概述
在JDK1.5之前，使用synchronized來實現線程同步的，同步的開銷較大效率較低，因此在JDK1.5之後，推出了代碼層面的Lock接口（synchronized爲jvm層面）來實現與synchronized同樣功能的同步鎖功能。
在java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的實現類，常用的有ReentrantLock，其實現都依AbstractQueuedSynchronizer類簡稱AQS，他是實現Lock接口所有鎖的核心。
Synchronized與Lock的區別
| 類別 | synchronized | Lock |
|---|---|---|
| 存在層次 | Java關鍵字，在JVM層面 | 一個類 |
| 鎖的釋放 |
1、以獲取鎖的線程執行完同步代碼，釋放鎖 2、線程執行發生異常，jvm會讓線程釋放鎖 |
在finally中必須釋放鎖，不然容易造成線程死鎖 |
| 鎖的獲取 | 假設A線程獲得鎖，B線程等待。如果A線程阻塞，B線程會一直等待 | 公平鎖和非公平鎖（多個可以競爭，默認方式） |
| 鎖狀態 | 無法判斷 | 可以判斷 |
| 鎖類型 | 可重入 不可中斷 非公平 | 可重入 可中斷 可公平/非公平（兩者皆可） |
| 性能 | 少量同步 | 大量同步 |
synchronized鎖源碼分析
它的實現時基於jvm指令去實現的下面我們寫一個簡單的synchronized示例。
通過反編譯，可以看到如下：
如上就是這段代碼段字節碼指令，我們可以清晰段看到，其實synchronized映射成字節碼指令就是增加來兩個指令：monitorenter和monitorexit。我們看到上面的class文件第9、13、19行，分別加入了monitorenter、monitorexit、monitorexit。當一條線程進行執行的遇到monitorenter指令的時候，它會去嘗試獲得鎖，如果獲得鎖那麼鎖計數+1（因爲它是一個可重入鎖，所以需要用這個鎖計數判斷鎖的情況），如果沒有獲得鎖，那麼阻塞。當它遇到monitorexit的時候，鎖計數器-1，當計數器爲0，那麼就釋放鎖。
怎麼會有2個monitorexit？因爲synchronized鎖釋放有兩種機制，一種就是執行完釋放；另外一種就是發送異常，虛擬機釋放。圖中第二個monitorexit就是發生異常時執行的流程。而且，從圖中我們也可以看到在第14行，有一個goto指令，也就是說如果正常運行結束會跳轉到22行執行。
Lock接口源碼逐個分析
針對Lock接口中的鎖，我們來一個個來深入分析，首先需要了解下面的名詞概念
- 獨佔鎖、共享鎖
- 公平鎖、非公平鎖、重入鎖
- 條件鎖
- 讀寫鎖
ReentrantLock 可重入鎖深入源碼分析
ReentrantLock相當於是對synchronized的一個實現，他與synchronized一樣是一個可重入鎖並且是一個獨佔鎖，但是synchronized是一個非公平鎖，任何處於競爭隊列的線程都有可能獲取鎖，而ReentrantLock既可以爲公平鎖，又可以爲非公平鎖。
根據上面的源碼我們可知，ReentrantLock繼承於Lock接口，並且是併發編程大師Doug Lea所創作（向大師致敬）並且在源碼中我們可以發現，很多操作都是基於Sync這個類實現的，而Sync是一個內部抽象靜態類，繼承AQS類。而Sync又有兩個子類：
非公平鎖子類：
static final class NonfairSync extends Sync
公平鎖子類：
static final class FairSync extends Sync
他們兩個的實現大致相同，差別不大，並且ReentrantLock的默認是採用非公平鎖，非公平鎖相對公平鎖而言在吞吐量上有較大優勢，我們分析源碼也主要從非公平鎖入手。
本人主要通過ReentrantLock的加鎖，到解鎖的源碼流程來分析。ReentrantLock的類圖如下
ReentrantLock的實現依賴於Java同步器框架AbstractQueuedSynchronizer（本文簡稱之爲AQS）。AQS使用一個整型的volatile變量（命名爲state）來維護同步狀態，馬上我們會看到，這個volatile變量是所有Lock實現鎖的關鍵。加鎖、解鎖的狀態全都圍繞這個狀態位去實現。
