前文（深入JVM鎖機制-synchronized）分析了JVM中的synchronized實現，本文繼續分析JVM中的另一種鎖Lock的實現。與synchronized不同的是，Lock完全用Java寫成，在java這個層面是無關JVM實現的。

在java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的實現類，常用的有ReentrantLock、ReadWriteLock（實現類ReentrantReadWriteLock），其實現都依賴java.util.concurrent.AbstractQueuedSynchronizer類，實現思路都大同小異，因此我們以ReentrantLock作為講解切入點。

1. ReentrantLock的調用過程

經過觀察ReentrantLock把所有Lock接口的操作都委派到一個Sync類上，該類繼承了AbstractQueuedSynchronizer：

Sync又有兩個子類：

顯然是為了支持公平鎖和非公平鎖而定義，默認情況下為非公平鎖。

先理一下Reentrant.lock()方法的調用過程（默認非公平鎖）：

這些討厭的Template模式導致很難直觀的看到整個調用過程，其實通過上面調用過程及AbstractQueuedSynchronizer的注釋可以發現，AbstractQueuedSynchronizer中抽象了絕大多數Lock的功能，而只把tryAcquire方法延遲到子類中實現。tryAcquire方法的語義在于用具體子類判斷請求線程是否可以獲得鎖，無論成功與否AbstractQueuedSynchronizer都將處理后面的流程。

2. 鎖實現（加鎖）

簡單說來，AbstractQueuedSynchronizer會把所有的請求線程構成一個CLH隊列，當一個線程執行完畢（lock.unlock()）時會激活自己的后繼節點，但正在執行的線程并不在隊列中，而那些等待執行的線程全部處于阻塞狀態，經過調查線程的顯式阻塞是通過調用LockSupport.park()完成，而LockSupport.park()則調用sun.misc.Unsafe.park()本地方法，再進一步，HotSpot在Linux中中通過調用pthread_mutex_lock函數把線程交給系統內核進行阻塞。

該隊列如圖：

與synchronized相同的是，這也是一個虛擬隊列，不存在隊列實例，僅存在節點之間的前后關系。令人疑惑的是為什么采用CLH隊列呢？原生的CLH隊列是用于自旋鎖，但Doug Lea把其改造為阻塞鎖。

當有線程競爭鎖時，該線程會首先嘗試獲得鎖，這對于那些已經在隊列中排隊的線程來說顯得不公平，這也是非公平鎖的由來，與synchronized實現類似，這樣會極大提高吞吐量。

如果已經存在Running線程，則新的競爭線程會被追加到隊尾，具體是采用基于CAS的Lock-Free算法，因為線程并發對Tail調用CAS可能會導致其他線程CAS失敗，解決辦法是循環CAS直至成功。AbstractQueuedSynchronizer的實現非常精巧，令人嘆為觀止，不入細節難以完全領會其精髓，下面詳細說明實現過程：

2.1 Sync.nonfairTryAcquire

nonfairTryAcquire方法將是lock方法間接調用的第一個方法，每次請求鎖時都會首先調用該方法。

該方法會首先判斷當前狀態，如果c==0說明沒有線程正在競爭該鎖，如果不c !=0 說明有線程正擁有了該鎖。

如果發現c==0，則通過CAS設置該狀態值為acquires,acquires的初始調用值為1，每次線程重入該鎖都會+1，每次unlock都會-1，但為0時釋放鎖。如果CAS設置成功，則可以預計其他任何線程調用CAS都不會再成功，也就認為當前線程得到了該鎖，也作為Running線程，很顯然這個Running線程并未進入等待隊列。

如果c !=0 但發現自己已經擁有鎖，只是簡單地++acquires，并修改status值，但因為沒有競爭，所以通過setStatus修改，而非CAS，也就是說這段代碼實現了偏向鎖的功能，并且實現的非常漂亮。

2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter

addWaiter方法負責把當前無法獲得鎖的線程包裝為一個Node添加到隊尾：

其中參數mode是獨占鎖還是共享鎖，默認為null，獨占鎖。追加到隊尾的動作分兩步：

1. 如果當前隊尾已經存在(tail!=null)，則使用CAS把當前線程更新為Tail
2. 如果當前Tail為null或則線程調用CAS設置隊尾失敗，則通過enq方法繼續設置Tail

下面是enq方法：

該方法就是循環調用CAS，即使有高并發的場景，無限循環將會最終成功把當前線程追加到隊尾（或設置隊頭）。總而言之，addWaiter的目的就是通過CAS把當前現在追加到隊尾，并返回包裝后的Node實例。

把線程要包裝為Node對象的主要原因，除了用Node構造供虛擬隊列外，還用Node包裝了各種線程狀態，這些狀態被精心設計為一些數字值：

• SIGNAL(-1) ：線程的后繼線程正/已被阻塞，當該線程release或cancel時要重新這個后繼線程(unpark)
• CANCELLED(1)：因為超時或中斷，該線程已經被取消
• CONDITION(-2)：表明該線程被處于條件隊列，就是因為調用了Condition.await而被阻塞
• PROPAGATE(-3)：傳播共享鎖
• 0：0代表無狀態

2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued

acquireQueued的主要作用是把已經追加到隊列的線程節點（addWaiter方法返回值）進行阻塞，但阻塞前又通過tryAccquire重試是否能獲得鎖，如果重試成功能則無需阻塞，直接返回

仔細看看這個方法是個無限循環，感覺如果p == head && tryAcquire(arg)條件不滿足循環將永遠無法結束，當然不會出現死循環，奧秘在于第12行的parkAndCheckInterrupt會把當前線程掛起，從而阻塞住線程的調用棧。

如前面所述，LockSupport.park最終把線程交給系統（Linux）內核進行阻塞。當然也不是馬上把請求不到鎖的線程進行阻塞，還要檢查該線程的狀態，比如如果該線程處于Cancel狀態則沒有必要，具體的檢查在shouldParkAfterFailedAcquire中：

檢查原則在于：

• 規則1：如果前繼的節點狀態為SIGNAL，表明當前節點需要unpark，則返回成功，此時acquireQueued方法的第12行（parkAndCheckInterrupt）將導致線程阻塞
• 規則2：如果前繼節點狀態為CANCELLED(ws>0)，說明前置節點已經被放棄，則回溯到一個非取消的前繼節點，返回false，acquireQueued方法的無限循環將遞歸調用該方法，直至規則1返回true，導致線程阻塞
• 規則3：如果前繼節點狀態為非SIGNAL、非CANCELLED，則設置前繼的狀態為SIGNAL，返回false后進入acquireQueued的無限循環，與規則2同

總體看來，shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前繼節點判斷當前線程是否應該被阻塞，如果前繼節點處于CANCELLED狀態，則順便刪除這些節點重新構造隊列。

至此，鎖住線程的邏輯已經完成，下面討論解鎖的過程。

3. 解鎖

請求鎖不成功的線程會被掛起在acquireQueued方法的第12行，12行以后的代碼必須等線程被解鎖鎖才能執行，假如被阻塞的線程得到解鎖，則執行第13行，即設置interrupted = true，之后又進入無限循環。

從無限循環的代碼可以看出，并不是得到解鎖的線程一定能獲得鎖，必須在第6行中調用tryAccquire重新競爭，因為鎖是非公平的，有可能被新加入的線程獲得，從而導致剛被喚醒的線程再次被阻塞，這個細節充分體現了“非公平”的精髓。通過之后將要介紹的解鎖機制會看到，第一個被解鎖的線程就是Head，因此p == head的判斷基本都會成功。

至此可以看到，把tryAcquire方法延遲到子類中實現的做法非常精妙并具有極強的可擴展性，令人嘆為觀止！當然精妙的不是這個Templae設計模式，而是Doug Lea對鎖結構的精心布局。

解鎖代碼相對簡單，主要體現在AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中：

class AbstractQueuedSynchronizer

class Sync

tryRelease與tryAcquire語義相同，把如何釋放的邏輯延遲到子類中。tryRelease語義很明確：如果線程多次鎖定，則進行多次釋放，直至status==0則真正釋放鎖，所謂釋放鎖即設置status為0，因為無競爭所以沒有使用CAS。

release的語義在于：如果可以釋放鎖，則喚醒隊列第一個線程（Head），具體喚醒代碼如下：

這段代碼的意思在于找出第一個可以unpark的線程，一般說來head.next == head，Head就是第一個線程，但Head.next可能被取消或被置為null，因此比較穩妥的辦法是從后往前找第一個可用線程。貌似回溯會導致性能降低，其實這個發生的幾率很小，所以不會有性能影響。之后便是通知系統內核繼續該線程，在Linux下是通過pthread_mutex_unlock完成。之后，被解鎖的線程進入上面所說的重新競爭狀態。

4. Lock VS Synchronized

AbstractQueuedSynchronizer通過構造一個基于阻塞的CLH隊列容納所有的阻塞線程，而對該隊列的操作均通過Lock-Free（CAS）操作，但對已經獲得鎖的線程而言，ReentrantLock實現了偏向鎖的功能。

synchronized的底層也是一個基于CAS操作的等待隊列，但JVM實現的更精細，把等待隊列分為ContentionList和EntryList，目的是為了降低線程的出列速度；當然也實現了偏向鎖，從數據結構來說二者設計沒有本質區別。但synchronized還實現了自旋鎖，并針對不同的系統和硬件體系進行了優化，而Lock則完全依靠系統阻塞掛起等待線程。

當然Lock比synchronized更適合在應用層擴展，可以繼承AbstractQueuedSynchronizer定義各種實現，比如實現讀寫鎖（ReadWriteLock），公平或不公平鎖；同時，Lock對應的Condition也比wait/notify要方便的多、靈活的多。