20张图带你彻底了解ReentrantLock加锁解锁的原理

哈喽大家好，我是阿Q。

最近是上班忙项目，下班带娃，忙的不可开交，连摸鱼的时间都没有了。今天趁假期用图解的方式从源码角度给大家说一下ReentrantLock加锁解锁的全过程。系好安全带，发车了。

简单使用

在聊它的源码之前，我们先来做个简单的使用说明。当我在IDEA中创建了一个简单的Demo之后，它会给出以下提示

提示文字

在使用阻塞等待获取锁的方式中，必须在try代码块之外，并且在加锁方法与try代码块之间没有任何可能抛出异常的方法调用，避免加锁成功后，在finally中无法解锁。

• 1、如果在lock方法与try代码块之间的方法调用抛出异常，那么无法解锁，造成其它线程无法成功获取锁。
• 2、如果lock方法在try代码块之内，可能由于其它方法抛出异常，导致在finally代码块中，unlock对未加锁的对象解锁，它会调用AQS的tryRelease方法（取决于具体实现类），抛出IllegalMonitorStateException异常。
• 3、在Lock对象的lock方法实现中可能抛出unchecked异常，产生的后果与说明二相同。

java.concurrent.LockShouldWithTryFinallyRule.rule.desc

还举了两个例子，正确案例如下：

Lock lock = new XxxLock();
// ...
lock.lock();
try {
    
    
    doSomething();
    doOthers();
} finally {
    
    
    lock.unlock();
}

错误案例如下：

Lock lock = new XxxLock();
// ...
try {
    
    
    // 如果在此抛出异常，会直接执行 finally 块的代码
    doSomething();
    // 不管锁是否成功，finally 块都会执行
    lock.lock();
    doOthers();

} finally {
    
    
    lock.unlock();
} 

AQS

上边的案例中加锁调用的是lock()方法，解锁用的是unlock()方法，而通过查看源码发现它们都是调用的内部静态抽象类Sync的相关方法。

abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer

Sync 是通过继承AbstractQueuedSynchronizer来实现的，没错，AbstractQueuedSynchronizer就是AQS的全称。AQS内部维护着一个FIFO的双向队列（CLH），ReentrantLock也是基于它来实现的，先来张图感受下。

Node 属性

//此处是 Node 的部分属性
static final class Node {
    
    
	
	//排他锁标识
	static final Node EXCLUSIVE = null;

	//如果带有这个标识，证明是失效了
	static final int CANCELLED =  1;
	
	//具有这个标识，说明后继节点需要被唤醒
	static final int SIGNAL = -1;

	//Node对象存储标识的地方
	volatile int waitStatus;

	//指向上一个节点
	volatile Node prev;

	//指向下一个节点
	volatile Node next;
	
	//当前Node绑定的线程
	volatile Thread thread;
	
	//返回前驱节点即上一个节点，如果前驱节点为空，抛出异常
	final Node predecessor() throws NullPointerException {
    
    
		Node p = prev;
		if (p == null)
			throw new NullPointerException();
		else
			return p;
	}
}

对于里边的waitStatus属性，我们需要做个解释：（非常重要）

• CANCELLED(1)：当前节点取消获取锁。当等待超时或被中断(响应中断)，会触发变更为此状态，进入该状态后节点状态不再变化；
• SIGNAL(-1)：后面节点等待当前节点唤醒；
• CONDITION(-2)：Condition中使用，当前线程阻塞在Condition，如果其他线程调用了Condition的signal方法，这个结点将从等待队列转移到同步队列队尾，等待获取同步锁；
• PROPAGATE(-3)：共享模式，前置节点唤醒后面节点后，唤醒操作无条件传播下去；
• 0：中间状态，当前节点后面的节点已经唤醒，但是当前节点线程还没有执行完成；

AQS 属性

// 头结点
private transient volatile Node head;

// 尾结点
private transient volatile Node tail;

//0->1 拿到锁，大于0 说明当前已经有线程占用了锁资源
private volatile int state;

今天我们先简单了解下AQS的构造以帮助大家更好的理解ReentrantLock，至于深层次的东西先不做展开！

加锁

对AQS的结构有了基本了解之后，我们正式进入主题——加锁。从源码中可以看出锁被分为公平锁和非公平锁。

/**
 * 公平锁代码
 */
final void lock() {
    
    
    acquire(1);
}

/**
 * 非公平锁代码
 */
final void lock() {
    
    
    if (compareAndSetState(0, 1))
        setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
    else
        acquire(1);
}

