基础介绍
JUC中的许多并发类都继承了AbstractQueuedSynchronizer(AQS)，如CountDownLatch、ReentrantLock、ThreadLocalExcutor等。
它主要实现了对同步状态的管理以及对阻塞线程进行排队、等待通知，就拿ReetrantLock为例，它有以下的功能
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获取锁
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争抢这把锁却没有成功的这些线程要被存放到一个集合中
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释放锁，集合中的线程会被唤醒重现来争抢锁
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使用锁来创建Condition对象
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.....
上述这写功能都是依赖于AQS实现的，因为ReetrantLock是只能被一个线程获取，所以它是一把独占锁,而像ReentrantReadWriteLock中的ReadLock是可以被多个线程共享的，也就是说它是一把共享锁。AQS中既提供了独占锁的一些底层的实现，也提供了共享锁的实现。
所以AQS中的内容主要可以分为四部分
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CLH队列：存储等待线程，其主要是通过双向链表的方式实现，CLH是它的发明者的三个大佬的名字的首字母。
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独占锁
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共享锁
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Condition实现
AQS代码概览
AbstractQueuedSynchronizer这个类当中包含两个内部类，其中ConditionObject就是Condition功能的主要实现，一般创建Condition的方式就是Lock.newCondition(),而我们通过查看ReentrantLock源码可以发现，其实际创建的Condition就是一个ConditionObject实例。
Node是等待线程的载体，也就是等待线程所在的双向链表上的节点。
AbstractQueuedSynchronizer中有大量的方法，其中类似于tryAcquire和tryAcquireShared就是"类似方法"在独占锁和共享锁中的不同实现。
下图中是AbstractQueuedSynchronizer中的一些成员变量，其中head和tail都是一个Node变量分别用于表示队头和队尾节点，state表示同步状态，stateOffset表示state变量相对于java对象的偏移量，也就是相对于AbstractQueuedSynchronizer.class的偏移量(class也是一个对象，java中万物皆对象)，主要是用于后面使用CAS的方式给相应变量设置值、修改值等操作，headOffset、tailOffset同理，waitStatusOffset和nextOffset是相对于Node.class的偏移量。另外在AbstractQueuedSynchronizer 的父类AbstractOwnableSynchronizer中还有一个重要的变量exclusiveOwnerThread表示独占模式下拥有当前锁的线程。
Node类解析
static final class Node {
//用于标记共享模式
static final Node SHARED = new Node();
//用于标记独占模式
static final Node EXCLUSIVE = null;
// waitStatus 为这个值的时候 表示线程已经被取消
static final int CANCELLED = 1;
// waitStatus 为这个值的时候 表示后继线程需要取消阻塞
static final int SIGNAL = -1;
// waitStatus 为这个值的时候 表示线程处于Condition下的等待状态
static final int CONDITION = -2;
//waitStatus 为这个值的时候 表示下个acquireShared操作将被允许
static final int PROPAGATE = -3;
/**
* 这个字段可能有以下状态
* SIGNAL: 该节点的后继节点被（或即将）阻塞（通过停放），因此当前节点在
* 释放或取消时必须解除其后继节点的停放。为了避免竞争，获取方法
* 必须首先表明它们需要一个信号，然后重试原子获取，然后在失败时
* 阻塞。
* CANCELLED: 节点因超时或中断而被取消
* CONDITION: 这个节点被用于condition队列，在装个状态下这个节点不会被用于
* 同步队列。
* PROPAGATE: 这个节点是被共享的
* 0: 以上都不是
*
* 这个字段的初始值为0,且是通过cas的方式对他进行安全写操作
*/
volatile int waitStatus;
//前置节点
volatile Node prev;
//继承节点
volatile Node next;
//该节点拥有的线程
volatile Thread thread;
//可能有两种作用
//1.独占模式下的condition条件下的等待节点
//2.用于判断是共享模式
Node nextWaiter;
//是否是共享模式
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
//返回前置节点
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker
}
Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}
复制代码通过ReentrantLock窥探AQS独占锁
下面我们通过几个实例来探究AQS中的一些方法的实现以及在ReentrantLock中起到的作用。
最简单的实例
下面我们就通过一个简单的lock & unLock实例来入手
通过断点进入，lock的具体实现在ReentrantLock的NonfairSync内部类中，这是由于我们为lock对象设置的非公平锁。
然后我们会进入AQS中的compareAndSetState方法，它主要是通过cas的方式判断state是否为0，是-就将其更改为1并返回true、否-不修改直接返回false，若为0就意味着这个锁现在是没有被任何线程占有的，然后我们将它的状态更改为1表示将其占用。
返回是后，将AQS中的独占线程的字段赋值为当前线程，然后就加锁成功了。
然后我们进入ReentrantLock的unlock方法，这个方法的主要实现就是在AQS的release方法中
然后进入tryRelease方法，会获取当前锁的状态，然后用c表示要被更改成的目标状态，校验后，将锁的独占线程置为空并修改其状态字段state为目标状态，到这里锁已经解除占用了。
tryRelease返回为true后会判断AQS中存不存在等待节点，如果存在则就将其唤醒(后面会看这里的源码)
重入锁实例
我们使用同一把ReentrantLock进行两次lock操作，由于第一次和上面的简单实例流程是一样的所以我们只关注第二次lock和unLock
此时，由于已经lock过一次，即state=1，所以compareAndSetState(0,1)不会赋值成功，所以会进入到acquire方法，进而会首先进入到tryAcquire方法
我们会在TryAcquire中再次判断锁的状态(因为在此过程中上一次lock可能被释放)，然后由于当前线程就是这把锁的独占线程，所以我们是可重入这把锁的，最后将state的值改为2代表这把锁被当前线程重入了两次。
由于tryAcquire(1)返回的是true所以!tryAcquire(1)为false导致程序不会进入acquire方法中的后续执行流程，到此，意味着第二次lock已经完成。
和简单实例中的unlock一样，程序会先进入release方法然后进入tryRelease方法，再这里面因为更改后的state为1所以不会讲当前锁的独占线程设置为null(会在最后一次unlock中设置)
锁竞争实例
锁竞争就会涉及到等待队列以及等待节点的阻塞与唤醒，所以它的一系列操作的复杂度相对于上面的例子要更高一些。使用以下实例来体验一下多线程竞争锁的过程。
t1会首先获取到lock，这过程与无竞争锁的获取是一样的，主要的不同点在于t2获取锁和t1释放锁的过程。
在idea中可以在下入这个位置切换调试的线程
在t1线程获取到锁之后，我们切换到t2线程，发现idea此时已经给我们标注了lock这把锁已经被t1占用了。
然后会进入到acquire方法，由于此时t1已经占用了锁，所以state ≠ 0且拥有锁的当前线程为t1≠t2所以 tryAcquire返回的是false，因此程序会进入addWaiter方法。
在这个方法中，会首先将t2线程封装到一个Node对象当中，然后通过tail节点判断队列是否被初始化了，由于CLH队列此时并没有元素存在，所以会进入到enq方法进行队列的首次初始化。
在enq中会初始化这个队列会初始化队列，然后将传入的node插入到队尾，在这里面我们看到了for(;;)的死循环(优雅点可以叫做自旋)，那么它的作用是什么呢？
在此次进入到enq中实际上for只进行了两次，第一次给头节点设置了一个没有实际数据的head节点，第二次将传入的node加入到了队尾，那么以上工作我们是可以在一次循环中完成的，就比如以下代码块中的实现方式
private Node enq(final Node node) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
}
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
复制代码其实自旋是为了保证线程安全，在t2线程获取锁的时候可能也有其它线程正在争抢lock，就比如恰好有线程在t2执行Node t = tail 和 compareAndSetHead(new Node())之间的时候初始化成功了队列设置了head节点， 那么compareAndSetHead就会返回false不会进入这个分支，这时候就会重新获取tail节点再将传入的node节点插入到tail地next中，但是，此时tail可能也会被别的线程更改，那么就需要不断地自旋尝试修改直到成功位置，自旋结束。
addWaiter结束后会进入acquireQueued，这个方法主要是会进行锁地争抢以及阻塞等待，最后根据failed字段判断是否要取消获取线程，这种情况一般就是状态被置为了Canceled
shouldParkAfterFailedAcquire判断节点是否应该阻塞等待，如果这个节点为SIGNAL状态就说明该节点的后继节点应该被阻塞，继而会执行parkAndCheckInterrupt方法对其进行阻塞，并在它被唤醒的时候判断此线程是否是被interrupt的。
正常情况下如果如果t1线程不unlock，那么t2线程将一直阻塞在parkAndCheckInterrupt方法，当其被唤醒后会继续自旋尝试获取锁。
然后我们切换回t1线程，进入unlock方法，调用AQS的release方法，然后tryRelease里面操作跟上面两个实例相同不在赘述，唯一不同的是之前实例的等待队列都为空，也就是head节点都是null，所以不会去唤醒阻塞节点，因为此时我们有t2线程所在的节点是被存储到了队列中所以，程序会进入到unparkSuccessor方法中，执行完这个方法后t2线程会从之前的WAIT状态转换为RUNNING状态即被唤醒！
t2被唤醒后会去再次tryAcquire，成功后去执行临界区的内容，然后正常释放lock锁。
结尾
上面利用ReentrantLock介绍了AQS独占锁相关内容，除此之外，后面还会通过ReentrantReadWriteLock介绍共享锁的实现、Condition的实现以及其它相关的JUC类中AQS的使用。