并发编程—AQS（AbstractQueuedSynchronizer）

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AbstractQueuedSynchronizer（简称AQS）类是整个JUC包的核心类。它是实现JCU包里ReentrantLock、CountDownLatch、Semaphore、FutureTask等类的基础，阅读这些类的源码，会发现这些类都有一个内部类Sync，它们的功能也是通过Sync的具体子类来实现的，而所有的Sync都是继承自AbstractQueuedSynchronizer。 所以想要理解JUC包中的类，AbstractQueuedSynchronizer这个抽象类是基础。

AQS的结构分析

AQS的成员变量

AbstractQueuedSynchronizer类的几个重要属性如下：

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/**
 * Head of the wait queue, lazily initialized.  Except for
 * initialization, it is modified only via method setHead.  Note:
 * If head exists, its waitStatus is guaranteed not to be
 * CANCELLED.
 *
 * 队列头结点。只通过setHead(Node node)方法来设置该属性
 */
private transient volatile Node head;

/**
 * Tail of the wait queue, lazily initialized.  Modified only via
 * method enq to add new wait node.
 *
 * 队列的尾节点。只通过enq(final Node node)方法来设置该属性
 */
private transient volatile Node tail;

/**
 * The synchronization state.
 *
 * 同步器的状态。这是最核心的属性，通过它可以实现各种具体的功能。
 */
private volatile int state;

它的这三个成员变量，构成了AQS的核心内容：state、CLH同步队列和Node。

state状态

AQS内部通过一个int类型的state属性表示同步状态，状态的具体含义可以子类来定义，例如ReentrantLock中用state表示线程重入的次数，Semaphore表示可用的许可的数量等。使用int是由于int能够应对大部分的场景，而long在很多平台需要使用额外锁来保证一致性的读取（long类型变量的赋值不具备原子性）。
并且state字段使用了volatile修饰，保证了state字段的可见性。state的访问方式有三种:

  • getState()
  • setState()
  • compareAndSetState()

其中compareAndSetState()的调用了Unsafe类compareAndSwapInt()方法通过CAS的方式实现，保证了更新操作的原子性。

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/**
 * Returns the current value of synchronization state.
 * This operation has memory semantics of a {@code volatile} read.
 * @return current state value
 */
protected final int getState() {
    return state;
}

/**
 * Sets the value of synchronization state.
 * This operation has memory semantics of a {@code volatile} write.
 * @param newState the new state value
 */
protected final void setState(int newState) {
    state = newState;
}

/**
 * Atomically sets synchronization state to the given updated
 * value if the current state value equals the expected value.
 * This operation has memory semantics of a {@code volatile} read
 * and write.
 *
 * @param expect the expected value
 * @param update the new value
 * @return {@code true} if successful. False return indicates that the actual
 *         value was not equal to the expected value.
 */
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
    // See below for intrinsics setup to support this
    return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}

CLH同步队列

AQS依赖一个CLH同步队列（一个FIFO双向队列）来完成同步状态的管理，当前线程获取同步状态失败时，同步器会将当前线程以及等待状态等信息包装成一个节点（Node）并将其加入到CLH同步队列，同时会阻塞当前线程；当同步状态释放时，会把首节点中的线程唤醒（公平锁），使其再次尝试获取同步状态。

Node

CLH同步队列中的节点是一个Node对象，Node是AQS的一个内部类。Node其实就是对当前线程的包装，Node对象中保存了线程的引用（thread）、状态（waitStatus）、前驱节点（prev）、后继节点（next）等变量。

waitStatus表示当前Node节点的等待状态，共有5种取值CANCELLED、SIGNAL、CONDITION、PROPAGATE、0。

  • CANCELLED(1)：表示当前节点已取消获取资源。例如当前线程获取资源timeout或被中断（响应中断的情况下），会变为此状态，此状态也意味着该节点会被从队列中移除。
  • SIGNAL(-1)：表示后继节点在等待当前结点唤醒。后继结点入队时，会将前继结点的状态更新为SIGNAL。
  • CONDITION(-2)：表示结点等待在Condition上，当其他线程调用了Condition的signal()方法后，CONDITION状态的结点将从等待队列转移到同步队列中，等待获取同步锁。
  • PROPAGATE(-3)：共享模式下，前继结点不仅会唤醒其后继结点，同时也可能会唤醒后继的后继结点。
  • INITIAL(0)：新结点入队时的默认初始状态。

