ReentrantLock 的实现原理

AQS的功能可以分为独占和共享，ReentrantLock实现了独占功能。

ReentrantLock实现了Lock接口，加锁和解锁都需要显式写出，注意一定要在适当时候unlock。

ReentrantLock对比synchronized

和synchronized相比，ReentrantLock用起来会复杂一些。在基本的加锁和解锁上，两者是一样的，所以无特殊情况下，推荐使用synchronized。ReentrantLock的优势在于它更灵活、更强大，增加了轮训、超时、中断等高级功能。

公平锁和非公平锁

ReentrantLock的内部类Sync继承了AQS，分为公平锁FairSync和非公平锁NonfairSync。

• 公平锁：线程获取锁的顺序和调用lock的顺序一样，FIFO；
• 非公平锁：线程获取锁的顺序和调用lock的顺序无关，全凭运气。

ReentrantLock默认使用非公平锁是基于性能考虑，公平锁为了保证线程规规矩矩地排队，需要增加阻塞和唤醒的时间开销。如果直接插队获取非公平锁，跳过了对队列的处理，速度会更快。

尝试获取锁

获取锁成功分为两种情况，第一个if判断AQS的state是否等于0，表示锁没有人占有。接着，hasQueuedPredecessors判断队列是否有排在前面的线程在等待锁，没有的话调用compareAndSetState使用cas的方式修改state，传入的acquires写死是1。最后线程获取锁成功，setExclusiveOwnerThread将线程记录为独占锁的线程。

第二个if判断当前线程是否为独占锁的线程，因为ReentrantLock是可重入的，线程可以不停地lock来增加state的值，对应地需要unlock来解锁，直到state为零。

如果最后获取锁失败，下一步需要将线程加入到等待队列。

线程进入等待队列

AQS内部有一条双向的队列存放等待线程，节点是Node对象。每个Node维护了线程、前后Node的指针和等待状态等参数。

线程在加入队列之前，需要包装进Node，调用方法是addWaiter

每个Node需要标记是独占的还是共享的，由传入的mode决定，ReentrantLock自然是使用独占模式Node.EXCLUSIVE。

创建好Node后，如果队列不为空，使用cas的方式将Node加入到队列尾。注意，这里只执行了一次修改操作，并且可能因为并发的原因失败。因此修改失败的情况和队列为空的情况，需要进入enq。

释放锁

通过上面详细的获取锁过程分析，释放锁过程大概可以猜到：头节点是获取锁的线程，先移出队列，再通知后面的节点获取锁。

ReentrantLock的unlock方法很简单地调用了AQS的release：

和lock的tryAcquire一样，unlock的tryRelease同样由ReentrantLock实现：

因为锁是可以重入的，所以每次lock会让state加1，对应地每次unlock要让state减1，直到为0时将独占线程变量设置为空，返回标记是否彻底释放锁。

最后，调用unparkSuccessor将头节点的下个节点唤醒：

寻找下个待唤醒的线程是从队列尾向前查询的，找到线程后调用LockSupport的unpark方法唤醒线程。被唤醒的线程重新执行acquireQueued里的循环，就是上文关于acquireQueued标记1部分，线程重新尝试获取锁。

非公平锁

分析完公平锁的实现，还剩下非公平锁，主要区别是获取锁的过程不同。

在NonfairSync的lock方法里，第一步直接尝试将state修改为1，很明显，这是抢先获取锁的过程。如果修改state失败，则和公平锁一样，调用acquire。

nonfairTryAcquire和tryAcquire乍一看几乎一样，差异只是缺少调用hasQueuedPredecessors。这点体验出公平锁和非公平锁的不同，公平锁会关注队列里排队的情况，老老实实按照FIFO的次序；非公平锁只要有机会就抢占，才不管排队的事。