AQS-AbstractQueuedSynchronizer 源码解析（下）
}
if 分支
else 分支
把新的节点添加到同步队列的队尾。
如果没有被初始化，需要进行初始化一个头结点出来。但请注意，初始化的头结点并不是当前线程节点，而是调用了无参构造函数的节点。如果经历了初始化或者并发导致队列中有元素，则与之前的方法相同。其实，addWaiter 就是一个在双端链表添加尾节点的操作，需要注意的是，双端链表的头结点是一个无参构造函数的头结点。
线程获取锁的时候，过程大体如下：
当没有线程获取到锁时，线程 1 获取锁成功
线程 2 申请锁，但是锁被线程 1 占有
如果再有线程要获取锁，依次在队列中往后排队即可。
在 addWaiter 方法中，并没有进入方法后立马就自旋，而是先尝试一次追加到队尾，如果失败才自旋，因为大部分操作可能一次就会成功，这种思路在自己写自旋的时候可以多多参考哦。
6.1.2 acquireQueued
此时线程节点 node 已经通过 addwaiter 放入了等待队列，考虑是否让线程去等待。
阻塞当前线程。
自旋使前驱结点的 waitStatus 变成
signal，然后阻塞自身获得锁的线程执行完成后，释放锁时，会唤醒阻塞的节点，之后再自旋尝试获得锁
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
// 标识是否成功取得资源
boolean failed = true;
try {
// 标识是否在等待过程被中断过
boolean interrupted = false;
// 自旋，结果要么获取锁或者中断
for (;;) {
// 获取等待队列中的当前节点的前驱节点
final Node p = node.predecessor();
// 代码优化点：若 p 是头结点，说明当前节点在真实数据队列的首部，就尝试获取锁（此前的头结点还只是虚节点）
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// 获取锁成功，将头指针移动到当前的 node
setHead(node);
p.next = null; // 辅助 GC
failed = false;
return interrupted;
}
// 获取锁失败了，走到这里
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
看其中的具体方法：
setHead
方法的核心：
shouldParkAfterFailedAcquire
依据前驱节点的等待状态判断当前线程是否应该被阻塞
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
// 获取头结点的节点状态
int ws = pred.waitStatus;
// 说明头结点处于唤醒状态
if (ws == Node.SIGNAL)
/*
该节点已经设置了状态，要求 release 以 signal，以便可以安全 park
*/
return true;
// 前文说过 waitStatus>0 是取消状态
if (ws > 0) {
/*
跳过已被取消的前驱结点并重试
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
/*
waitStatus 必须为 0 或 PROPAGATE。 表示我们需要一个 signal，但不要 park。 调用者将需要重试以确保在 park 之前还无法获取。
*/
// 设置前驱节点等待状态为 SIGNAL
// 给头结点放一个信物，告诉此时
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
为避免自旋导致过度消费 CPU 资源，以判断前驱节点的状态来决定是否挂起当前线程
挂起流程图
如下处理 prev 指针的代码。shouldParkAfterFailedAcquire 是获取锁失败的情况下才会执行，进入该方法后，说明共享资源已被获取，当前节点之前的节点都不会出现变化，因此这个时候变更 prev 指针较安全。
parkAndCheckInterrupt
将当前线程挂起，阻塞调用栈并返回当前线程的中断状态
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
// 进入休息区 unpark 就是从休息区唤醒
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
一图小结该方法流程
从上图可以看出，跳出当前循环的条件是当“前驱节点是头结点，且当前线程获取锁成功”。
6.1.3 cancelAcquire
shouldParkAfterFailedAcquire 中取消节点是怎么生成的呢？什么时候会把一个节点的 waitStatus 设置为-1？又是在什么时间释放节点通知到被挂起的线程呢？
private void cancelAcquire(Node node) {
// 如果节点不存在，无视该方法
if (node == null)
return;
// 设置该节点不关联任何线程，即虚节点
node.thread = null;
// 跳过被取消的前驱结点们
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// predNext 是要取消拼接的明显节点。如果没有，以下情况 CAS 将失败，在这种情况下，我们输掉了和另一个 cancel 或 signal 的竞争，因此无需采取进一步措施。
// 通过前驱节点，跳过取消状态的 node
Node predNext = pred.next;
// 这里可以使用无条件写代替 CAS，把当前 node 的状态设置为 CANCELLED
// 在这个原子步骤之后，其他节点可以跳过我们。
// 在此之前，我们不受其他线程的干扰。
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// 如果是 tail 节点, 移除自身
// 如果当前节点是尾节点，将从后往前的第一个非取消状态的节点设置为尾节点
// 更新失败的话，则进入 else，如果更新成功，将 tail 的后继节点设置为 null
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
// If successor needs signal, try to set pred's next-link
// so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
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 {
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // 辅助 GC
}
}
当前的流程：
获取当前节点的前驱节点，如果前驱节点的状态是
CANCELLED，那就一直往前遍历，找到第一个waitStatus <= 0的节点，将找到的 Pred 节点和当前 Node 关联，将当前 Node 设置为CANCELLED。根据当前节点的位置，考虑以下三种情况：
(1) 当前节点是尾节点。
(2) 当前节点是 Head 的后继节点。
(3) 当前节点不是 Head 的后继节点，也不是尾节点。
根据(2)，来分析每一种情况的流程。
当前节点是尾节点
当前节点是 Head 的后继节点
当前节点不是 Head 的后继节点，也不是尾节点