节点有两种资源共享方式：Exclusive（独占，只有一个线程能操作资源，如ReentrantLock）和Share（共享，多个线程可同时操作资源，如Semaphore/CountDownLatch）。其中独占节点的waitStatus使用其中的CANCELLED(1)、SIGNAL(-1)、CONDITION(-2)，共享节点使用CANCELLED(1)、SIGNAL(-1)、PROPAGATE(-3)。

注意，负值表示节点处于有效等待状态，而正值表示节点已被取消调度。所以源码中很多地方用>0、<0来判断节点的状态是否正常。

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static final class Node {
    
    // 用来标识共享模式下等待队列中的节点
    static final Node SHARED = new Node();
    
    // 用来标识独占模式下等待队列中的节点
    static final Node EXCLUSIVE = null;

    // ======== 下面的几个int常量是给waitStatus用的 ===========
    static final int CANCELLED =  1;

    static final int SIGNAL    = -1;

    static final int CONDITION = -2;

    static final int PROPAGATE = -3;
    // =====================================================


    // 节点等待状态。只能取CANCELLED、SIGNAL、CONDITION、PROPAGATE、0这五个固定值
    volatile int waitStatus;

    // 前驱节点的引用
    volatile Node prev;

    // 后继节点的引用
    volatile Node next;

    // 结点所包装的线程
    volatile Thread thread;

    // Condition队列使用，存储condition队列中的后继节点
    Node nextWaiter;

    Node() {
    }

    Node(Thread thread, Node mode) { 
        this.nextWaiter = mode;
        this.thread = thread;
    }
}

AQS的设计与源码分析

AQS的设计是基于模版方法模式的，也就是说，自定义同步器（子类）需要继承AbstractQueuedSynchronizer类并重写指定的方法，不同的子类用state代表不同的语义，例如Semaphore中state表示可以访问资源的线程数量，ReentrantLock表示加锁的次数。

以ReentrantLock为例，state初始化为0，表示未锁定状态。A线程lock()时，会调用tryAcquire()独占该锁并将state+1。此后，其他线程再tryAcquire()时就会失败，直到A线程unlock()到state=0（即释放锁）为止，其它线程才有机会获取该锁。当然，释放锁之前，A线程自己是可以重复获取此锁的（state会累加），这就是可重入的概念。但要注意，获取多少次就要释放多么次，这样才能保证state能回到零态。

再以CountDownLatch以例，任务分为N个子线程去执行，state也初始化为N（注意N要与线程个数一致）。这N个子线程是并行执行的，每个子线程执行完后countDown()一次，state会CAS减1。等到所有子线程都执行完后(即state=0)，会unpark()主调用线程，然后主调用线程就会从await()函数返回，继续后余动作。

子类只需要实现操作共享资源state的获取与释放方式即可，至于具体线程在CLH同步队列的维护（如获取资源失败入队/唤醒出队等），AQS已经在顶层实现好了。

子类主要是实现以下几种方法：

  • isHeldExclusively()：该线程是否正在独占资源。只有用到condition才需要去实现它。
  • tryAcquire(int)：独占方式。尝试获取资源，成功则返回true，失败则返回false。
  • tryRelease(int)：独占方式。尝试释放资源，成功则返回true，失败则返回false。
  • tryAcquireShared(int)：共享方式。尝试获取资源。负数表示失败；0表示成功，但没有剩余可用资源；正数表示成功，且有剩余资源。
  • tryReleaseShared(int)：共享方式。尝试释放资源，如果释放后允许唤醒后续等待结点返回true，否则返回false。

AQS定义两种资源共享方式：Exclusive（独占，只有一个线程能执行，如ReentrantLock）和Share（共享，多个线程可同时执行，如Semaphore/CountDownLatch）。
一般来说，自定义同步器要么是独占方式，要么是共享方式，他们也只需实现tryAcquire-tryRelease、tryAcquireShared-tryReleaseShared中的其中一种即可。但AQS也支持自定义同步器同时实现独占和共享两种方式，如ReentrantReadWriteLock。

下面开始分析AQS的源码，可以让我们知道顶层已经实现了那些功能。

acquire(int)

