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前言

AQS是AbstractQueuedSynchronizer的缩写，也是大神Doug Lea的得意之作。今天我们来进行尽量简化的分析和理解性的代码阅读。

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一、AQS是什么？

其实从全称翻译来看，我们其实可以判断出AQS的作用，排队的同步器，或者翻译为“使同步器排队”。所以它的主要作用就是使得线程通过排队的方式进行同步。

二、解读

重点属性

state

state变量是一个volatile的变量，同时内部提供了普通的读写操作，加一个通过Unsafe实现的CAS更写state的方法。CAS更新变量的方法其实就是为了保证对于state变量的更新是线程安全的。

protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {// See below for intrinsics setup to support thisreturn unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);}

head、tail

既然是队列，那必然要有头尾节点，我们的头尾节点的类型是一个内部类-Node

static final class Node {/** Marker to indicate a node is waiting in shared mode */static final Node SHARED = new Node();/** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode */static final Node EXCLUSIVE = null;/** waitStatus value to indicate thread has cancelled */static final int CANCELLED =  1;/** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */static final int SIGNAL    = -1;/** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */static final int CONDITION = -2;/*** waitStatus value to indicate the next acquireShared should* unconditionally propagate*/static final int PROPAGATE = -3;/*** Status field, taking on only the values:*   SIGNAL:     The successor of this node is (or will soon be)*               blocked (via park), so the current node must*               unpark its successor when it releases or*               cancels. To avoid races, acquire methods must*               first indicate they need a signal,*               then retry the atomic acquire, and then,*               on failure, block.*   CANCELLED:  This node is cancelled due to timeout or interrupt.*               Nodes never leave this state. In particular,*               a thread with cancelled node never again blocks.*   CONDITION:  This node is currently on a condition queue.*               It will not be used as a sync queue node*               until transferred, at which time the status*               will be set to 0. (Use of this value here has*               nothing to do with the other uses of the*               field, but simplifies mechanics.)*   PROPAGATE:  A releaseShared should be propagated to other*               nodes. This is set (for head node only) in*               doReleaseShared to ensure propagation*               continues, even if other operations have*               since intervened.*   0:          None of the above** The values are arranged numerically to simplify use.* Non-negative values mean that a node doesn't need to* signal. So, most code doesn't need to check for particular* values, just for sign.** The field is initialized to 0 for normal sync nodes, and* CONDITION for condition nodes.  It is modified using CAS* (or when possible, unconditional volatile writes).*/volatile int waitStatus;volatile Node prev;volatile Node next;/*** The thread that enqueued this node.  Initialized on* construction and nulled out after use.*/volatile Thread thread;/*** Link to next node waiting on condition, or the special* value SHARED.  Because condition queues are accessed only* when holding in exclusive mode, we just need a simple* linked queue to hold nodes while they are waiting on* conditions. They are then transferred to the queue to* re-acquire. And because conditions can only be exclusive,* we save a field by using special value to indicate shared* mode.*/Node nextWaiter;}

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Node类呢，几个常量属性还是挺好理解的，最难理解的莫过于waitStatus了。理解了这个，对于如何排队，以及排队的时候需要进行哪些操作也就清楚了。

CANCELED：被取消，一般情况是由于同步变量竞争超时或者线程被中断导致的
SIGNAL：说明这个Node的后继节点（继承节点）的thread需要被unpark，也就是唤醒；也就是他的后继节点当前正被阻塞或者待阻塞状态中。
0：初始状态
CONDITION和PROPAGATE先不管了：这俩用在读写锁上的，以后再看看填不填坑

同步变量竞争

acquire

这个方法就是同步变量竞争的最主要方法了。
如果我们自己如果实现排队获取某个属性，最朴素的一般都是直接往队列里添加排队，然后按序处理队列进行同步。但是Doug大神的想法比较全面，而且open。当然也有可能是参考了操作系统里面获取锁的逻辑（我猜的，如果有人知道操作系统层面的做法，可以留言讨论）。Doug大神加了一步tryAcquire。也就是说如果尝试获取失败，再进行排队处理。至于尝试获取是怎么尝试的，需要根据自己的需要进行重写（ReentrantLock、ThreadPoolExecutor等），当然ReentrantLock、ThreadPoolExecutor等类也都是大神自己写的。
而且大神代码精简，如下：

/*** Acquires in exclusive mode, ignoring interrupts.  Implemented* by invoking at least once {@link #tryAcquire},* returning on success.  Otherwise the thread is queued, possibly* repeatedly blocking and unblocking, invoking {@link* #tryAcquire} until success.  This method can be used* to implement method {@link Lock#lock}.* 独占模式下进行获取，至少会执行一次tryAcquire，如果成功了，就返回，否则就把线程排队* 可能会重复不停的阻塞和解阻塞，执行tryAcquire，直到成功。** @param arg the acquire argument.  This value is conveyed to*        {@link #tryAcquire} but is otherwise uninterpreted and*        can represent anything you like.*/public final void acquire(int arg) {if (!tryAcquire(arg) &&acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))selfInterrupt();}