初步查看代码发现非公平锁似乎包含公平锁的逻辑，所以我们就从“非公平锁”开始。

非公平锁

final void lock() {
    
    
    //通过 CAS 的方式尝试将 state 从0改为1，
    //如果返回 true，代表修改成功，获得锁资源;
    //如果返回false，代表修改失败，未获取锁资源
    if (compareAndSetState(0, 1))
        // 将属性exclusiveOwnerThread设置为当前线程，该属性是AQS的父类提供的
        setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
    else
        acquire(1);
}

compareAndSetState()：底层调用的是unsafe的compareAndSwapInt，该方法是原子操作；

假设有两个线程（t1、t2）在竞争锁资源，线程1获取锁资源之后，执行setExclusiveOwnerThread操作，设置属性值为当前线程t1

此时，当t2想要获取锁资源，调用lock()方法之后，执行compareAndSetState(0, 1)返回false，会走else执行acquire()方法。

方法查看

public final void accquire(int arg) {
    
    
    // tryAcquire 再次尝试获取锁资源，如果尝试成功，返回true，尝试失败返回false
    if (!tryAcquire(arg) &&
        // 走到这，代表获取锁资源失败，需要将当前线程封装成一个Node，追加到AQS的队列中
        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        // 线程中断
        selfInterrupt();
}

accquire()中涉及的方法比较多，我们将进行拆解，一个一个来分析，顺序：tryAcquire() -> addWaiter() -> acquireQueued()

查看 tryAcquire() 方法

//AQS中
protected boolean tryAcquire(int arg) {
    
    
    //AQS 是基类，具体实现在自己的类中实现，我们去查看“非公平锁”中的实现
    throw new UnsupportedOperationException();
}

//ReentrantLock 中
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
    
    
    return nonfairTryAcquire(acquires);
}


final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
    
    
  // 获取当前线程
	final Thread current = Thread.currentThread();
  //获取AQS 的 state 
	int c = getState();
  // 如果 state 为0，代表尝试再次获取锁资源
	if (c == 0) {
    
    
    // 步骤同上：通过 CAS 的方式尝试将 state 从0改为1，
    //如果返回 true，代表修改成功，获得锁资源;
    //如果返回false，代表修改失败，未获取锁资源
		if (compareAndSetState(0, acquires)) {
    
    
      //设置属性为当前线程
			setExclusiveOwnerThread(current);
			return true;
		}
	}
  //当前占有锁资源的线程是否是当前线程，如果是则证明是可重入操作
	else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
    
    
    //将 state + 1
		int nextc = c + acquires;
    //为什么会小于 0 呢？因为最大值 + 1 后会将符号位的0改为1 会变成负数(可参考Integer.MAX_VALUE + 1)
		if (nextc < 0) // overflow
      //加1后小于0，超出锁可重入的最大值，抛异常
			throw new Error("Maximum lock count exceeded");
    //设置 state 状态
		setState(nextc);
		return true;
	}
	return false;
}

因为线程1已经获取到了锁，此时state为1，所以不走nonfairTryAcquire()的if。又因为当前是线程2，不是占有当前锁的线程1，所以也不会走else if，即tryAcquire()方法返回false。

查看 addWaiter() 方法

走到本方法中，代表获取锁资源失败。addWaiter()将没有获取到锁资源的线程甩到队列的尾部。

private Node addWaiter(Node mode) {
    
    
  //创建 Node 类，并且设置 thread 为当前线程，设置为排它锁
	Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
	// 获取 AQS 中队列的尾部节点
	Node pred = tail;
  // 如果 tail == null，说明是空队列，
  // 不为 null，说明现在队列中有数据，
	if (pred != null) {
    
    
    // 将当前节点的 prev 指向刚才的尾部节点，那么当前节点应该设置为尾部节点
		node.prev = pred;
    // CAS 将 tail 节点设置为当前节点
		if (compareAndSetTail(pred, node)) {
    
    
      // 将之前尾节点的 next 设置为当前节点
			pred.next = node;
      // 返回当前节点
			return node;
		}
	}
	enq(node);
	return node;
}

当tail不为空，即队列中有数据时，我们来图解一下pred!=null代码块中的代码。初始化状态如下，pred指向尾节点，node指向新的节点。

node.prev = pred;将node的前驱节点设置为pred指向的节点

compareAndSetTail(pred, node)通过CAS的方式尝试将当前节点node设置为尾结点，此处我们假设设置成功，则FIFO队列的tail指向node节点。

pred.next = node;将pred节点的后继节点设置为node节点，此时node节点成功进入FIFO队列尾部。

而当pred为空，即队列中没有节点或将node节点设置为尾结点失败时，会走enq()方法。我们列举的例子就符合pred为空的情况，就让我们以例子为基础继续分析吧。