此方法是独占模式下线程访问共享资源的顶层入口。如果获取到资源，线程直接返回，否则进入等待队列，直到获取到资源为止，且整个过程忽略中断的影响。这也正是lock()的语义，当然不仅仅只限于lock()。获取到资源后，线程就可以去执行其临界区代码了。下面是acquire()的源码：

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public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) &&
        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();//线程自我中断后，线程才继续调用后面的方法
}

方法流程如下：

  1. tryAcquire()尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回（这里体现了非公平锁，每个线程获取锁时会尝试直接抢占加塞一次，而CLH队列中可能还有别的线程在等待）；
  2. addWaiter()将该线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式；
  3. acquireQueued()使线程阻塞在等待队列中获取资源，一直获取到资源后才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
  4. 如果线程在等待过程中被中断过，它是不响应的。只是获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt()，将中断补上。

tryAcquire(int)

此方法尝试去获取独占资源。如果获取成功，则直接返回true，否则直接返回false。这也正是tryLock()的语义，还是那句话，当然不仅仅只限于tryLock()。如下是tryAcquire()的源码：

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protected boolean tryAcquire(int arg) {
    throw new UnsupportedOperationException();
}

直接throw异常？因为前面已经讲过AQS只是一个框架，它只定义了一个tryAcquire(int arg)接口，具体获取/释放资源的方式交由自定义同步器去实现通过state的get/set/CAS，具体至于能不能重入，能不能加塞，那就看自定义同步器怎么去设计了。当然，自定义同步器在进行资源访问时要考虑线程安全的影响。

这里之所以没有定义成abstract，是因为独占模式下只需要实现tryAcquire和tryRelease，而共享模式下只需要实现tryAcquireShared和tryReleaseShared。如果都定义成abstract，那么每个模式也要去实现另一模式下的接口。说到底，Doug Lea还是站在咱们开发者的角度，尽量减少不必要的工作量。

addWaiter(Node)

前面已经讲过线程要访问资源时，会先尝试快速获取一下，如果尝试获取失败了呢？那么就需要将线程放入队列中去等待了，也即是CLH队列入队。熟悉数据结构的同学应该知道，CLH队列入队的过程，无非就是tail指向新节点、新节点的prev指向当前最后的节点（旧tail）、当前最后一个节点（旧tail）的next指向新节点。

CLH队列入队这个过程包括了addWaiter(Node)和enq(Node)两个方法，细节请参考下面对源码的注释说明。

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private Node addWaiter(Node mode) {
    //以给定模式构造结点。mode有两种：EXCLUSIVE（独占）和SHARED（共享）
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);

    //tail!=null => 队列不为空，尝试快速方式直接放到队尾。
    Node pred = tail;
    if (pred != null) {
        node.prev = pred;
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {
            //上面已经有 node.prev = pred，加上下面这句，实现了和之前的尾节点双向连接
            pred.next = node;
            return node;
        }
    }

    //pred==null(队列是空的) 或者 CAS失败(有线程在竞争入队)，则通过enq入队。
    enq(node);
    return node;
}

enq(Node)

参考注释：

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/**
 * 入队(enqueue)
 */
private Node enq(final Node node) {
    for (;;) {  // 自旋方式入队。自旋在这里的语义是：CAS设置tail过程中，一次竞争不到，我就多次竞争，总会排到的
        Node t = tail;
        if (t == null) { //tail属性必须先初始化，当前节点再入队。如果addWaiter方法中判断队列为空会走此分支，如果是addWaiter方法CAS失败，会走下面的else分支
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                //tail属性只通过此方法的此处赋值。设置完了以后，继续for循环，下次就到下面的else分支了
                tail = head;
        } else {
            node.prev = t;
            if (compareAndSetTail(t, node)) {
                 //上面已经有 node.prev = t，加上下面这句，又实现了和之前的尾节点双向连接，和addWaiter方法中是类似的
                t.next = node;
                return t;
            }
        }
    }
}

这里还有一个疑问：compareAndSetHead(new Node())为什么要new一个Node对象设置到head属性，而不用在addWaiter(Node)方法中new的那个独占模式的Node对象呢？

acquireQueued(Node, int)

