以ReentrantLock中的公平锁的unlock为例。
1.大致流程图
2.AQS.release
unlock底层调用的是release()
public final boolean release(int arg) {
/*
* tryRelease()尝试释放锁
* true -> 表示当前线程已经完全释放锁
* false -> 表示当前线程尚未完全释放锁
*/
if (tryRelease(arg)) {
//队列头结点
Node h = head;
/*
* h != null 说明队列不为空
* h.waitStatus != 0 (大概率是-1(Signal)) 说明当前head后一定插入过 * node节点。可以进行唤醒节点的操作。
*/
if (h != null && h.waitStatus != 0)
/*
* 唤醒后继节点(注意，unparkSuccessor里也有寻找后继的逻辑，即唤醒的不一 * 定就是h.next节点)
*/
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
3.ReentrantLock.tryRelease
protected final boolean tryRelease(int releases) {
//c = 当前锁的状态 - 释放的锁的状态
int c = getState() - releases;
//这里判断 当前调用释放锁的线程是否是获取锁的线程，不是的话直接抛出异常。
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
//free -> 是否已经完全释放锁。
boolean free = false;
//c == 0,表示满足完全释放锁的条件
if (c == 0) {
//free 置为true
free = true;
//设置当前独占锁的线程为NULL。
setExclusiveOwnerThread(null);
}
//更新state
setState(c);
//返回free的值。(完全释放锁返回true 反之返回false)
return free;
}
4.AQS.unparkSuccessor
//唤醒当前节点的后继节点
private void unparkSuccessor(Node node) {
//获取当前节点的waitStatus
int ws = node.waitStatus;
//小于0 就是-1(Signal) 使用CAS的方式将状态变为0
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
//获取当前当前节点的后继节点
Node s = node.next;
/*
* 这里就是判断当前节点的后继节点的状态是否是0(初始状态)或者-1(Signal)，
* 不是的话，就去队列中找到一个距离当前节点最近的可以被唤醒的节点赋值给s。
*/
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
//在队列中找到一个距离当前节点最近的并且可以被唤醒的节点，
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
/*
* 状态合法，赋值给s，注意这里找到时并没有break，即最终找到的节点就是离 * node最近的节点
*/
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
//找到了一个可以被唤醒的节点并且不为NULL
if (s != null)
//调用LockSupport的unpark将其唤醒。
LockSupport.unpark(s.thread);
}
5.唤醒后的逻辑AQS.acquireQueued
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
//自旋获取锁
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
/*
* 调用parkAndCheckInterrupt()是就会阻塞当前线程，当被唤醒时，
* 继续进入自旋尝试获取锁。
*/
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
6.响应中断出队逻辑AQS.cancelAcquire
/*
* 取消指定node参与竞争
*/
private void cancelAcquire(Node node) {
// 判空
if (node == null)
return;
//取消node排队，直接将内部关联的线程置为NULL
node.thread = null;
//获取当前取消排队node的前驱
Node pred = node.prev;
//有可能它的前驱也处于取消状态，继续往前找 找到一个正常的Node。
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
/*
* 拿到前驱节点的next节点 这里有两种情况
* 1.就是当前node
* 2.可能也是ws > 0的节点
*/
Node predNext = pred.next;
//设置当前节点的状态为 取消状态
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
/*
* 当前取消排队的node所在的队列的位置不同，执行的出队的逻辑是一样的，一共分为三 * 种情况
* 1.当前node是队尾，tail -> node
* 2.当前node非head.next节点，也不是tail
* 3.当前node是head.next节点
*/
/*
* CASE1
* ndoe == tail 成立：当前node是队尾，tail ——> node
* 此时使用CAS方式将tail指向node的前驱节点，
* 并将前驱节点的next置为NULL(将node出队)
*/
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
//保存节点的状态(waitStatus)
int ws;
/*
* 这一堆判断判断的就是node非head.next也不是tail节点的情况。
* pred != head成立，说明当前node不是head.next节点，也不是tail(CASE1)
* 条件二：((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL)))
* 2.1 成立：表示当前ndoe节点的前驱状态时signal，不成立：前驱状态可能为0，极端情况 * 下：前驱节点也取消
* 2.2 成立：ws <= 0 则需要设置前驱节点状态为signal状态，表示要唤醒后继节点
* if里面做的事，就是让pred.next -> node.next,所以需要保证pred节点状态为signal。
*/
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
/*
* 当前node不是head.next节点，也不是tail节点
* 出队： pred.next -> node.next节点后，当node.next节点被唤醒后，
* 调用shouldParkAfterFailedAcquire会让node.next越过取消状态的节 * 点，完成真正的出队
*/
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
//第三种情况，node是head.next节点，唤醒node的后继节点，然后调用
//类似情况二，后继节点唤醒后会调用调用shouldParkAfterFailedAcquire让node.next越过取消状态的节点，与head建立双重指向的关系。
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // help GC
}
}