//现在没人排队，我是第一个 || 前边CAS失败也会进入这个位置重新往队列尾巴去塞
private Node enq(final Node node) {
    
    
  //死循环
	for (;;) {
    
    
    //重新获取tail节点
		Node t = tail;
    // 没人排队，队列为空
		if (t == null) {
    
    
      // 初始化一个 Node 为 head，而这个head 没有意义
			if (compareAndSetHead(new Node()))
        // 将头尾都指向了这个初始化的Node，第一次循环结束
				tail = head;
		} else {
    
    
      // 有人排队，往队列尾巴塞
			node.prev = t;
      // CAS 将 tail 节点设置为当前节点
			if (compareAndSetTail(t, node)) {
    
    
        //将之前尾节点的 next 设置为当前节点
				t.next = node;
				return t;
			}
		}
	}
}

进入死循环，首先会走if方法的逻辑，通过CAS的方式尝试将一个新节点设置为head节点，然后将tail也指向新节点。可以看出队列中的头节点只是个初始化的节点，没有任何意义。

继续走死循环中的代码，此时t不为null，所以会走else方法。将node的前驱节点指向t，通过CAS方式将当前节点node设置为尾结点，然后将t的后继节点指向node。此时线程2的节点就被成功塞入FIFO队列尾部。

查看 acquireQueued()方法

将已经在队列中的node尝试去获取锁否则挂起。

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
    
    
  // 获取锁资源的标识,失败为 true，成功为 false
	boolean failed = true;
	try {
    
    
    // 线程中断的标识，中断为 true，不中断为 false
		boolean interrupted = false;
		for (;;) {
    
    
      // 获取当前节点的上一个节点
			final Node p = node.predecessor();
      //p为头节点，尝试获取锁操作
			if (p == head && tryAcquire(arg)) {
    
    
				setHead(node);
				p.next = null;
        // 将获取锁失败标识置为false
				failed = false;
        // 获取到锁资源，不会被中断
				return interrupted;
			}
      // p 不是 head 或者 没拿到锁资源，
			if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
        // 基于 Unsafe 的 park方法，挂起线程
				parkAndCheckInterrupt())
				interrupted = true;
		}
	} finally {
    
    
		if (failed)
			cancelAcquire(node);
	}
}

这里又出现了一次死循环，首先获取当前节点的前驱节点p，如果p是头节点(头节点没有意义)，说明node是head后的第一个节点，此时当前获取锁资源的线程1可能会释放锁，所以线程2可以再次尝试获取锁。

假设获取成功，证明拿到锁资源了，将node节点设置为head节点，并将node节点的pre和thread设置为null。因为拿到锁资源了，node节点就不需要排队了。

将头节点p的next置为null，此时p节点就不在队列中存在了，可以帮助GC回收(可达性分析)。failed设置为false，表明获取锁成功；interrupted为false，则线程不会中断。

如果p不是head节点或者没有拿到锁资源，会执行下边的代码，因为我们的线程1没有释放锁资源，所以线程2获取锁失败，会继续往下执行。

//该方法的作用是保证上一个节点的waitStatus状态为-1（为了唤醒后继节点）
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
    
    
  //获取上一个节点的状态,该状态为-1，才会唤醒下一个节点。
	int ws = pred.waitStatus;
  // 如果上一个节点的状态是SIGNAL即-1，可以唤醒下一个节点，直接返回true
	if (ws == Node.SIGNAL)
		return true;
  // 如果上一个节点的状态大于0，说明已经失效了
	if (ws > 0) {
    
    
		do {
    
    
      // 将node 的节点与 pred 的前一个节点相关联，并将前一个节点赋值给 pred
			node.prev = pred = pred.prev;
		} while (pred.waitStatus > 0); // 一直找到小于等于0的
    // 将重新标识好的最近的有效节点的 next 指向当前节点
		pred.next = node;
	} else {
    
    
    // 小于等于0，但是不等于-1，将上一个有效节点状态修改为-1
		compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
	}
	return false;
}

只有节点的状态为-1，才会唤醒后一个节点，如果节点状态未设置，默认为0。

图解一下ws>0的过程，因为ws>0的节点为失效节点，所以do...while中会重复向前查找前驱节点，直到找到第一个ws<=0的节点为止，将node节点挂到该节点上。

我们的pred是头结点且未设置状态，所以状态为0，会走else。通过CAS尝试将pred节点的waitStatus设置为-1，表明node节点需要被pred唤醒。

shouldParkAfterFailedAcquire()返回false，继续执行acquireQueued()中的死循环。

步骤和上边一样，node的前驱节点还是head，继续尝试获取锁。如果线程1释放了锁，线程2就可以拿到，返回true；否则继续调用shouldParkAfterFailedAcquire()，因为上一步已经将前驱结点的ws设置为-1了，所以直接返回true。