閒話不多說，首先是ReentrantLock的非公平鎖的加鎖方法lock()
1.第一步，加鎖lock()
公平鎖的加鎖方法lock()如下
我們可以看到非公平鎖與公平鎖的加鎖區別在於，非公平鎖首先會進行一次CAS，去嘗試修改AQS中的鎖標記state字段，將其從0（無鎖狀態），修改爲1（鎖定狀態）（注：ReentrantLock用state表示“持有鎖的線程已經重複獲取該鎖的次數”。當state等於0時，表示當前沒有線程持有鎖），如果成功，就設置ExclusiveOwnerThread的值爲當前線程（Exclusive是獨佔的意思，ReentrantLock用exclusiveOwnerThread表示“持有鎖的線程”）
，如果成功，執行setExclusiveOwnerThread方法將持有鎖的線程（ownerThread）設置爲當前線程，否則就執行acquire方法，而公平鎖線程不會嘗試去獲取鎖，直接執行acquire方法。
2.acquire方法
根據acquire方法的註釋大概能知道他的作用：
獲取獨佔模式，忽略中斷。通過調用至少一次tryAcquire方法，成功則返回。否則，線程可能排隊。重複阻塞和解除阻塞，調用tryAcquire直到成功。
acquire方法的執行邏輯爲，首先調用tryAcquire嘗試獲取鎖，如果獲取不到，則調用addWaiter方法將當前線程加入包裝爲Node對象加入隊列隊尾，之後調用acquireQueued方法不斷的自旋獲取鎖。
其中tryAcquire方法、addWaiter方法、acquireQueued方法我們接下來逐個分析。
3.tryAcquire方法
非公平鎖中的tryAcquire方法直接調用Sync的nofairTryAcquire方法，源碼如下：
nofairTryAcquire方法的邏輯：
- 獲取當前的鎖標記位state，如果state爲0表名此時沒有線程佔用鎖，直接進入if中獲取鎖的邏輯，與非公平鎖lock方法的前半部分一樣，將state標記CAS改變爲1，設置獲取獨佔鎖的線程爲當前線程。
- 如果state鎖標記位的state不爲0，說明有線程佔用了該鎖，此時需要判斷佔用鎖的線程是否爲當前線程（getExclusiveQwnerThread方法獲取佔用鎖的線程），如果是當前線程，則將state鎖標記位+1 表示重入，並修改status值，但因爲沒有競爭，獲取鎖的線程還是當前線程，所以通過setStatus修改，而非CAS，也就是說這段代碼實現了類似偏向鎖的功能，並且實現的非常漂亮。
- 如果state鎖標記位既不爲0，也不是當前線程，表示其他線程來爭奪鎖，結果當然是失敗。
我們回到第2步的acquire方法，當tryAcquire方法返回true，說明沒有線程佔用鎖，當前線程獲取鎖成功，後續的addWaiter方法與acquireQueued方法不再執行並返回，線程執行同步塊中的方法。若tryAcquire方法返回false，說明當前有其他線程佔用鎖，此時將會觸發執行addWaiter方法與acquireQueued方法。
公平鎖中的tryAcquire方法與非公平鎖基本相同，只不過比非公平鎖在第一次獲取鎖時的判斷中多了hasQueuedPredecessors方法
hasQueuedPredecessors方法用於判斷當前線程是否爲head節點的後續節點線程（預備獲取鎖的線程節點）。
或者說：判斷“當前線程”是不是CLH隊列中的第一個線程線程（head節點的後置節點），若是的話返回false，不是返回true。
說明： 通過代碼，能分析出，hasQueuedPredecessors() 是通過判斷"當前線程"是不是在CLH隊列的隊首，來返回AQS中是不是有比“當前線程”等待更久的線程。下面對head、tail和Node進行說明。
4.addWaiter方法
addWaiter方法的主要目的是將當前線程包裝爲一個獨佔模式的Node隱式隊列，在分析方法前我們需要了解Node類的幾個重要的參數：
prev：前置節點；
next：後置節點；
waitStatus：是等待鏈表（隊列）中的狀態，狀態分一下幾種
而在AQS中，記錄了Node的頭結點head，和尾節點tail
首先將當前線程保障成一個獨佔模式的Node節點對象，然後判斷當前隊尾（tail節點）是否有節點，如果有，則通過CAS將隊尾節點設置爲當前節點，並將當前節點的前置節點設置爲上一個尾節點。
