“码”上看看ReentrantLock加锁、解锁原理

写在开始

ReentrantLock 是 java 1.5 以后新加入的除 synchronized 关键字以外的新的加锁方式，从其命名上就可以知道它也是用来加可重入锁。在使用层面上它具备了synchronized所具有的所有功能，并且由于它支持响应中断、超时等操作，所以在某些场景下它会比synchronized更加灵活。

ReentrantLock和synchronized在使用性能上是否有太大的差距呢？关于这个问题，由于我本人没有亲自实验过，所以不得而知。

但是，我估计二者应该没太大差距，随着jdk版本的不断迭代，synchronized只要用的好，基本没有性能上的瓶颈问题。而且最主要的是，jdk推出ReentrantLock并不是为了取代synchronized，而是为了弥补synchronized在某些使用场景上的不足。

在实现原理上，ReentrantLock基于AQS，而synchronized是监视器。关于这两个之间的区别，大家可以在网上搜一些相关文章看一下。如果不清楚它们也别慌，只要知道AQS是用java写出来的，监视器是JVM实现的就行。

所以呢，既然AQS是java代码写出来的（也就是人眼能看懂喽），那么，这篇文章就通过研究ReentrantLock加锁、解锁的源码，顺带来看一下AQS底层是怎么来实现支持的。

简述AQS

AQS是AbstractQueuedSynchronizer这个java类的首字母简称。这个类几乎是juc下所有并发工具的基础。

它的核心思想是，内部维护一个共享变量（state）和双端队列（GLH队列）。各个工作线程在加锁时会去争夺获取该变量，当该变量被某个线程占用时该变量的值就会被修改（初始时state=0，修改后state>0），则表示该线程现在可以执行，未获取到该变量的线程将会进入到双向链表中排队等待（同时线程本身被阻塞），而后待共享变量被释放后（state=0），队列中被阻塞的线程会依次被唤醒执行。

AQS思想简图.png

ReentrantLock 使用

我们先来看下ReentrantLock在日常中的使用方式。

public class ReentrantLockTest {
    public static void main(String[] args) {
        ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
        try{
            lock.lock(); //加锁
            //搞点事情。。。
        }finally {
            lock.unlock();//解锁
        }
    }
}

上述示例，简单展示了ReentrantLock加锁、解锁的过程(记住一定用完要unlock，这一点确实不如synchronized)。当然它还支持更加多样的锁使用方式，如公平锁、非公平锁、超时加锁等等。

好了，简单看过后，接下来就点进去看下实现原理吧。

看源码

加锁过程

我们顺着上述示例中的lock方法进去，进入到ReentrantLock.java文件中

// ReentrantLock.java
//ReentrantLock#lock
 public void lock() {
        sync.lock();
    }

其内部调用了ReentrantLock类成员变量sync的lock方法。sync何许人也？下面是它在ReentrantLock类中第一次出现的地方。

public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
    private static final long serialVersionUID = 7373984872572414699L;
    /** Synchronizer providing all implementation mechanics */
    private final Sync sync;

    /**
     * Base of synchronization control for this lock. Subclassed
     * into fair and nonfair versions below. Uses AQS state to
     * represent the number of holds on the lock.
     */
    abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
        private static final long serialVersionUID = -5179523762034025860L;

        /**
         * Performs {@link Lock#lock}. The main reason for subclassing
         * is to allow fast path for nonfair version.
         */
        abstract void lock();

OK，现在明确了，这玩意原来是个抽象类，然后那个lock方法就是它的抽象方法，于是我们继续找到实现这个抽象类的具体类。

    //ReentrantLock.java
     static final class FairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;

        final void lock() {
            acquire(1);
        }
    //......省略很多行
   
 //ReentrantLock.java
    static final class NonfairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;

        /**
         * Performs lock.  Try immediate barge, backing up to normal
         * acquire on failure.
         */
        final void lock() {
            if (compareAndSetState(0, 1))
                setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
            else
                acquire(1);
        }
  //......省略很多行

看到这些内部类的名字，此时或许你已经想到了，这应该就是实现公平锁和非公平锁的基础，我们接着在找下这两个类被实例化的地方。

// ReentrantLock.java
 /**
     * Creates an instance of {@code ReentrantLock}.
     * This is equivalent to using {@code ReentrantLock(false)}.
     */
    public ReentrantLock() {
        sync = new NonfairSync();
    }

    /**
     * Creates an instance of {@code ReentrantLock} with the
     * given fairness policy.
     *
     * @param fair {@code true} if this lock should use a fair ordering policy
     */
    public ReentrantLock(boolean fair) {
        sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
    }

好了，确认无疑了。原来new ReentrantLock创建公平锁和公平锁时传递的那个boolean变量的背后就是在实例化不同的Sync实例。

现在在公平锁和非公平锁之间，我们选择公平锁来进行接下来的“细细品味”。因为理解了公平锁的实现原理，再回过来看非公平锁的实现过程就一目了然了（这个世界本身对于公平规则的制定就是一件非常难的事情）。

下面我们看下FairSync#lock的实现方式。

// ReentrantLock.java
/**
     * Sync object for fair locks
     */
    static final class FairSync extends Sync {
        private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;

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

可以看到，它实质调用了一个acquire方法，继续跟进这个方法。

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

我们发现，acquire来自AbstractQueuedSynchronizer类（之后简称AQS类），而这个类就是AQS的由来和核心，也就是现在我们现在即将要探究AQS的实现原理了。

从表面看acquire方法貌似没有太多复杂的实现逻辑，下面我们分别看下其内部调用的这些方法的实现细节。

tryAcquire()

// AbstractQueuedSynchronizer.java
protected boolean tryAcquire(int arg) {
        throw new UnsupportedOperationException();
}

进去发现，AQS类并没有对其进行具体实现，于是开始寻找它的子类。我们发现FairSync和NonfairSync是AQS的子类，并对tryAcquire方法进行了具体的实现。

// ReentrantLock.java 
// FairSync#tryAcquire
      protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
            //获取当前线程
            final Thread current = Thread.currentThread();
            //获取当前state状态
            int c = getState();
            if (c == 0) {
               //是否队列中有前序节点节点
                if (!hasQueuedPredecessors() &&
                    compareAndSetState(0, acquires)) {
                    //设置当前线程独占
                    setExclusiveOwnerThread(current);
                    return true;
                }
            }
            //当前线程和队列中独占线程是否相等
            else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
                int nextc = c + acquires;
                if (nextc < 0)
                    throw new Error("Maximum lock count exceeded");
                setState(nextc);
                return true;
            }
            return false;
        }

上述源码展示了FairSync内部类tryAcquire的具体实现。这里首先说明几个关键方法：

  1. getState()：在AQS类中有一个成员变量state（如下所示），用于标识共享资源（见简述AQS）。该方法用于获取当前共享资源的值。
 // AbstractQueuedSynchronizer.java
    /**
     * The synchronization state.
     */
    private volatile int state;
  1. setState()：同1，该方法用于设置共享资源state的值
  2. setExclusiveOwnerThread()：在AQS父类AbstractOwnableSynchronizer中有一个成员变量（如下所示）用于标识当前独占线程，独占线程即表示当前获得state资源且正在运行的线程。该方法用于将参数中传入的线程标识为独占线程。
// AbstractOwnableSynchronizer.java
  /**
     * The current owner of exclusive mode synchronization.
     */
    private transient Thread exclusiveOwnerThread;

  1. getExclusiveOwnerThread()：同2，该方法用于获取当前的独占线程。

  2. hasQueuedPredecessors()：判断当前CLH队列中是否还有等待中的线程（关于CLH队列，见简述AQS）。

  3. compareAndSetState()：通过CAS方式设置共享资源state的值。

下面我们先看下hasQueuedPredecessors()方法的内部实现：

  // AbstractQueuedSynchronizer.java
  public final boolean hasQueuedPredecessors() {
        // The correctness of this depends on head being initialized
        // before tail and on head.next being accurate if the current
        // thread is first in queue.
        Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
        Node h = head;
        Node s;
        return h != t &&
            ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
    }

该方法由AQS类提供具体实现，内部的执行逻辑主要用于对CLH队列中的节点进行判断。其具体的判断逻辑是：

  1. 若头结点等于尾节点（h==t）返回false。此时表示队列为空，即没有正在执行中的线程且前序没有等待中的线程。
  2. 当头结点不等于尾节点（h!=t）时，若如下两个条件任何一个满足，则返回true，表示当前队列中存在排队的线程节点。
    a. 若头节点的next节点为空（(s = h.next) == null）。
    b. 头节点的next所对应的线程不是当前线程（thread != Thread.currentThread()）。

注意： 此时你可能会有疑问，为什么“头节点的next节点为空”也标识队列中存在排队的节点呢？

之所以有这样的考虑的原因主要有两点：

  1. CLH队列的头结点是一个虚拟节点，它的作用只是用来占位，并不代表正真意义上的线程节点，因此队列中的第二的节点才是真正的线程节点。

  2. 当前线程（A线程）执行到上述方法逻辑时，正好有另一个线程（B线程）比当前线程执行要快，且执行“入队”的操作，但是由于是双向队列，因此入队需要两步骤的操作，即第一步，B线程节点的pre指向head节点；第二步，head节点的next指向B线程节点。但是此时B线程只执行到第一步，第二步还没有执行，那么这个时候就出现了h.next==null的现象了。


    image.png

下面梳理一下tryAcquire方法的执行流程：

tryAquire执行流程

从以上流程图上看，同一个线程在已经是独占线程的情况下，可以重复加锁，这也就是所谓重入锁的来源。

addWaiter()

下面我们接着看下AbstractQueuedSynchronizer#acquire方法逻辑中的addWaiter方法内部。

// AbstractQueuedSynchronizer.java
 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;
    }

这个方法也是AQS类提供的方法，从方法逻辑上大体可以看出，它是在进行一些队列操作。关于Node对象在此需要简单说明一下：

  • 我们之前一直在提的CLH队列中的每个节点实质是一个Node对象，该类中封装了前、后指针，当前线程、节点状态等信息。

我们先看一下上述方法中除enq()方法之外的逻辑：

  1. 首先new了一个关于当前线程的Node对象
  2. 然后将CLH队列的尾节点赋值给pre，并判断pre是否为空
  3. 如果pre!=null则表示当前的CLH是一个非空队列，此时对第1步创建的node对象进行入队操作。如果入队成功则返回当前node，如果失败则调用enq()方法
  4. 如果pre==null，则表示当前CLH队列为空，此时调用enq()方法

下面看一下enq()方法的内部逻辑：

// AbstractQueuedSynchronizer.java
 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;
                }
            }
        }
    }

同样enq()执行逻辑也由AQS类自己提供。方法开头便是一个由for死循环构成的一个自旋操作，而后的执行逻辑如下：

  1. 判断当前队列的tail节点是否为null，如果为空的话在队列中设置一个新new的Node节点作为队列的head节点，同时tail也指向新创建的head节点（注意：之前提到的，CLH的头结点是一个虚节点，它不包含任何线程，只用于占位）。
  2. 如果tail节点不为空，则将参数传入的node节点（即addWaiter方法中创建的封装了当前线程的Node对象）入队到CLH队列中。
  3. 由于enq方法内部是一个自旋操作，所以最终都会走到第2步逻辑中。

通过上述的分析，我们不难发现enq方法本质是通过自旋转的方式将封装了当前线程的node加入的CLH队列中。

现在我们来梳理一下整个addWaiter方法的执行逻辑：


addwaiter方法执行流程

acquireQueued()

接下来我们接着看下AbstractQueuedSynchronizer#acquire方法所调用的acquireQueued()方法的执行逻辑。

// AbstractQueuedSynchronizer.java
 /**
     * Acquires in exclusive uninterruptible mode for thread already in
     * queue. Used by condition wait methods as well as acquire.
     *
     * @param node the node
     * @param arg the acquire argument
     * @return {@code true} if interrupted while waiting
     */
    final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
        boolean failed = true;
        try {
            boolean interrupted = false;
            for (;;) {
                final Node p = node.predecessor();
                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);
        }
    }

这个方法逻辑中相信首先映入第一眼帘的，相信应该是这个标志性的for循环吧。没错，又是一个自旋操作。我们先描述一下方法里面的逻辑：

  1. 方法中有两个局部变量failed用于表示线程加锁失败，interrupted用于表示线程是否中断
  2. 方法的第一个参数Node是刚才addWaiter()方法中封装好，且加入到等待队列中的包含当前线程的Node
  3. 方法进入自旋逻辑后：
    1. 获取当前线程node节点的前驱节点（node.predecessor()），判断它 是否为head节点，如果是的话尝试去获取锁（tryAcquire()），获取成功后，将当前node设置为head节点（setHead()还记得之前说CLH队列中的头结点其实是一个占位节点吗，因为头节点中不包含任何线程，此处也一样，看下setHead方法中的具体逻辑就一目了然了），然后返回当前线程是否中断（return interrupted）
    2. 如果当前线程的前驱节点不是head节点，则调用shouldParkAfterFailedAcquire()、parkAndCheckInterrupt()方法。

下面我们分别进入shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()方法内部看下里面的逻辑。

  1. shouldParkAfterFailedAcquire()

    从该方法名字面上理解，这个方法的作用似乎是返回一个boolean值，该值表示获取锁（acquire）失败（failed）后（after），是否应该中断（park）当前线程。下面看下代码：

    // AbstractQueuedSynchronizer.java
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;
}

    纵观方法逻辑，主要是对Node中waitStatus字段值进行判断，然后对队列中节点进行相应操作。关于waitStatus值的的具体含义，大家可以查看下Node类中具体的定义的静态常量，结合上述方法逻辑这里简单描述下：当waitStatus>0时，表示对应的Node时cancelled状态；当waitStatus=-1时，表示需要将该节点（waitStatus=-1）的后继节点中的线程中断（park），即也侧面反应了该节点线程处于待唤醒执行。

    那么我们来描述下shouldParkAfterFailedAcquire()方法中的具体逻辑：
    1. 获取pre节点（当前线程节点的前序节点）waitStatus值
    2. 若该值等于-1，表示需要将当前线程中断（park），因此返回true
    3. 若该值大于0，表示pre节点处于cancelled状态，从当前线程节点开始，依次向前将所有的waitStatus>0的节点从CLH中移除。
    4. 如果不符合2、3步骤的条件，则将pre节点的waitStatus通过CAS的方式设值为-1

    因此通过上述的逻辑描述，也确实印证了该方法的目的确实返回当前线程是否需要中断，此外其中还加了一些逻辑用来剔除掉CLH队列中处于取消状态的节点

  2. parkAndCheckInterrupt()

    同上，我们从字面意思上理解，该方法用于中断（park）当前线程，并且检查（check）线程的中断状态（interrupt）。

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

    从方法逻辑上看很简单，调用了LockSupport.park方法，而后返回当前线程的中断状态。

    注意，当方法执行到LockSupport.park(this)这一步时，整个当前线程就阻塞了，也就是需要等待前序节点来唤醒它，然后才能继续执行Thread.interrupted()的逻辑，以及acquireQueued()和acquire()剩余的逻辑。

    也就是当该线程被唤醒以后，会继续将parkAndCheckInterrupt()方法执行完，在acquireQueued()方法中根据parkAndCheckInterrupt()返回结果对interrupted进行设值，而后继续进入到自旋逻辑中去获取锁资源。

下面我们再回到acquireQueued()方法中（再贴一次代码）。

// AbstractQueuedSynchronizer.java
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
        boolean failed = true;
        try {
            boolean interrupted = false;
            for (;;) {
                final Node p = node.predecessor();
                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);
        }
    }

这个方法的最后有一个finally逻辑，也就是acquireQueued()方法返回前一定会执行的一个逻辑。当failed=true的时候，会调用cancelAcquire()方法。

从方法上看failed在声明时的默认值是true，当前线程节点获取锁成功后，该值就变为false，那么也就是只有在当前线程获取锁失败的情况该值才会true，即当前线程节点获取锁失败的情况下会触发cancelAcquire()方法逻辑。

那么，我们再探究下这个方法里的执行细节：

// AbstractQueuedSynchronizer.java
private void cancelAcquire(Node node) {
        // Ignore if node doesn't exist
        if (node == null)
            return;

        node.thread = null;

        // Skip cancelled predecessors
        Node pred = node.prev;
        while (pred.waitStatus > 0)
            node.prev = pred = pred.prev;

        // predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will
        // fail if not, in which case, we lost race vs another cancel
        // or signal, so no further action is necessary.
        Node predNext = pred.next;

        // Can use unconditional write instead of CAS here.
        // After this atomic step, other Nodes can skip past us.
        // Before, we are free of interference from other threads.
        node.waitStatus = Node.CANCELLED;

        // If we are the tail, remove ourselves.
        if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
            compareAndSetNext(pred, predNext, null);
        } else {
            // If successor needs signal, try to set pred's next-link
            // so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
            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 {
                unparkSuccessor(node);
            }

            node.next = node; // help GC
        }
    }

这里我们文字描述下，这个方法的执行逻辑：

  1. 若当前节点为空，则直接return

  2. 将当前节点的Thead属性设置为null

  3. 声明一个pre变量，值为当前节点的前序节点

  4. 从当前节点开始，一直向前寻找到一个waitStatus>0（非取消）的前序节点（和shouldParkAfterFailedAcquire中的逻辑非常相似），当然寻找的过程中也操作了队列，使得当前节点的前序节点（node.prev）和pre变量最终指向了它前面的非取消节点


    image.png

  5. 将当前节点的waiStatus设值为取消状态（node.waitStatus = Node.CANCELLED）

  6. 如果当前节点是CLH队列的尾节点，那么就将它的pre节点（3步骤寻找到的）设置为CLH的尾节点，并将队列尾节点的next指向null，如下图所示：


    image.png

  7. 如果当前节点的前序节点（之后简称pre）不是头结点（即当前节点处于CLH中间），且pre的waitStatus=-1（Node.SIGNAL），或pre.waitStatus<0则将其设置为-1（Node.SIGNAL），并且pre节点中的线程不为空，那么将pre的next指向当前节点的next


    image.png

  8. 如果当前节点是头节点，那么唤醒它的后继节点线程（因为本应该是唤醒当前节点线程，但是失败了，所以让后继节点继续执行）。


    image.png

综上cancelAcquire方法的执行逻辑，我们也梳理结束了，整体看着较为复杂，其实无非就是一些常规的队列操作，看到了无需紧张。

那么，上述我们分别讲述了AbstractQueuedSynchronizer#acquireQueued()方法内部的执行细节，由于走的很深，下面我们来梳理一下整个acquireQueued()方法的执行流程：


image.png

我们再来回头看AbstractQueuedSynchronizer#acquire，先回顾一下整个加锁的执行链路

    以公平锁为例：
    ReentrantLock#lock --> FairSync#lock --> AbstractQueuedSynchronizer#acquire

再贴一下acquire()方法的代码：

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

可以看到，整个acquire加锁的逻辑就是，先通过tryAcquire尝试去获取锁，若失败，则进入CLH队列并阻塞当前线程，等待被唤醒，此时acquire方法的执行也就被hang住了。当线程被前序节点唤醒后acquire方法的逻辑继续执行（并根据acquireQueued方法返回结果来确定是否调用selfInterrupt()从而设置当前线程的中断状态），而后继续执行线程的处理逻辑。

上述就是整个公平锁的加锁过程，关于非公平锁的加锁过程和公平锁基本相似，只是在加锁时没有判断当前队列是否有前序节点，感兴趣的可以自行查看一下。

解锁过程

下面我们再来看下ReentrantLock的解锁过程，非公平锁和公平锁的公用了一套解锁逻辑。我们先简单梳理一下解锁过程中的方法调用链路：

解锁过程
ReentrantLock#unlock ---> AbstractQueuedSynchronizer#release ---> Sync#tryRelease

整个解锁过程没有加锁的过程那么复杂，我们直接先看下AbstractQueuedSynchronizer#release方法

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

方法逻辑很清晰：

  1. 首先调用Sync#tryRelease释放锁资源
  2. 释放成功后，将CLH队列的头结点取出，并判断头结点不为空，且非取消状态（h.waitStatus != 0），而后唤醒头结点的后继节点（unparkSuccessor）。

先来看下Sync#tryRelease方法源码：

    protected final boolean tryRelease(int releases) {
            //获取当前共享资源的值，并与releases相减
            int c = getState() - releases;
            //判断当前线程是否是当前的独占线程，若不是则直接抛异常
            if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
                throw new IllegalMonitorStateException();
            boolean free = false;
            //如果当前共享资源值和release相减后等于0，
            //则表示资源可被释放，并将当前的独占线程设置为空，
            //并将方法返回值设为true
            if (c == 0) {
                free = true;
                setExclusiveOwnerThread(null);
            }
            //设置state的值
            setState(c);
            return free;
        }

整个的执行逻辑也不复杂，具体的逻辑我在上方中加了注释。总之，当该方法返回true则表示当前共享资源无任何线程占有，即，此时可以唤醒下一个队列中线程。

我们再来看下unparkSuccessor方法源码

 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);
    }

该方法由于加了一些队列的操作，所以可能看上去有些复杂。下面我们来梳理一下：

  1. 此时方法中传入的node节点是CLH的头结点（之后都称node为头结点）。
  2. 获取头结点的waitStatus，若小于0，则将其设为0（0可以理解为是一个无用节点）
  3. 将头结点的next节点赋值给s
  4. 若s等于空，或者s.waitStatus>0（表示s节点处于cancelled状态），则从队列尾部开始向前一直寻找到头节点之后第一个待唤醒节点（即waitStatus <= 0的节点），并将该节点赋值给s。
  5. s不为空，则将s对应的节点的线程唤醒

综上就是整个ReentrantLock的解锁过程，以及其中的执行细节。整个解锁过程还是比较直观易懂的。

写在最后

至此，我们已经将整个ReentrantLock的加锁解锁过程，以及背后的AQS是如何对其提供支持的，讲述完毕了。

整个过程如果要总结几个关键点的话，我觉得是“队列”、“CAS”、“自旋”、“共享资源state”。纵观其源码，由于涉及到一些队列操作，可能相对来说略为难读，但是经过梳理以后，其实现方式还是比较清晰的。希望通过理解源码，能够帮助我们在今后开发过程中更好的使用它。

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