OK，如果tryAcquire(int)失败，并且addWaiter(Node)已经完成，该线程一开始尝试获取资源失败，已经被放入等待队列尾部了。聪明的你立刻应该能想到该线程下一部该干什么了吧：进入等待状态休息，直到其他线程彻底释放资源后唤醒自己，自己再拿到资源，然后就可以去干自己想干的事了。没错，就是这样！是不是跟医院排队拿号有点相似~~
acquireQueued(Node, int)就是干这件事：在等待队列中排队拿号（中间没其它事干可以休息），直到拿到号后再返回。这个函数非常关键，真正的线程挂起和唤醒，都在这个方法里了，还是上源码吧：

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final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    boolean failed = true;//标记获取资源是否失败
    try {
        boolean interrupted = false;//标记等待过程中是否被中断过

        //又是一个“自旋”
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();//拿到前驱节点
            //如果前驱节点就是head，即当前结点已成老二，那么便有资格去尝试获取资源（可能是老大释放完资源唤醒自己的，当然也可能被interrupt了）。
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                setHead(node);//拿到资源后，将head指向该结点。所以head指向的是当前获取到了资源的节点或null。
                p.next = null; // setHead中node.prev已置为null，此处再将head.next置为null，就是为了方便GC回收以前的head节点。也就意味着之前拿完资源的节点出队了！
                failed = false; // 成功获取资源
                return interrupted;//返回等待过程中是否被中断过，如果被中断过了，在aquire方法中就不需要自我中断了
            }

            //如果自己可以休息了，就通过park()方法进入waiting状态，直到被unpark()。如果不可中断的情况下被中断了，那么会从park()中醒过来，发现拿不到资源，从而继续进入park()等待。
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;//如果等待过程中被中断过，哪怕只有那么一次，就将interrupted标记为true
        }
    } finally {
        if (failed) // 如果等待过程中没有成功获取资源（如timeout，或者可中断的情况下被中断了），那么取消节点在队列中的等待，也即取消获取资源。
            cancelAcquire(node);
    }
}

到这里了，再看看shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()具体干些什么。

shouldParkAfterFailedAcquire(Node, Node)

此方法主要用于检查自己是否真的可以去Park了（可以理解为进入等待状态，即节点去休息了）。节点什么时候可以去park呢？将它的前驱节点的waitStatus设置成SIGNAL(1)就行了，这样等前驱节点release时，会通知当前节点可以去获取资源了（unpack当前节点），然后通过acquireQueued(Node, int)中的方法，当节点将head指向了自己。

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private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
    int ws = pred.waitStatus;//拿到前驱的状态
    if (ws == Node.SIGNAL)
        //如果已经告诉前驱拿完号后通知自己一下，那就可以安心休息了
        return true;
    if (ws > 0) {
        /*
         * 如果前驱放弃了，那就一直往前找，直到找到最近一个正常等待的状态，并排在它的后边。
         * 注意：那些放弃的结点，由于被自己“加塞”到它们前边，它们相当于形成一个无引用链，稍后就会被保安大叔赶走了(GC回收)！
         */
        do {
            node.prev = pred = pred.prev;
        } while (pred.waitStatus > 0);
        pred.next = node;
    } else {
         //如果前驱正常，那就把前驱的状态设置成SIGNAL，告诉它拿完号后通知自己一下。有可能失败，人家说不定刚刚释放完呢！
        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
    }
    return false;
}

整个流程中，如果前驱结点的状态不是SIGNAL，那么自己就不能安心去休息，又会走一遍acquireQueued(Node, int)中的自旋循环，循环时再尝试下看有没有机会轮到自己拿号。

parkAndCheckInterrupt()

当线程成功地设置了前驱节点waitStatus状态为SIGNAL，就可以安心地休息了（调用park()方法），真正进入到等待状态。

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private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
     LockSupport.park(this);//调用park()使线程进入等待状态
     return Thread.interrupted();//如果被唤醒，查看自己是不是被中断的。
}

线程进入等待状态后，有两种途径可以唤醒该线程：1）被unpark()；2）被interrupt()。
需要注意的是，Thread.interrupted()会清除当前线程的中断标记位。

acquireQueued(Node, int)流程小结

至此，我们再回头来看acquireQueued(Node, int)的流程，可以总结为：

  1. 如果当前节点的前驱节点就是head，Name会去尝试获取资源。
  2. 获取资源失败则会尝试让自己安心地去等待。
  3. 不停的循环1、2两步，直到获取到了资源（不用阻塞，线程访问资源），或者可以安心地等待了（阻塞，等待被唤醒）。

acquire(int)流程小结

OK，现在我们可以总结出acquire(int)的整个流程了：

  1. 调用自定义同步器的tryAcquire()尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回；
  2. 没成功，则addWaiter(Node)将该线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式；
  3. acquireQueued(Node, int)使线程尝试去获取资源，获取不到的话会找一个有效的前驱节点，并设置前驱节点的waiteStatus，然后就先安心休息，等被唤醒了再去获取资源。如果在整个等待过程中被中断过，方法会返回true，否则返回false。
  4. 如果线程在等待过程中被中断过，它会清除中断状态。只是获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt()，将中断补上。


