抽象原理
在一个村子里面，有一口井水，水质非常的好，村民们都想打井里的水。这井只有一口，村里的人那么多，所以得出个打水的规则才行。村长绞尽脑汁，最终想出了一个比较合理的方案，咱们来仔细的看看聪明的村长大人的智慧。
井边安排一个看井人，维护打水的秩序。
打水时，以家庭为单位，哪个家庭任何人先到井边，就可以先打水，而且如果一个家庭占到了打水权，其家人这时候过来打水不用排队。而那些没有抢占到打水权的人，一个一个挨着在井边排成一队，先到的排在前面。打水示意图如下 ：
是不是感觉很和谐，如果打水的人打完了，他会跟看井人报告，看井人会让第二个人接着打水。这样大家总都能够打到水。是不是看起来挺公平的，先到的人先打水，当然不是绝对公平的，自己看看下面这个场景 :
看着，一个有娃的父亲正在打水，他的娃也到井边了，所以女凭父贵直接排到最前面打水，羡煞旁人了。
以上这个故事模型就是所谓的公平锁模型，当一个人想到井边打水，而现在打水的人又不是自家人，这时候就得乖乖在队列后面排队。
事情总不是那么一帆风顺的，总会有些人想走捷径，话说看井人年纪大了，有时候，眼力不是很好，这时候，人们开始打起了新主意。新来打水的人，他们看到有人排队打水的时候，他们不会那么乖巧的就排到最后面去排队，反之，他们会看看现在有没有人正在打水，如果有人在打水，没辄了，只好排到队列最后面，但如果这时候前面打水的人刚刚打完水，正在交接中，排在队头的人还没有完成交接工作，这时候，新来的人可以尝试抢打水权，如果抢到了，呵呵，其他人也只能睁一只眼闭一只眼，因为大家都默认这个规则了。这就是所谓的非公平锁模型。新来的人不一定总得乖乖排队，这也就造成了原来队列中排队的人可能要等很久很久。
java可重入锁-ReentrantLock实现细节
ReentrantLock支持两种获取锁的方式，一种是公平模型，一种是非公平模型。在继续之前，咱们先把故事元素转换为程序元素。
咱们先来说说公平锁模型：
初始化时， state=0，表示无人抢占了打水权。这时候，村民A来打水(A线程请求锁)，占了打水权，把state+1，如下所示：
线程A取得了锁，把 state原子性+1,这时候state被改为1，A线程继续执行其他任务，然后来了村民B也想打水（线程B请求锁），线程B无法获取锁，生成节点进行排队，如下图所示：
初始化的时候，会生成一个空的头节点，然后才是B线程节点，这时候，如果线程A又请求锁，是否需要排队？答案当然是否定的，否则就直接死锁了。当A再次请求锁，就相当于是打水期间，同一家人也来打水了，是有特权的，这时候的状态如下图所示：
到了这里，相信大家应该明白了什么是可重入锁了吧。就是一个线程在获取了锁之后，再次去获取了同一个锁，这时候仅仅是把状态值进行累加。如果线程A释放了一次锁，就成这样了：
仅仅是把状态值减了，只有线程A把此锁全部释放了，状态值减到0了，其他线程才有机会获取锁。当A把锁完全释放后，state恢复为0，然后会通知队列唤醒B线程节点，使B可以再次竞争锁。当然，如果B线程后面还有C线程，C线程继续休眠，除非B执行完了，通知了C线程。注意，当一个线程节点被唤醒然后取得了锁，对应节点会从队列中删除。
非公平锁模型
如果你已经明白了前面讲的公平锁模型，那么非公平锁模型也就非常容易理解了。当线程A执行完之后，要唤醒线程B是需要时间的，而且线程B醒来后还要再次竞争锁，所以如果在切换过程当中，来了一个线程C，那么线程C是有可能获取到锁的，如果C获取到了锁，B就只能继续乖乖休眠了。这里就不再画图说明了。
可重入锁的实现会涉及到CAS，AQS，java内存可见性(volatile)等知识
什么是AQS
AQS即是AbstractQueuedSynchronizer，一个用来构建锁和同步工具的框架，包括常用的ReentrantLock、CountDownLatch、Semaphore等。
AQS没有锁之类的概念，它有个state变量，是个int类型，在不同场合有着不同含义。本文研究的是锁，为了好理解，姑且先把state当成锁。
AQS围绕state提供两种基本操作“获取”和“释放”，有条双向队列存放阻塞的等待线程，并提供一系列判断和处理方法，简单说几点：
- state是独占的，还是共享的；
- state被获取后，其他线程需要等待；
- state被释放后，唤醒等待线程；
- 线程等不及时，如何退出等待。
至于线程是否可以获得state，如何释放state，就不是AQS关心的了，要由子类具体实现。
直接分析AQS的代码会比较难明白，所以结合子类ReentrantLock来分析。AQS的功能可以分为独占和共享，ReentrantLock实现了独占功能，是本文分析的目标。
ReentrantLock对比synchronized
Lock lock = new ReentranLock();
lock.lock();
try{
//do something
}finally{
lock.unlock();
}
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。
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
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
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
final void lock() { acquire(1);}
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
先来看公平锁的实现，lock方法很简单的一句话调用AQS的acquire方法：
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
噢，AQS的tryAcquire不能直接调用，因为是否获取锁成功是由子类决定的，直接看ReentrantLock的tryAcquire的实现。
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
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：
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;
}
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。
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
enq是个死循环，保证Node一定能插入队列。注意到，当队列为空时，会先为头节点创建一个空的Node，因为头节点代表获取了锁的线程，现在还没有，所以先空着。
阻塞等待线程
线程加入队列后，下一步是调用acquireQueued阻塞线程。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
//1
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
//2
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
标记1是线程唤醒后尝试获取锁的过程。如果前一个节点正好是head，表示自己排在第一位，可以马上调用tryAcquire尝试。如果获取成功就简单了，直接修改自己为head。这步是实现公平锁的核心，保证释放锁时，由下个排队线程获取锁。（看到线程解锁时，再看回这里啦）
标记2是线程获取锁失败的处理。这个时候，线程可能等着下一次获取，也可能不想要了，Node变量waitState描述了线程的等待状态，一共四种情况：
static final int CANCELLED = 1; //取消
static final int SIGNAL = -1; //下个节点需要被唤醒
static final int CONDITION = -2; //线程在等待条件触发
static final int PROPAGATE = -3; //（共享锁）状态需要向后传播
shouldParkAfterFailedAcquire传入当前节点和前节点，根据前节点的状态，判断线程是否需要阻塞。
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
- 前节点状态是SIGNAL时，当前线程需要阻塞；
- 前节点状态是CANCELLED时，通过循环将当前节点之前所有取消状态的节点移出队列；
- 前节点状态是其他状态时，需要设置前节点为SIGNAL。
如果线程需要阻塞，由parkAndCheckInterrupt方法进行操作。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
parkAndCheckInterrupt使用了LockSupport，和cas一样，最终使用UNSAFE调用Native方法实现线程阻塞（以后有机会就分析下LockSupport的原理，park和unpark方法作用类似于wait和notify）。最后返回线程唤醒后的中断状态，关于中断，后文会分析。
到这里总结一下获取锁的过程：线程去竞争一个锁，可能成功也可能失败。成功就直接持有资源，不需要进入队列；失败的话进入队列阻塞，等待唤醒后再尝试竞争锁。
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。
public void unlock() {
sync.release(1);
}
ReentrantLock的unlock方法很简单地调用了AQS的release：
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lock的tryAcquire一样，unlock的tryRelease同样由ReentrantLock实现：
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;
}
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：
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
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);
}
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。
中断锁
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();
}
在acquire里还有最后一句代码调用了selfInterrupt，功能很简单，对当前线程产生一个中断请求。
为什么要这样操作呢？因为LockSupport.park阻塞线程后，有两种可能被唤醒。
第一种情况，前节点是头节点，释放锁后，会调用LockSupport.unpark唤醒当前线程。整个过程没有涉及到中断，最终acquireQueued返回false时，不需要调用selfInterrupt。
第二种情况，LockSupport.park支持响应中断请求，能够被其他线程通过interrupt()唤醒。但这种唤醒并没有用，因为线程前面可能还有等待线程，在acquireQueued的循环里，线程会再次被阻塞。parkAndCheckInterrupt返回的是Thread.interrupted()，不仅返回中断状态，还会清除中断状态，保证阻塞线程忽略中断。最终acquireQueued返回true时，真正的中断状态已经被清除，需要调用selfInterrupt维持中断状态。
因此普通的lock方法并不能被其他线程中断，ReentrantLock是可以支持中断，需要使用lockInterruptibly。
两者的逻辑基本一样，不同之处是parkAndCheckInterrupt返回true时，lockInterruptibly直接throw new InterruptedException()。
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。
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
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。
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;
}
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。