本小節介紹鎖釋放Lock.unlock()。
Release/TryRelease
unlock操作實際上就調用了AQS的release操作，釋放持有的鎖。
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
前面提到過tryRelease(arg)操作，此操作里面總是嘗試去釋放鎖，如果成功，說明鎖確實被當前線程持有，那么就看AQS隊列中的頭結點是否為空并且能否被喚醒，如果可以的話就喚醒繼任節點（下一個非CANCELLED節點，下面會具體分析）。
對于獨占鎖而言，java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.Sync.tryRelease(int)展示了如何嘗試釋放鎖(tryRelease)操作。
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;
}
整個tryRelease操作是這樣的：
- 判斷持有鎖的線程是否是當前線程，如果不是就拋出IllegalMonitorStateExeception()，因為一個線程是不能釋放另一個線程持有的鎖（否則鎖就失去了意義）。否則進行2。
- 將AQS狀態位減少要釋放的次數（對于獨占鎖而言總是1），如果剩余的狀態位0（也就是沒有線程持有鎖），那么當前線程就是最后一個持有鎖的線程，清空AQS持有鎖的獨占線程。進行3。
- 將剩余的狀態位寫回AQS，如果沒有線程持有鎖就返回true，否則就是false。
參考上一節的分析就可以知道，這里c==0決定了是否完全釋放了鎖。由于ReentrantLock是可重入鎖，因此同一個線程可能多重持有鎖，那么當且僅當最后一個持有鎖的線程釋放鎖是才能將AQS中持有鎖的獨占線程清空，這樣接下來的操作才需要喚醒下一個需要鎖的AQS節點（Node），否則就只是減少鎖持有的計數器，并不能改變其他操作。
當tryRelease操作成功后（也就是完全釋放了鎖），release操作才能檢查是否需要喚醒下一個繼任節點。這里的前提是AQS隊列的頭結點需要鎖(waitStatus!=0)，如果頭結點需要鎖，就開始檢測下一個繼任節點是否需要鎖操作。
在上一節中說道acquireQueued操作完成后（拿到了鎖），會將當前持有鎖的節點設為頭結點，所以一旦頭結點釋放鎖，那么就需要尋找頭結點的下一個需要鎖的繼任節點，并喚醒它。
private void unparkSuccessor(Node node) {
//此時node是需要是需要釋放鎖的頭結點
//清空頭結點的waitStatus，也就是不再需要鎖了
compareAndSetWaitStatus(node, Node.SIGNAL, 0);
//從頭結點的下一個節點開始尋找繼任節點，當且僅當繼任節點的waitStatus<=0才是有效繼任節點，否則將這些waitStatus>0（也就是CANCELLED的節點）從AQS隊列中剔除
//這里并沒有從head->tail開始尋找，而是從tail->head尋找最后一個有效節點。
//解釋在這里 http://www.aygfsteel.com/xylz/archive/2010/07/08/325540.html#377512
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;
}
//如果找到一個有效的繼任節點，就喚醒此節點線程
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
這里再一次把acquireQueued的過程找出來。對比unparkSuccessor，一旦頭節點的繼任節點被喚醒，那么繼任節點就會嘗試去獲取鎖（在acquireQueued中node就是有效的繼任節點，p就是喚醒它的頭結點），如果成功就會將頭結點設置為自身，并且將頭結點的前任節點清空，這樣前任節點（已經過時了）就可以被GC釋放了。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} catch (RuntimeException ex) {
cancelAcquire(node);
throw ex;
}
}
在setHead中，將頭結點的前任節點清空并且將頭結點的線程清空就是為了更好的GC，防止內存泄露。
private void setHead(Node node) {
head = node;
node.thread = null;
node.prev = null;
}
對比lock()操作，unlock()操作還是比較簡單的，主要就是釋放響應的資源，并且喚醒AQS隊列中有效的繼任節點。這樣所就按照請求的順序去嘗試獲取鎖了。
整個lock()/unlock()過程完成了，我們再回頭看公平鎖(FairSync)和非公平鎖(NonfairSync)。
公平鎖和非公平鎖只是在獲取鎖的時候有差別，其它都是一樣的。
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
在上面非公平鎖的代碼中總是優先嘗試當前是否有線程持有鎖，一旦沒有任何線程持有鎖，那么非公平鎖就霸道的嘗試將鎖“占為己有”。如果在搶占鎖的時候失敗就和公平鎖一樣老老實實的去排隊。
也即是說公平鎖和非公平鎖只是在入AQS的CLH隊列之前有所差別，一旦進入了隊列，所有線程都是按照隊列中先來后到的順序請求鎖。
Condition
條件變量很大一個程度上是為了解決Object.wait/notify/notifyAll難以使用的問題。
條件（也稱為條件隊列 或條件變量）為線程提供了一個含義，以便在某個狀態條件現在可能為 true 的另一個線程通知它之前，一直掛起該線程（即讓其“等待”）。因為訪問此共享狀態信息發生在不同的線程中，所以它必須受保護，因此要將某種形式的鎖與該條件相關聯。等待提供一個條件的主要屬性是：以原子方式 釋放相關的鎖，并掛起當前線程，就像 Object.wait 做的那樣。
上述API說明表明條件變量需要與鎖綁定，而且多個Condition需要綁定到同一鎖上。前面的Lock中提到，獲取一個條件變量的方法是Lock.newCondition()。
void await() throws InterruptedException;
void awaitUninterruptibly();
long awaitNanos(long nanosTimeout) throws InterruptedException;
boolean await(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
boolean awaitUntil(Date deadline) throws InterruptedException;
void signal();
void signalAll();
以上是Condition接口定義的方法，await*對應于Object.wait，signal對應于Object.notify，signalAll對應于Object.notifyAll。特別說明的是Condition的接口改變名稱就是為了避免與Object中的wait/notify/notifyAll的語義和使用上混淆，因為Condition同樣有wait/notify/notifyAll方法。
每一個Lock可以有任意數據的Condition對象，Condition是與Lock綁定的，所以就有Lock的公平性特性：如果是公平鎖，線程為按照FIFO的順序從Condition.await中釋放，如果是非公平鎖，那么后續的鎖競爭就不保證FIFO順序了。
一個使用Condition實現生產者消費者的模型例子如下。
package xylz.study.concurrency.lock;
import java.util.concurrent.locks.Condition;