在等待队列中休息，有机会时（轮到自己，会被unpark()）会去尝试获取资源。获取到资源后才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
如果线程在等待过程中被中断过，它是不响应的。只是获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt()，将中断补上。

至此，acquire(int)的流程终于算是告一段落了。这也就是ReentrantLock.lock()的流程，不信你去看其lock()源码吧，整个函数就是一条acquire(1)。

release(int)

上一小节已经把acquire()说完了，这一小节就来讲讲它的反操作release()吧。此方法是独占模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。这也正是ReentrantLock.unlock()的语义，当然不仅仅只限于unlock()。下面是release()的源码：

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public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;//找到头结点
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);//唤醒等待队列里的下一个线程
        return true;
    }
    return false;
}

release(int)的逻辑并不复杂。它调用tryRelease(int)来释放资源。有一点需要注意的是，它是根据tryRelease(int)的返回值来判断该线程是否已经完成释放了，所以自定义同步器在设计tryRelease(int)的时候要明确这一点！

tryRelease(int)

此方法尝试去释放指定量的资源。下面是tryRelease()的源码：

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protected boolean tryRelease(int arg) {
     throw new UnsupportedOperationException();
 }

跟tryAcquire()一样，这个方法是需要独占模式的自定义同步器去实现的。正常来说，tryRelease(int)都会成功的，因为这是独占模式，该线程来释放资源，那么它肯定已经拿到独占资源了，直接减掉相应量的资源即可(state-=arg)，也不需要考虑线程安全的问题。但要注意它的返回值，上面已经提到了，release(int)是根据tryRelease(int)的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了，所以自义定同步器在实现时，如果已经彻底释放资源(state=0)，要返回true，否则返回false。

unparkSuccessor(Node)

此方法用于唤醒等待队列中下一个线程。下面是源码：

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/**
 * 如果存在后继节点，唤醒后继节点
 */
private void unparkSuccessor(Node node) {
    /*
     * 如果头节点的waitStatus状态是负的，说明线程在等待一个信号，通过CAS操作尝试去清除这个信号等待（waitStatus置为0）。
     * 这个CAS操作既是失败也没有关系，因为失败了说明已经是0了
     */
    int ws = node.waitStatus;
    if (ws < 0)
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);

    /*
     * 唤醒处于等待状态中的后继节点，通常就是当前节点（头结点）的next属性指向的节点。
     * 但如果next指向的节点取消了获取资源（waiteStatus=0）,则从tail往前直到找到最前面那一个没有取消的节点。
     */
    Node s = node.next;//找到下一个需要唤醒的结点s
    if (s == null || s.waitStatus > 0) { //如果为空或已取消
        s = null;
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)  // 从后向前找。
            if (t.waitStatus <= 0)      //从这里可以看出，<=0的结点，都是还有效的结点。
                s = t;
    }
    if (s != null)
        LockSupport.unpark(s.thread);
}

这个函数并不复杂。一句话概括：用unpark()唤醒等待队列中最前边的那个未放弃线程，这里我们也用s来表示吧。此时，再和acquireQueued(Node, int)联系起来，s被唤醒后，进入if (p == head && tryAcquire(arg))的判断（即使p!=head也没关系，它会再进入shouldParkAfterFailedAcquire(Node, Node)方法。这里既然s已经是等待队列中最前边的那个未放弃线程了，那么通过shouldParkAfterFailedAcquire(Node, Node)的调整，s也必然会将prev属性指向head，并将head的next属性执行自己，下一次自旋p==head就成立啦），然后s把自己设置成head标杆结点，表示自己已经获取到资源了，acquire(int)也返回了！

release(int)小结

release(int)是独占模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。
疑问：如果当前持有资源的线程在release时异常了，没有unpark队列中的其他结点，这时队列中的其他结点会怎么办？是不是没法再被唤醒了？
确实是这样的。因为队列中等待锁的线程将永远处于park状态，无法再被唤醒！！！但是我们再回头想想，获取锁的线程在什么情形下会release抛出异常呢？