执行parkAndCheckInterrupt()方法，通过UNSAFE.park();方法阻塞当前线程2。等以后执行unpark方法的时候，如果node是头节点后的第一个节点，会进入acquireQueued()方法中走if (p == head && tryAcquire(arg))的逻辑获取锁资源并结束死循环。

查看cancelAcquire()方法

该方法执行的机率约等于0，为什么这么说呢？因为针对failed属性，只有JVM内部出现问题时，才可能出现异常，执行该方法。

// node 为当前节点
private void cancelAcquire(Node node) {
    
    
	if (node == null)
		return;
	node.thread = null;
  // 上一个节点
	Node pred = node.prev;
  // 节点状态大于0，说明节点失效
	while (pred.waitStatus > 0)
		node.prev = pred = pred.prev;

  // 将第一个不是失效节点的后继节点声明出来
	Node predNext = pred.next;
 	// 节点状态变为失效
	node.waitStatus = Node.CANCELLED;
	// node为尾节点，cas设置pred为尾节点
	if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
    
    
    //cas将pred的next设置为null
		compareAndSetNext(pred, predNext, null);
	} else {
    
    
		int ws;
    // 中间节点
    // 如果上一个节点不是head 节点
		if (pred != head &&
			((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
        // 前边已经判断了大于0的操作，
        // pred 是需要唤醒后继节点的，所以当 waitStatus 不为 -1 时，需要将 pred 节点的 waitStatus 设置为 -1 
			 (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
			pred.thread != null) {
    
    
			Node next = node.next;
			if (next != null && next.waitStatus <= 0)
        // CAS 尝试将 pred 的 next 指向当前节点的 next
				compareAndSetNext(pred, predNext, next);
		} else {
    
    
      // head 节点，唤醒后继节点
			unparkSuccessor(node);
		}

		node.next = node; // help GC
	}
}

执行到while时找到前驱节点中最近的有效节点，把当前节点node挂到有效节点后边，可以过滤掉当前节点前的失效节点。声明出有效节点的第一个后继无效节点predNext，并把当前的node节点状态设置为失效状态。

if中的操作：如果当前节点是尾节点，CAS尝试将最近的有效节点设置为尾节点，并将尾节点的next设置为null。

else中的操作：

如果pred节点不是头结点即中间节点，并且pred的waitStatus为-1或者waitStatus<=0，为了让pred节点能唤醒后继节点，需要设置为-1，并且pred节点的线程不为空。获取node节点的后继节点，如果后继节点有效，CAS尝试将pred的next指向node节点的next。

当其他节点来找有效节点的时候走当前node的prev这条线，而不是再一个一个往前找，可以提高效率。

如果是头结点则唤醒后继节点。

最后将node节点的next指向自己。

解锁

释放锁是不区分公平锁和非公平锁的，释放锁的核心是将state由大于 0 的数置为 0。废话不多说，直接上代码

//释放锁方法
public void unlock() {
    
    
	sync.release(1);
}


public final boolean release(int arg) {
    
    
  //尝试释放锁资源，如果释放成功，返回true
	if (tryRelease(arg)) {
    
    
		Node h = head;
    // head 不为空且 head 的 ws 不为0（如果为0，代表后边没有其他线程挂起）
		if (h != null && h.waitStatus != 0)
      // AQS的队列中有 node 在排队，并且线程已经挂起
      // 需要唤醒被挂起的 Node
			unparkSuccessor(h);
		return true;
	}
  // 代表释放一次没有完全释放
	return false;
}

如果释放锁成功，需要获取head节点。如果头结点不为空且waitStatus不为0，则证明有node在排队，执行唤醒挂起其他node的操作。

查看tryRelease()方法

protected final boolean tryRelease(int releases) {
    
    
  //获取当前锁的状态，先进行减1操作，代表释放一次锁资源
	int c = getState() - releases;
  //如果释放锁的线程不是占用锁的线程，直接抛出异常
	if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
		throw new IllegalMonitorStateException();
	boolean free = false;
  // 如果 c 为0 ，代表锁完全释放了，如果不为0，代表锁之前重入了，一次没释放掉，等待下次再次执行时，再次判断
	if (c == 0) {
    
    
    // 释放锁标志为 true，代表完全释放了
		free = true;
    // 将占用互斥锁的标识置为 null
		setExclusiveOwnerThread(null);
	}
  // 设置 state 状态
	setState(c);
	return free;
}