import java.util.concurrent.locks.Lock;
import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock;
public class ProductQueue<T> {
private final T[] items;
private final Lock lock = new ReentrantLock();
private Condition notFull = lock.newCondition();
private Condition notEmpty = lock.newCondition();
//
private int head, tail, count;
public ProductQueue(int maxSize) {
items = (T[]) new Object[maxSize];
}
public ProductQueue() {
this(10);
}
public void put(T t) throws InterruptedException {
lock.lock();
try {
while (count == getCapacity()) {
notFull.await();
}
items[tail] = t;
if (++tail == getCapacity()) {
tail = 0;
}
++count;
notEmpty.signalAll();
} finally {
lock.unlock();
}
}
public T take() throws InterruptedException {
lock.lock();
try {
while (count == 0) {
notEmpty.await();
}
T ret = items[head];
items[head] = null;//GC
//
if (++head == getCapacity()) {
head = 0;
}
--count;
notFull.signalAll();
return ret;
} finally {
lock.unlock();
}
}
public int getCapacity() {
return items.length;
}
public int size() {
lock.lock();
try {
return count;
} finally {
lock.unlock();
}
}
}
在這個例子中消費take()需要 隊列不為空，如果為空就掛起（await()），直到收到notEmpty的信號；生產put()需要隊列不滿，如果滿了就掛起（await()），直到收到notFull的信號。
可能有人會問題，如果一個線程lock()對象后被掛起還沒有unlock，那么另外一個線程就拿不到鎖了（lock()操作會掛起），那么就無法通知(notify)前一個線程，這樣豈不是“死鎖”了？
await* 操作
上一節中說過多次ReentrantLock是獨占鎖，一個線程拿到鎖后如果不釋放，那么另外一個線程肯定是拿不到鎖，所以在lock.lock()和lock.unlock()之間可能有一次釋放鎖的操作（同樣也必然還有一次獲取鎖的操作）。我們再回頭看代碼，不管take()還是put()，在進入lock.lock()后唯一可能釋放鎖的操作就是await()了。也就是說await()操作實際上就是釋放鎖，然后掛起線程，一旦條件滿足就被喚醒，再次獲取鎖！
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null)
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
上面是await()的代碼片段。上一節中說過，AQS在獲取鎖的時候需要有一個CHL的FIFO隊列，所以對于一個Condition.await()而言，如果釋放了鎖，要想再一次獲取鎖那么就需要進入隊列，等待被通知獲取鎖。完整的await()操作是安裝如下步驟進行的：
- 將當前線程加入Condition鎖隊列。特別說明的是，這里不同于AQS的隊列，這里進入的是Condition的FIFO隊列。后面會具體談到此結構。進行2。
- 釋放鎖。這里可以看到將鎖釋放了，否則別的線程就無法拿到鎖而發生死鎖。進行3。
- 自旋(while)掛起，直到被喚醒或者超時或者CACELLED等。進行4。
- 獲取鎖(acquireQueued)。并將自己從Condition的FIFO隊列中釋放，表明自己不再需要鎖（我已經拿到鎖了）。
這里再回頭介紹Condition的數據結構。我們知道一個Condition可以在多個地方被await*()，那么就需要一個FIFO的結構將這些Condition串聯起來，然后根據需要喚醒一個或者多個（通常是所有）。所以在Condition內部就需要一個FIFO的隊列。
private transient Node firstWaiter;
private transient Node lastWaiter;
上面的兩個節點就是描述一個FIFO的隊列。我們再結合前面提到的節點（Node）數據結構。我們就發現Node.nextWaiter就派上用場了！nextWaiter就是將一系列的Condition.await*串聯起來組成一個FIFO的隊列。
signal/signalAll 操作
await*()清楚了，現在再來看signal/signalAll就容易多了。按照signal/signalAll的需求，就是要將Condition.await*()中FIFO隊列中第一個Node喚醒（或者全部Node）喚醒。盡管所有Node可能都被喚醒，但是要知道的是仍然只有一個線程能夠拿到鎖，其它沒有拿到鎖的線程仍然需要自旋等待，就上上面提到的第4步(acquireQueued)。
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
private void doSignalAll(Node first) {
lastWaiter = firstWaiter = null;
do {
Node next = first.nextWaiter;
first.nextWaiter = null;
transferForSignal(first);
first = next;
} while (first != null);
}
上面的代碼很容易看出來，signal就是喚醒Condition隊列中的第一個非CANCELLED節點線程，而signalAll就是喚醒所有非CANCELLED節點線程。當然了遇到CANCELLED線程就需要將其從FIFO隊列中剔除。
final boolean transferForSignal(Node node) {
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
Node p = enq(node);
int c = p.waitStatus;
if (c > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, c, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}
上面就是喚醒一個await*()線程的過程，根據前面的小節介紹的，如果要unpark線程，并使線程拿到鎖，那么就需要線程節點進入AQS的隊列。所以可以看到在LockSupport.unpark之前調用了enq(node)操作，將當前節點加入到AQS隊列。
整個鎖機制的原理就介紹完了，從下一節開始就進入了鎖機制的應用了。
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