  1. 线程突然死掉了？可以通过thread.stop来停止线程的执行，但该函数的执行条件要严苛的多，而且函数注明是非线程安全的，已经标明Deprecated；
  2. 线程被interupt了？线程在运行态是不响应中断的，所以也不会抛出异常；
  3. release代码有bug，抛出异常了？目前来看，Doug Lea的release方法还是比较健壮的，没有看出能引发异常的情形（如果有，恐怕早被用户吐槽了）。除非自己写的tryRelease()有bug，那就没啥说的，自己写的bug只能自己含着泪去承受了

acquireShared(int)

此方法是共享模式下线程获取共享资源的顶层入口。它会获取指定量的资源，获取成功则直接返回，获取失败则进入等待队列，直到获取到资源为止，整个过程忽略中断。下面是acquireShared()的源码：

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public final void acquireShared(int arg) {
    if (tryAcquireShared(arg) < 0)
        doAcquireShared(arg);
}

这里tryAcquireShared()依然需要自定义同步器去实现。但是AQS已经把其返回值的语义定义好了：负值代表获取失败；0代表获取成功，但没有剩余资源；正数表示获取成功，还有剩余资源，其他线程还可以去获取。所以这里acquireShared()的流程就是：

  1. tryAcquireShared()尝试获取资源，成功则直接返回；
  2. 失败则通过doAcquireShared()进入等待队列，直到获取到资源为止才返回。

doAcquireShared(int)

此方法用于将当前线程加入等待队列尾部休息，直到其他线程释放资源唤醒自己，自己成功拿到相应量的资源后才返回。下面是doAcquireShared()的源码：

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private void doAcquireShared(int arg) {
    final Node node = addWaiter(Node.SHARED);//加入队列尾部
    boolean failed = true;//是否成功标志
    try {
        boolean interrupted = false;//等待过程中是否被中断过的标志
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();//前驱
            if (p == head) {//如果到head的下一个，因为head是拿到资源的线程，此时node被唤醒，很可能是head用完资源来唤醒自己的
                int r = tryAcquireShared(arg);//尝试获取资源
                if (r >= 0) {//成功
                    setHeadAndPropagate(node, r);//将head指向自己，还有剩余资源可以再唤醒之后的线程
                    p.next = null; // help GC
                    if (interrupted)//如果等待过程中被打断过，此时将中断补上。
                        selfInterrupt();
                    failed = false;
                    return;
                }
            }

            //判断状态，寻找安全点，进入waiting状态，等着被unpark()或interrupt()
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

是不是和acquireQueued()很相似？对，其实流程并没有太大区别。只不过这里将补中断的selfInterrupt()放到doAcquireShared()里了，而独占模式是放到acquireQueued()之外，其实都一样。

独占模式比，还有一点需要注意的是，这里只有线程是head.next时（“老二”），才会去尝试获取资源，有剩余的话还会唤醒之后的队友。那么问题就来了，假如老大用完后释放了5个资源，而老二需要6个，老三需要1个，老四需要2个。老大先唤醒老二，老二一看资源不够，他是把资源让给老三呢，还是不让？答案是否定的！老二会继续park()等待其他线程释放资源，也更不会去唤醒老三和老四了。独占模式，同一时刻只有一个线程去执行，这样做未尝不可；但共享模式下，多个线程是可以同时执行的，现在因为老二的资源需求量大，而把后面量小的老三和老四也都卡住了。当然，这并不是问题，只是AQS保证严格按照入队顺序唤醒罢了（保证公平，但降低了并发）。

setHeadAndPropagate(Node, int)

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private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
    Node h = head;
    setHead(node);//head指向自己
     //如果还有剩余量，继续唤醒下一个邻居线程
    if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0) {
        Node s = node.next;
        if (s == null || s.isShared())
            doReleaseShared();
    }
}

此方法在setHead(Node)的基础上多了一步，就是自己苏醒的同时，如果条件符合（比如还有剩余资源），还会去唤醒后继结点，毕竟是共享模式！
doReleaseShared()我们留着下面的releaseShared(int)里来讲。

acquireShared(int)小结

总结一下acquireShared(int)的流程：

  1. tryAcquireShared(int)尝试获取资源，成功则直接返回；
  2. 失败则通过doAcquireShared()进入等待队列park()，直到被unpark()/interrupt()并成功获取到资源才返回。整个等待过程也是忽略中断的。
    　　
    其实跟acquire()的流程大同小异，只不过多了个自己拿到资源后，还会去唤醒后继队友的操作（这才是共享嘛）。

releaseShared(int)

上一小节已经把acquireShared(int)说完了，这一小节就来讲讲它的反操作releaseShared(int)吧。此方法是共享模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果成功释放且允许唤醒等待线程，它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。下面是releaseShared(int)的源码：

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public final boolean releaseShared(int arg) {
    if (tryReleaseShared(arg)) {//尝试释放资源
        doReleaseShared();//唤醒后继结点
        return true;
    }
    return false;
}

此方法的流程也比较简单，一句话：释放掉资源后，唤醒后继。跟独占模式下的release()相似，但有一点稍微需要注意：独占模式下的tryRelease()在完全释放掉资源（state=0）后，才会返回true去唤醒其他线程，这主要是基于独占下可重入的考量；而共享模式下的releaseShared()则没有这种要求，共享模式实质就是控制一定量的线程并发执行，那么拥有资源的线程在释放掉部分资源时就可以唤醒后继等待结点。例如，资源总量是13，A（5）和B（7）分别获取到资源并发运行，C（4）来时只剩1个资源就需要等待。A在运行过程中释放掉2个资源量，然后tryReleaseShared(2)返回true唤醒C，C一看只有3个仍不够继续等待；随后B又释放2个，tryReleaseShared(2)返回true唤醒C，C一看有5个够自己用了，然后C就可以跟A和B一起运行。而ReentrantReadWriteLock读锁的tryReleaseShared()只有在完全释放掉资源（state=0）才返回true，所以自定义同步器可以根据需要决定tryReleaseShared()的返回值。

doReleaseShared()

此方法主要用于唤醒后继。下面是它的源码：

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private void doReleaseShared() {
    for (;;) {
        Node h = head;
        if (h != null && h != tail) {
            int ws = h.waitStatus;
            if (ws == Node.SIGNAL) {
                if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
                    continue;
                unparkSuccessor(h);//唤醒后继
            }
            else if (ws == 0 &&
                     !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
                continue;
        }
        if (h == head)// head发生了变化，则会一直在循环，如果没有发生变化，则退出循环
            break;
    }
}

  • 自旋。每一次循环中重新读取一次head，然后保存在局部变量h中，再配合if(h == head) break;，这样，循环检测到head没有变化时就会退出循环。注意，head变化一定是因为：acquireShared(int)的线程被唤醒，并且成功获取到了资源，然后setHead设置了新head。如果head发生了变化的话，则会一直在循环。

  • if (h != null && h != tail)判断队列是否至少有两个node，如果队列从来没有初始化过（head为null），或者head就是tail，那么中间逻辑直接不走，直接判断head是否变化了。

  • 如果队列中有两个或以上个node，那么检查局部变量h的状态：

    • 如果状态为SIGNAL，说明h的后继是需要被通知的。通过对CAS操作结果取反，将compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0)和unparkSuccessor(h)绑定在了一起。说明了只要head成功得从SIGNAL修改为0，那么head后继节点所的代表线程就会被唤醒了。
    • 如果状态为0，说明h的后继所代表的线程已经被唤醒或即将被唤醒，并且这个中间状态即将消失，要么由于acquire thread获取锁失败再次设置head为SIGNAL并再次阻塞，要么由于acquire thread获取锁成功而将自己（head后继）设置为新head并且只要head后继不是队尾，那么新head肯定为SIGNAL。所以设置这种中间状态的head的status为PROPAGATE，让其status又变成负数，这样可能被被唤醒线程检测到。
    • 如果状态为PROPAGATE，直接判断head是否变化。

  • 两个continue保证了进入那两个分支后，只有当CAS操作成功后，才可能去执行if(h == head) break;，才可能退出循环。

  • if(h == head) break;保证了，只要在某个循环的过程中有线程刚获取了锁且设置了新head，就会再次循环。目的当然是为了再次执行unparkSuccessor(h)，即唤醒队列中第一个等待的线程。

------ 本文完 ------