原文連接：http://blog.csdn.net/chen77716/article/details/6641477
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作爲講解切入點。
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：
static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizerSync又有兩個子類：
final static class NonfairSync extends Sync final static class FairSync extends Sync顯然是爲了支持公平鎖和非公平鎖而定義，默認情況下爲非公平鎖。
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的註釋可以發現，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方法的語義在於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都將處理後面的流程。
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()）時會激活自己的後繼節點，但正在執行的線程並不在隊列中，而那些等待執行的線程全部處於阻塞狀態，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後關係。令人疑惑的是爲什麼採用CLH隊列呢？原生的CLH隊列是用於自旋鎖，但Doug Lea把其改造爲阻塞鎖。
當有線程競爭鎖時，該線程會首先嚐試獲得鎖，這對於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，具體是採用基於CAS的Lock-Free算法，因爲線程併發對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，令人歎爲觀止，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。
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}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設置該狀態值爲acquires,acquires的初始調用值爲1，每次線程重入該鎖都會+1，每次unlock都會-1，但爲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，也就認爲當前線程得到了該鎖，也作爲Running線程，很顯然這個Running線程並未進入等待隊列。
如果c !=0 但發現自己已經擁有鎖，只是簡單地++acquires，並修改status值，但因爲沒有競爭，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，並且實現的非常漂亮。
2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter
addWaiter方法負責把當前無法獲得鎖的線程包裝爲一個Node添加到隊尾：
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;
} 其中參數mode是獨佔鎖還是共享鎖，默認爲null，獨佔鎖。追加到隊尾的動作分兩步：
- 如果當前隊尾已經存在(tail!=null)，則使用CAS把當前線程更新爲Tail
- 如果當前Tail爲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：
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
Node h = new Node(); // Dummy header
h.next = node;
node.prev = h;
if (compareAndSetHead(h)) {
tail = node;
return h;
}
}
else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
該方法就是循環調用CAS，即使有高併發的場景，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，並返回包裝後的Node實例。
把線程要包裝爲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爲一些數字值：
- SIGNAL(-1) ：線程的後繼線程正/已被阻塞，當該線程release或cancel時要重新這個後繼線程(unpark)
- CANCELLED(1)：因爲超時或中斷，該線程已經被取消
- CONDITION(-2)：表明該線程被處於條件隊列，就是因爲調用了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
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;
}
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
} 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，比如如果該線程處於Cancel狀態則沒有必要，具體的檢查在shouldParkAfterFailedAcquire中：
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;
} 檢查原則在於：
- 規則1：如果前繼的節點狀態爲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：如果前繼節點狀態爲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：如果前繼節點狀態爲非SIGNAL、非CANCELLED，則設置前繼的狀態爲SIGNAL，返回false後進入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，如果前繼節點處於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行以後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，之後又進入無限循環。
從無限循環的代碼可以看出，並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，因爲鎖是非公平的，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。通過之後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並具有極強的可擴展性，令人歎爲觀止！當然精妙的不是這個Templae設計模式，而是Doug Lea對鎖結構的精心佈局。
解鎖代碼相對簡單，主要體現在AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中：
class AbstractQueuedSynchronizer
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
} class Sync
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;
} 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爲0，因爲無競爭所以沒有使用CAS。
release的語義在於：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：
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);
} 這段代碼的意思在於找出第一個可以unpark的線程，一般說來head.next == head，Head就是第一個線程，但Head.next可能被取消或被置爲null，因此比較穩妥的辦法是從後往前找第一個可用線程。貌似回溯會導致性能降低，其實這個發生的機率很小，所以不會有性能影響。之後便是通知系統內核繼續該線程，在Linux下是通過pthread_mutex_unlock完成。之後，被解鎖的線程進入上面所說的重新競爭狀態。
4. Lock VS Synchronized
AbstractQueuedSynchronizer通過構造一個基於阻塞的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的底層也是一個基於CAS操作的等待隊列，但JVM實現的更精細，把等待隊列分爲ContentionList和EntryList，目的是爲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，並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。