我们的例子中线程1占用锁资源，线程1释放锁之后，state为0。进入if操作，将释放标志更新为true，将FIFO队列的exclusiveOwnerThread标志置为null。

查看unparkSuccessor()方法

用于唤醒AQS中被挂起的线程。

// 注意当前的 node 节点是 head 节点
private void unparkSuccessor(Node node) {
    
    
  //获取 head 的状态
	int ws = node.waitStatus;
	if (ws < 0)
    // CAS 将 node 的 ws 设置为0，代表当前 node 接下来会舍弃
		compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);

	// 获取头节点的下一个节点
	Node s = node.next;
  // 如果下一个节点为null 或者 下一个节点为失效节点，需要找到离 head 最近的有效node
	if (s == null || s.waitStatus > 0) {
    
    
		s = null;
    // 从尾节点开始往前找不等于null且不是node的节点
		for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
      // 如果该节点有效，则将s节点指向t节点
			if (t.waitStatus <= 0)
				s = t;
	}
  // 找到最近的node后，直接唤醒
	if (s != null)
		LockSupport.unpark(s.thread);
}

问题解析：为什么要从尾结点往前查找呢？

因为在addWaiter方法中是先给prev指针赋值，最后才将上一个节点的next指针赋值，为了避免防止丢失节点或者跳过节点，必须从后往前找。

我们举例中head节点的状态为-1，通过CAS的方式将head节点的waitStatus设置为0。

我们的头结点的后继节点是线程2所在的节点，不为null，所以这边会执行unpark操作，从上边的acquireQueued()内的parkAndCheckInterrupt()方法继续执行。

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    
    
    LockSupport.park(this);
    //返回目标线程是否中断的布尔值:中断返回true，不中断返回false，且返回后会重置中断状态为未中断
    return Thread.interrupted();
}

因为线程2未中断，所以返回false。继续执行acquireQueued()中的死循环

for (;;) {
    
    
    // 获取当前节点的上一个节点
    final Node p = node.predecessor();
    //p为头节点，尝试获取锁操作
    if (p == head && tryAcquire(arg)) {
    
    
        setHead(node);
        p.next = null;
        // 将获取锁失败标识置为false
        failed = false;
        // 获取到锁资源，不会被中断
        return interrupted;
    }
    // p 不是 head 或者 没拿到锁资源，
    if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
        // 基于 Unsafe 的 park方法，挂起线程
        parkAndCheckInterrupt())
        interrupted = true;
}

此时p是头节点，且能获取锁成功，将exclusiveOwnerThread设置为线程2，即线程2 获取锁资源。

将node节点设置为head节点，并将node节点的pre和thread设置为null。因为拿到锁资源了，node节点就不需要排队了。

将头节点p的next置为null，此时p节点就不在队列中存在了，可以帮助GC回收(可达性分析)。failed设置为false，表明获取锁成功；interrupted为false，则线程不会中断。

为什么被唤醒的线程要调用Thread.interrupted()清除中断标记

从上边的方法可以看出，当parkAndCheckInterrupt()方法返回true时，即Thread.interrupted()方法返回了true，也就是该线程被中断了。为了让被唤醒的线程继续执行后续获取锁的操作，就需要让中断的线程像没有被中断过一样继续往下执行，所以在返回中断标记的同时要清除中断标记，将其设置为false。

清除中断标记之后不代表该线程不需要中断了，所以在parkAndCheckInterrupt()方法返回true时，要自己设置一个中断标志interrupted = true，为的就是当获取到锁资源执行完相关的操作之后进行中断补偿，故而需要执行selfInterrupt()方法中断线程。

以上就是我们加锁解锁的图解过程了。最后我们再来说一下公平锁和非公平锁的区别。

区别

前边已经说过了，似乎非公平锁包含了公平锁的全部操作。打开公平锁的代码，我们发现accquire()方法中只有该方法的实现有点区别。

hasQueuedPredecessors()返回false时才会尝试获取锁资源。该方法代码实现如下

public final boolean hasQueuedPredecessors() {
    
    
    Node t = tail; 
    Node h = head;
    Node s;
    return h != t &&
        ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}

• h==t时，队列为空，表示没人排队，可以获取锁资源；
• 队列不为空，头结点有后继节点不为空且s节点获取锁的线程是当前线程也可以获取锁资源，代表锁重入操作；

总结

以上就是我们的全部内容了，我们在最后再做个总结：

• 代码使用要合乎规范，避免加锁成功后，在finally中无法解锁；
• 理解AQS的FIFO队列以及Node的相关属性，尤其注意waitStatus的状态；
• 利用图加深对非公平锁源码的理解；

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