
5 }
再来总结下它的流程吧：
- 调用自定义同步器的tryAcquire()尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回；
- 没成功，则addWaiter()将该线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式；
- acquireQueued()使线程在等待队列中休息，有机会时（轮到自己，会被unpark()）会去尝试获取资源。获取到资源后才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
- 如果线程在等待过程中被中断过，它是不响应的(有响应中断式获取,见后面详解)。只是获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt()，将中断补上。
由于此函数是重中之重，我再用流程图总结一下：
至此，acquire()的流程终于算是告一段落了。这也就是ReentrantLock.lock()的流程，不信你去看其lock()源码吧，整个函数就是一条acquire(1)！！！
3.2 release(int)
上一小节已经把acquire()说完了，这一小节就来讲讲它的反操作release()吧。此方法是独占模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。这也正是unlock()的语义，当然不仅仅只限于unlock()。下面是release()的源码：
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;//找到头结点
// waitStatus为0说明是初始化的空队列
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);//唤醒等待队列里的下一个线程
return true;
}
return false;
}
逻辑并不复杂。它调用tryRelease()来释放资源。有一点需要注意的是，**它是根据tryRelease()的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了！**所以自定义同步器在设计tryRelease()的时候要明确这一点！！
3.2.1 tryRelease(int)
此方法去释放指定量的资源。我觉得这个方法的命名容易让人误解，try，实际逻辑是直接释放指定量的资源，当然有可能失败，下面是tryRelease()的源码：
1 protected boolean tryRelease(int arg) {
2 throw new UnsupportedOperationException();
3 }
跟tryAcquire()一样，这个方法是需要独占模式的自定义同步器去实现的。正常来说，tryRelease()都会成功的，因为这是独占模式，该线程来释放资源，那么它肯定已经拿到独占资源了，直接减掉相应量的资源即可(state-=arg)，也不需要考虑线程安全的问题。但要注意它的返回值，上面已经提到了，**release()是根据tryRelease()的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了！**所以自义定同步器在实现时，如果已经彻底释放资源(state=0)，要返回true，否则返回false。
3.2.2 unparkSuccessor(Node)
此方法用于唤醒等待队列中下一个线程。下面是源码：
private void unparkSuccessor(Node node) {
//这里，node一般为当前线程所在的结点。
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)//置零当前线程所在的结点状态，允许失败。
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);//cas失败可能是新入队节点或者后续节点在修改，所以，允许失败
Node s = node.next;//找到下一个需要唤醒的结点s
if (s == null || s.waitStatus > 0) {//如果为空或已取消
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)//找出离头结点最近的有效结点。
s = t;
}
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);//唤醒
}
这个函数并不复杂。一句话概括：用unpark()唤醒等待队列中最前边的那个未放弃线程，这里我们也用s来表示吧。此时，再和acquireQueued()联系起来，s被唤醒后，进入if (p == head && tryAcquire(arg))的判断（即使p!=head也没关系，它会再进入shouldParkAfterFailedAcquire()寻找一个安全点。这里既然s已经是等待队列中最前边的那个未放弃线程了，那么通过shouldParkAfterFailedAcquire()的调整，s也必然会跑到head的next结点，下一次自旋p==head就成立啦），然后s把自己设置成head标杆结点，表示自己已经获取到资源了，acquire()也返回了！！And then, DO what you WANT!
3.2.3 小结
release()是独占模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。
3.3 acquireShared(int)
此方法是共享模式下线程获取共享资源的顶层入口。它会获取指定量的资源，获取成功则直接返回，获取失败则进入等待队列，直到获取到资源为止，整个过程忽略中断。下面是acquireShared()的源码：
1 public final void acquireShared(int arg) {
2 if (tryAcquireShared(arg) < 0)
3 doAcquireShared(arg);
4 }
这里tryAcquireShared()依然需要自定义同步器去实现。但是AQS已经把其返回值的语义定义好了：负值代表获取失败；0代表获取成功，但没有剩余资源；正数表示获取成功，还有剩余资源，其他线程还可以去获取。所以这里acquireShared()的流程就是：
-
- tryAcquireShared()尝试获取资源，成功则直接返回；
- 失败则通过doAcquireShared()进入等待队列，直到获取到资源为止才返回。
3.3.1 doAcquireShared(int)
此方法用于将当前线程加入等待队列尾部休息，直到其他线程释放资源唤醒自己，自己成功拿到相应量的资源后才返回。下面是doAcquireShared()的源码：
private void doAcquireShared(int arg) {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);//加入队列尾部
boolean failed = true;//是否成功标志
try {
boolean interrupted = false;//等待过程中是否被中断过的标志