不得不说，注释写得很明白，不过可能很多同学不明白，为什么可能线程会重复阻塞和解阻塞，然后执行tryAcquire呢？
其实是因为即使一个thread被解阻塞（unpark）了，他还是要进行tryAcquire的，但是同时可能正在有新的thread不停加入acquire，然后也在执行tryAcquire，所以unpark了的线程不一定能获取成功，所以如果获取失败，还需要继续unpark。

addWaiter
这个方法没什么复杂的，唯一需要注意的是如果没有头结点，是新建了一个空的Node对象作为head和tail，而不是把当前node设置为head，当前node只会设置为tail。所有设置防止并发，都是通过CAS实现

1. 如果tail不为null，就通过CAS的方法设置当前node设置为新的tail，然后返回
2. 如果设置尾结点失败，判断下有没有头结点，如果没有，设置一个空的Node为head和tail，并把当前node设置为新的tail，否则直接把当前node设置为尾结点

acquireQueued
此处也就引入了重复、自旋的概念。
由于所有的Node都排队了，且head并没有关联thread，所以从对头往队尾找thread。
下面这段逻辑是在死循环里的，所以会重复执行，直到获取成功或者由于某些意外情况退出死循环。

3. 是否是head的下一个node，如果是就执行tryAcquire，成功了就把自己设置为head，然后把关联的线程置为null，把原来的head设置为孤儿node
4. 如果不是head或tryAcquire失败了，就需要把前置node的waitStatus设置为SIGNAL，然后阻塞自身，暂停执行死循环

大家可能会对shouldParkAfterFailedAcquire方法逻辑感觉奇怪，为啥非要把前置的且非CANCELED的node的waitStatus设置为SIGNAL？最终达到的效果就是只有当前阻塞的node的waitStatus是0，其他前置node的waitStatus都是SIGNAL
其实waitStatus就是为了进行node状态用的，而SIGNAL状态的含义就是【后继node是阻塞的或者即将阻塞的】，也就是说此时是为了进行打标，避免唤醒的时候“惊群”。
！注：哪怕前置node是head，也要把其waitStatus设置为SIGNAL（毕竟默认的是0）
可以发现Doug大神为了防止滥用CPU，消耗性能，如果获取资源失败，并不会立马重试，而是通过LockSupport.park将当前线程进行阻塞，通过waitStatus来标志这个状态。（不像我们写业务代码，可能就让线程进行不停死循环，直到成功了）
而且Doug大神使用waitStatus这种写法还避免了类似“惊群”的现象，不浪费CPU性能做到了极致

同步变量释放

接下来看release，不过细心的同学一定知道了，release有个最重要的功能就是对一些被阻塞的node进行唤醒，当然就是唤醒SIGNAL的node的下一个非CANCELED的node，而不是所有node，避免“惊群”。

/*** Releases in exclusive mode.  Implemented by unblocking one or* more threads if {@link #tryRelease} returns true.* This method can be used to implement method {@link Lock#unlock}.** @param arg the release argument.  This value is conveyed to*        {@link #tryRelease} but is otherwise uninterpreted and*        can represent anything you like.* @return the value returned from {@link #tryRelease}*/public final boolean release(int arg) {if (tryRelease(arg)) {Node h = head;if (h != null && h.waitStatus != 0)unparkSuccessor(h);return true;}return false;}

和tryAcquire一样，tryRelease是真正执行释放资源的操作，需要实现。
主逻辑就是如果释放成功了，需要唤醒后继第一个非CANCELED的node。
unparkSuccessor

1. 将node（此时的node可能是head也可能是被cancel的node）的waitStatus设置为0，因为需要唤醒下一个node成为新的head了
2. 找到后继第一个非CANCELED的node，进行unpark，使得其继续执行acquireQueued，来竞争获取资源

这个方法里最有意思的一个逻辑是如果后继node是一个CANCELED了的node，那么没有继续这个CANCELED的node的next，而是基于tail从后往前找，找到离head最近的SIGNAL状态的node。
原因是因为当某个node被cancelAcquire的时候，会把该节点从队列里移除，但是因为方法逻辑是先设置状态，后移除，移除之后，node的next就会被设置为null。
所以此处基于tail从后往前找的原因就是防止并发导致读取到node的状态是CANCELED，然后后面基于next往后遍历读取到null，而反过来则不会出问题，因为没有把后继节点的pre设置为null。

可以发现，节点被cancelAcquire的时候，只会把prev和当前node的next设置为null，而所有节点的prev指向都没变。所以从后往前找非CANCELED的node一定没问题。

如果某个node被执行了cancelAcquire，也会unpark后继节点。
所以release和cancelAcquire都会unpark后继节点。

总结

竞争资源总体分三步

1. 尝试获取资源，成功就返回
2. 失败了的线程封装成Node，加入到队列
3. 加入到队列的Node，不停经历（阻塞-非阻塞-tryAcquire），直到获取资源成功

释放资源分两步

4. 尝试释放资源，失败了就返回
5. 释放成功了，需要把头结点的waitStatus置空，唤醒下一个非CANCELED的Node进行资源获取操作