如果tail尾節點爲null，說明當前節點爲第一個入隊節點，或者CAS設置當前節點爲尾節點失敗，將調用enq方法。
enq方法也是一個CAS方法，當第一次循環tail尾節點爲null時，說明當前節點爲第一個入隊節點，此時將新建一個空Node節點爲傀儡節點，並將其設置爲隊首，然後再次循環時，將當前節點設置爲tail尾節點，失敗將循環設定直至成功。若是addWaiter方法中設置tail尾節點失敗的話，進入enq方法後直接將進入else模塊將當前節點設置爲tail尾節點，循環設定直至成功。
接了方便理解addWaiter方法的作用，以及後續acquireQueued的理解，我們通過3個線程來畫圖演示從第1步到第4步AQS中Node隊列的情況：
1.假設當前有一個線程 thread-1執行lock方法，由於此時沒有其他線程佔用鎖，thread-1得到了鎖
2.此時thread-2執行lock方法，由於此時thread-1佔用鎖，因此thread-2執行acquire方法，並且thread-1不釋放鎖，tryAcquire方法失敗，執行addWaiter方法
由於thread-2第一個進入隊列，此時AQS中head以及tail爲null，因此進入執行enq方法，根據上面描述的enq方法邏輯，執行之後等待隊列爲
3.接下來thread-3執行lock方法，thread-1依然沒有釋放鎖，此時對接就變成這樣
addWaiter方法的的作用就是將一個個沒有獲取鎖的線程，包裝成爲一個等待隊列。
5.acquireQueued方法
acquireQueued方法的作用就是CAS循環獲取鎖的方法，並且如果當前節點爲head節點的後續節點，則嘗試獲取鎖，如果獲取成功則將當前節點置爲head節點，並返回，如果獲取失敗或者當前節點並不是head節點的後續節點，則調用shouldParkAfterFailedAcquire方法以及parkAndCheckInterrupt方法，將當前節點的前置節點狀態位置爲SIGNAL(-1) ，並阻塞當前節點。
6.shouldParkAfterFailedAcquire方法
shouldParkAfterFailedAcquire方法根據源碼分許我們可以得知，該方法就是用來設置前置節點的狀態位爲SIGNAL(-1)，而SIGNAL(-1)表示節點的後置節點處於阻塞狀態。首次進入該方法時，前置節點的waitStatus爲0，因此進入else代碼塊中，通過CAS將waitStatus設置爲-1，當外圍方法acquireQueued再次循環時，將直接返回true。這時將滿足判斷條件執行parkAndCheckInterrupt方法。
而中間這塊判斷邏輯則是前置節點狀態爲CANCELLED(1)，則繼續查找前置節點的前驅節點，因爲當head節點喚醒時，會跳過CANCELLED(1)節點（CANCELLED(1)：因爲超時或中斷或異常，該線程已經被取消）。
摘取網上大神的shouldParkAfterFailedAcquire方法的邏輯總結：
-
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
-
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（parkAndCheckInterrupt）
-
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，與第2點相同
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。
7.parkAndCheckInterrupt方法
很簡單，就是講將前線程中斷，返回中斷狀態。
那麼此時我們來通過畫圖，總結下步驟5~步驟7：
在thread-2與thread-3執行完步驟4後
此時thread-2執行步驟5，由於他的前置節點爲Head節點因此它有了一次tryAcquire獲取鎖的機會，如果成功則設置thread-2的Node節點爲head節點然後返回，由於當前節點沒有被中斷，因此返回的中斷標記位爲false。
如果tryAcquire獲取鎖依然失敗，則調用shouldParkAfterFailedAcquire方法以及parkAndCheckInterrupt方法對線程進行阻塞，直到持有鎖的線程釋放鎖時被喚醒（具體後續說明，現在只需要知道前置節點獲取釋放鎖後，會喚醒他的後置節點的線程），此時執行了shouldParkAfterFailedAcquire方法後將會變成這樣
當鎖被釋放thread-2被喚醒後再次執行tryAcquire獲取鎖，此時由於鎖已釋放獲取將會成功，但由於當前節點被中斷過interrupted爲true，因此返回的中斷標記位爲true。
回到上面步驟2中，此時將會執行selfInterrupt方法將當前線程從阻塞狀態喚醒。
而thread-3則和thread-2經歷差不多，區別在於thread-3的前置節點不是head節點，因此進入acquireQueued方法後thread-3直接被阻塞，直到thread-2獲取鎖後變爲head節點並且釋放鎖之後，thread-3纔會被喚醒。thread-3進入acquireQueued方法後變爲
（爲了避免大家理解不了，此處再次說明，前置節點的waitStatus爲-1時表示當前節點處於阻塞態）
下面來說說步驟5中acquireQueued方法的finally代碼塊
cancelAcquire方法：如果出現異常或者出現中斷，就會執行finally的取消線程的請求操作，核心代碼是node.waitStatus = Node.CANCELLED;將線程的狀態改爲CANCELLED。
private void cancelAcquire(Node node) {
// Ignore if node doesn't exist
if (node == null)
return;
node.thread = null;
// 獲取前置節點並判斷狀態，如果前置節點已被取消，則將其丟棄重新指向前置節點，直到指向一個距離當前節點最近的有效節點，這種處理非常巧妙讓人佩服
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
//獲取新的前置節點的後置節點（此時新的前置節點的next還沒有指向當前節點）
Node predNext = pred.next;
//將當前節點設置爲取消狀態
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// 如果當前節點爲尾部節點，直接丟棄
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
//如果前置節點不是head，則後置節點需要一個狀態，來對標記當前節點的狀態，此處是設置新的前置節點的waitStatus爲SIGNAL(-1)，並且將新的前置節點的next指向當前節點，當前節點不會再此處被丟棄，而是在shouldParkAfterFailedAcquire方法中丟棄
int ws;
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
//如果前置節點爲head，則直接喚醒距離當前節點最近的有效後置節點
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // help GC
}
}
unparkSuccessor方法源碼如下：
首先，將當前節點waitStatus設置爲0，然後獲取距離當前節點最近的有效後置節點，最後unpark喚醒後置節點的線程，此時後置節點線程就有機會獲取鎖了
至此，所有的lock邏輯全部走完了，下面來說說解鎖。
ReentrantLock的unlock方法
其實是調用的AQS的release方法
release方法的邏輯爲，首先調用tryRelease方法，如果返回true，就執行unparkSuccessor方法喚醒後置節點線程。接下來我們看看tryRelease方法，在ReentrantLock中實現。
我們看到在tryRelease方法中首先會獲取state鎖標記，將其進行-1操作，並且返回結果根據state鎖標記位是否爲0，如果爲0則返回true，否則返回false。
我們知道ReentrantLock是一個可重入鎖，前面分析了同一個線程，每次獲取鎖，重入鎖，都會爲state鎖標記+1，state記錄了線程獲取了多少次鎖。那麼同一個線程獲取了多少次鎖，就要進行多少次解鎖，直到全部解鎖，state鎖標記爲0時，表示解鎖成功，tryRelease方法返回true，後續喚醒後置節點線程。
至此ReentrantLock源碼分析完畢，其他鎖待續。。。