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();//前驱
if (p == head) {//如果到head的下一个，因为head是拿到资源的线程，此时node被唤醒，很可能是head用完资源来唤醒自己的
int r = tryAcquireShared(arg);//尝试获取资源
if (r >= 0) {//成功
setHeadAndPropagate(node, r);//将head指向自己，还有剩余资源可以再唤醒之后的线程
p.next = null; // help GC
if (interrupted)//如果等待过程中被打断过，此时将中断补上。
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
//判断状态，寻找安全点，进入waiting状态，等着被unpark()或interrupt()
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
有木有觉得跟acquireQueued()很相似？对，其实流程并没有太大区别。只不过这里将补中断的selfInterrupt()放到doAcquireShared()里了，而独占模式是放到acquireQueued()之外，其实都一样，不知道Doug Lea是怎么想的。
跟独占模式比，还有一点需要注意的是，这里只有线程是head.next时（“老二”），才会去尝试获取资源，有剩余的话还会唤醒之后的队友。那么问题就来了，假如老大用完后释放了5个资源，而老二需要6个，老三需要1个，老四需要2个。老大先唤醒老二，老二一看资源不够，他是把资源让给老三呢，还是不让？答案是否定的！老二会继续park()等待其他线程释放资源，也更不会去唤醒老三和老四了。独占模式，同一时刻只有一个线程去执行，这样做未尝不可；但共享模式下，多个线程是可以同时执行的，现在因为老二的资源需求量大，而把后面量小的老三和老四也都卡住了。当然，这并不是问题，只是AQS保证严格按照入队顺序唤醒罢了（保证公平，但降低了并发）。
3.3.1.1 setHeadAndPropagate(Node, int)
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
Node h = head; // 老结点
setHead(node);
//首先,这几个条件成立条件懂的人很少,所以,这波解释我很帅,不接受反驳
//如果propagate>0，因为propagate>=0才会调用这个函数,代表有剩余的permit，唤醒共享模式节点
//如果propagate=0，条件3成立，说明node节点在获取锁成功到被设置为头节点之前这段
//时间又有新的锁资源释放,所以即使propagate=0也要去唤醒下一个共享节点（这里h是老的头结点）
//如果条件4成立，由于这里h是新的头结点，有可能node节点被设置为新的头结点之后waitStatus已
//经由-1->0->-3了,其中-1到0,会调用unparkSuccessor唤醒，但有可能资源不够，唤醒失败，但是
//这期间又有新的线程调用doReleaseShared释放锁，这时0到-3，说明有新的permit，这时候也需要
// 去唤醒下一个节点
//由于PROPAGATE状态可能转化为SIGNAL状态，比如，h.next节点取消了，后面节点自然会把h的状态
//置为-1所以,直接使用h.waitStatus < 0来判断
//但是这个可能会造成很多不必要的唤醒...
//如果现在的头节点的waitStatus<0，唤醒
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
//如果后继节点为null，whatever唤醒，这个在后续读写锁有含义
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED; // 共享独占是一个标记
}
此方法在setHead()的基础上多了一步，就是自己苏醒的同时，如果条件符合（比如还有剩余资源），还会去唤醒后继结点，毕竟是共享模式！
doReleaseShared()我们留着下一小节的releaseShared()里来讲。
3.3.2 小结
OK，至此，acquireShared()也要告一段落了。让我们再梳理一下它的流程：
- tryAcquireShared()尝试获取资源，成功则直接返回；
- 失败则通过doAcquireShared()进入等待队列park()，直到被unpark()/interrupt()并成功获取到资源才返回。整个等待过程也是忽略中断的。
其实跟acquire()的流程大同小异，只不过多了个自己拿到资源后，还会去唤醒后继队友的操作（这才是共享嘛）。
3.4 releaseShared()
上一小节已经把acquireShared()说完了，这一小节就来讲讲它的反操作releaseShared()吧。此方法是共享模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果成功释放且允许唤醒等待线程，它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。下面是releaseShared()的源码：
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {//尝试释放资源
doReleaseShared();//唤醒后继结点
return true;
}
return false;
}
此方法的流程也比较简单，一句话：释放掉资源后，唤醒后继。跟独占模式下的release()相似，但有一点稍微需要注意：独占模式下的tryRelease()在完全释放掉资源（state=0）后，才会返回true去唤醒其他线程，这主要是基于独占下可重入的考量；而共享模式下的releaseShared()则没有这种要求，共享模式实质就是控制一定量的线程并发执行，那么拥有资源的线程在释放掉部分资源时就可以唤醒后继等待结点。例如，资源总量是13，A（5）和B（7）分别获取到资源并发运行，C（4）来时只剩1个资源就需要等待。A在运行过程中释放掉2个资源量，然后tryReleaseShared(2)返回true唤醒C，C一看只有3个仍不够继续等待；随后B又释放2个，tryReleaseShared(2)返回true唤醒C，C一看有5个够自己用了，然后C就可以跟A和B一起运行。而ReentrantReadWriteLock读锁的tryReleaseShared()只有在完全释放掉资源（state=0）才返回true，所以自定义同步器可以根据需要决定tryReleaseShared()的返回值。
3.4.1 doReleaseShared()
此方法主要用于唤醒后继。下面是它的源码：
private void doReleaseShared() {
for (;;) {
Node h = head;
if (h != null && h != tail) {
int ws = h.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) {
if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
