如果是你，你怎么设计AQS框架？
1、既然要做一个框架，首先要保证框架的通用性，可复用性，下游实现透明的同步机制，并且与上游解耦。
2、利用CAS进行原子修改共享资源，在多个线程想要修改共享资源的时候，先读我们定好的标记位，如果标记位显示共享资源空闲，就给予该线程操作权限，并阻碍其他线程的调用。
3、那么阻碍其他线程调用怎么设计？那么就运用等待队列，这样能保证CPU利用率达到最好
其实这就是AQS的基本框架原理。下面来看源码
AQS的成员属性
state：用于判断共享资源是否被占用的标记位
volatile ： 保证了线程之间的可见性
state 为什么是int值而不是布尔值？布尔值所占内存更小（1bit）。
这里线程获取锁有两种模式：独占和共享。独占：一旦被占有，其他线程不能占用；共享：一旦被占用，其他共享模式下也可以占用。
所以state用int值。
head、tail：这就是上述说到的等待队列。
AQS等待队列
独占模式下：
1、尝试获取锁（tryAcquire）
该方法只有抛出一个异常，并且使用该方法意味着必须override该方法，否则抛出不支持该操作的异常。体现了框架的灵活度。
2、获取锁（acquire）
if条件判断就是如果尝试获取到锁，那么!tryAcquire就是false，直接跳出该判断
那么如果tryAcquire为false，那么就进入aquireQueued方法和addWaiter方法
addWaiter：将当前线程封装成一个Node，然后加入等待队列，返回值为当前节点（源码注释：这里先尝试快速插入尾节点，失败则尝试完全插入）
1、首先先创建了一个node对象
2、获取尾节点指针，将其作为当前节点的前置节点，如果尾节点不为空，将当前节点置为尾节点，然后再将前置节点置的next指针指向已经成为尾节点的当前指针。
在pred.next=node会出现安全问题么？不会，这里只会改变指针。
既然先进先出，有生产插入尾节点的操作，那肯定有消费取出头节点的操作。但是源码不是这样操作的，来看acquireQueued怎么实现的
acquireQueued
这个方法是配合release方法，是对线程进行挂起和响应来实现队列的先进先出。
1、先看最后finally，能执行到finally说明failed一直为true，只有抛出异常才会将node的waitStatus置为CANCEL(也就是cancelAcquire方法)
2、再看try，当前节点是头节点且自旋获得锁，直接返回
备注：在AQS中，头节点是虚节点，而是通过第二个节点拿到锁之后，它就会变成头节点，且在独占模式下，头节点只有一个。
shouldParkAfterFailedAcquire：
当前节点的前置节点很有可能不是头节点，或者是头节点尝试获取失败，那么就要进入下一个判断 当前线程是否需要挂起（挂起比直接自旋性能要高）
哪些情况需要挂起（如下图三个判断）
1、如果当前节点的前置节点的waitstatus为SIGNAL，说明前置节点也在等待拿锁，所以当前节点是可以挂起的
2、如果waitStatus状态是CANCEL，直接删除
3、如果waitStatus是其他状态，既然当前节点已经加入，那么前置节点就应该做好等待锁的准备，所以将前置节点waitStatus置为SIGNAL
那么以上三种情况返回true，那么说明当前节点需要被挂起，其他两种false则不需要。
parkAndCheckInterrupt
release
在该方法中，假如尝试释放锁成功，那么就要唤醒等待队列的其他节点
主要看下unparkSuccessor方法
这个head节点就是acquireQueued方法中的node节点，该方法是为了唤醒后面的Node节点（下图中unpark唤醒操作），是其自旋获得锁，并且被置为head，将waitStatus置为0；
那么为什么唤醒不直接从头节点开始搜索？而是从后往前搜索？
在enq方法里，在执行“if(compareAndSetTail(t, node)){//...}”时，cas是原子操作，但是当cas成功（tail指向当前node），执行if代码块里的内容时，此时不是同步操作。
这个时刻，node与前一个节点t之间，node的prev指针在cas操作之前已经建立，而t的next指针还未建立。
此时若其他线程调用了unpark操作，从头开始找就无法遍历完整的队列，而从后往前找就可以。