通过上面的流程，我们对于CANCELLED节点状态的产生和变化已经有了大致的了解，但是为什么所有的变化都是对 Next 指针进行了操作，而没有对 Prev 指针进行操作呢？什么情况下会对 Prev 指针进行操作？
执行
cancelAcquire时，当前节点的前驱节点可能已经出队（已经执行过 try 代码块中的 shouldParkAfterFailedAcquire），如果此时修改 prev 指针，有可能会导致 prev 指向另一个已经出队的 Node，因此这块变化 prev 指针不安全。
尝试以独占模式获取，如果中断将中止，如果超过给定超时将直接失败。首先检查中断状态，然后至少调用一次 #tryAcquire，成功后返回。否则，线程将排队，可能会反复地阻塞和取消阻塞，调用 #tryAcquire，直到成功或线程中断或超时结束。此方法可用于实现方法 Lock#tryLock(long, TimeUnit)。
尝试性的获取锁, 获取锁不成功, 直接加入到同步队列，加入操作即在_doAcquireNanos_
doAcquireNanos
以独占限时模式获取。
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
// 截止时间
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
// 将当前的线程封装成 Node 加入到同步对列里面
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
// 获取当前节点的前驱节点(当一个 n 在同步对列里, 并且没有获取
// lock 的 node 的前驱节点不可能是 null)
final Node p
= node.predecessor();
// 判断前驱节点是否为 head
// 前驱节点是 head, 存在两种情况
// (1) 前驱节点现在持有锁
// (2) 前驱节点为 null, 已经释放锁, node 现在可以获取锁
// 则再调用 tryAcquire 尝试获取
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // 辅助 GC
failed = false;
return true;
}
// 计算剩余时间
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
// 超时，直接返回 false
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
// 调用 shouldParkAfterFailedAcquire 判断是否需要阻塞
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
// 若未超时, 并且大于 spinForTimeoutThreshold, 则将线程挂起
nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
// 在整个获取中出错(中断/超时等)，则清除该节点
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
6.3 acquireSharedInterruptibly
以共享模式获取，如果中断将中止。
首先检查中断状态，然后至少调用一次 tryAcquireShared(int)，成功后返回。否则，线程将排队，可能会反复阻塞和取消阻塞，调用 tryAcquireShared(int)，直到成功或线程被中断。
arg 参数，这个值被传递给 tryAcquireShared(int)，但未被解释，可以代表你喜欢的任何东西。如果当前线程被中断，则抛 InterruptedException。
doAcquireSharedInterruptibly
共享可中断模式的获取锁
private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
// 创建"当前线程"的 Node 节点，且其中记录的共享锁
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
// 获取前驱节点
final Node p = node.predecessor();
// 如果前驱节点是头节点
if (p == head) {
// 尝试获取锁(由于前驱节点为头节点，所以可能此时前驱节点已经成功获取了锁，所以尝试获取一下)
int r = tryAcquireShared(arg);
// 获取锁成功
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // 辅助 GC
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
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以独占模式释放。 如果 tryRelease 返回 true，则通过解锁一个或多个线程来实现。此方法可用于实现方法 Lock#unlock
arg 参数将传送到 tryRelease，并且可以表示你自己喜欢的任何内容。
自定义实现的 tryRelease 如果返回 true，说明该锁没有被任何线程持有
头结点不为空并且头结点的 waitStatus 不是初始化节点情况，解除线程挂起状态
h == null
Head 还没初始化。初始时 head == null，第一个节点入队，Head 会被初始化一个虚节点。所以说，这里如果还没来得及入队，就会出现 head == null
h != null && waitStatus == 0
后继节点对应的线程仍在运行中，不需要唤醒
h != null && waitStatus < 0
后继节点可能被阻塞了，需要唤醒
unparkSuccessor
private void unparkSuccessor(Node node) {
/*
如果状态是负数的（即可能需要 signal），请尝试清除预期的 signal。 如果失败或状态被等待线程更改，则 OK。
*/
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
/*
要 unpark 的线程保留在后继线程中，后者通常就是下一个节点。 但是，如果取消或显然为空，从尾部逆向移动以找到实际的未取消后继者。
*/
Node s = node.next;
// 如果下个节点为 null 或者 cancelled，就找到队列最开始的非 cancelled 的节点
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 从尾部节点开始到队首方向查找，寻得队列第一个 waitStatus<0 的节点。
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
// 如果下个节点非空，而且 unpark 状态<=0 的节点
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
之前的 addWaiter 方法的节点入队并不是原子操作
标识部分可以看做是 tail 入队的原子操作，但是此时pred.next = node;尚未执行，如果这个时候执行了unparkSuccessor，就无法从前往后找了
在产生
CANCELLED状态节点的时候，先断开的是 next 指针，prev 指针并未断开，因此也是必须要从后往前遍历才能够遍历完
还未添加个人签名 2021.11.08 加入
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