continue;
unparkSuccessor(h);//唤醒后继
}
// else分支出现的场景下面会有详解
else if (ws == 0 &&
!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE)) //状态改为-3
continue;
}
if (h == head)// head发生变化
break;
}
}
情况1：if (h != null && h != tail) 这个条件说明右2个节点或者队列为空刚开始创建空节点new Node()之后还没有 设置尾节点的时候。即这时候尾结点为null。
情况2：有新尾结点刚加入队列，前置结点为首结点h，h的状态还没有设置尾-1，此时为0，这是会进入else分支。compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE)这个由于和尾结点调用shouldParkAfterFailedAcquire存在竞争，可能成功也可能失败。成功，尾结点，重新for循环尝试获取锁，失败的话，说明h的状态为0，continue，接着进入if分支，唤醒后续节点
情况3：由于是共享锁，存在多个线程并发释放锁的情况呢，A线程if分支cas成功，B线程发现状态是0，进入else分支。
超时和中断获取
doAcquireInterruptibly()
/**
* 这个方法与acquireQueued(final Node node, int arg)方法流程几乎一样
* 只不过当parkAndCheckInterrupt返回true时，直接抛出异常。
* @param arg
* @throws InterruptedException
*/
private void doAcquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
// 为当前线程创建节点node，并插入到队列中
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean failed = true;
try {
// 通过死循环，直到node节点的线程获取到锁，或者当前线程有中断请求会抛出中断异常
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
// 如果前一个节点是队列头head，并且尝试获取锁成功
// 将该节点node设置成队列头head
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return;
}
// 当p节点的状态是Node.SIGNAL时，就会调用parkAndCheckInterrupt方法，阻塞node线程
// node线程被阻塞，有两种方式唤醒，
// 1.是在unparkSuccessor(Node node)方法，会唤醒被阻塞的node线程，返回false
// 2.node线程被调用了interrupt方法，线程被唤醒，返回true
// 在这里如果parkAndCheckInterrupt返回true，就会抛出InterruptedException异常
// 跳出死循环，方法返回
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
doAcquireNanos()
doAcquireNanos()方法是AQS内置实现的，用于尝试一定时间(nanosTimeout)内获取指定资源数(arg)。获取过程中发生中断则抛出异常。注意这里返回值为是否获取锁成功，而前面的acquireShared(int)返回值为获取资源过程中是否中断，源码如下：
/**
* 尝试在一定的时间nanosTimeout内获取锁，超时了就返回false
*
*/
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
// 计算截止时间
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
// 为当前线程创建节点node，并插入到队列中
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
// 如果前一个节点是队列头head，并且尝试获取锁成功
// 将该节点node设置成队列头head
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return true;
}
// 计算剩余时间
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
// 剩余时间小于等于0，就直接返回false，获取锁失败
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
// 当p节点的状态是Node.SIGNAL时，调用LockSupport.parkNanos阻塞当前线程
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
// 当前线程阻塞nanosTimeout时间
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
// 如果当前线程中断标志位是true，抛出InterruptedException异常
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
// failed为true，表示发生异常，
// 则将node节点的状态设置成CANCELLED，表示node节点所在线程已取消，不需要唤醒了
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
步骤如下：
- 传入时间参数不合法(<=0)，返回false
- 计算并记录截止时间deadline
- 将该线程节点node插入到CLH队列中
- 获取node节点的前一个节点p(用final修饰，获取第一次后不再改变)，若p是head则尝试获取资源，若获取成功则返回true(成功之后操作与之前一致，此处不再赘述)
- 若p不是head节点或获取资源失败，则判断剩余时间，若剩余时间<=0，则返回false
- 若p的状态是SIGNAL时，阻塞该线程(阻塞时设置超时时间为剩余时间)
- 若该线程被标记为中断，则抛出异常
- 循环4~7步骤，直至返回结果或抛出异常
- 最终若发生失败，则从CLH中取消该节点
Condition队列
这个会在ReentrantLock部分内容里讲解
3.5 小结
本节我们详解了独占和共享两种模式下获取-释放资源(acquire-release、acquireShared-releaseShared)的源码，相信大家都有一定认识了。值得注意的是，acquire()和acquireShared()两种方法下，线程在等待队列中都是忽略中断的。AQS也支持响应中断的，acquireInterruptibly()/acquireSharedInterruptibly()即是，这里相应的源码跟acquire()和acquireShared()差不多，这里就不再详解了。
参考资料:
