AQS作为JUC并发组件实现的核心。全称是AbstructQueuedSynchronizer，也就是同步队列器。
其内部实现主要的是一个state状态标识和基于FIFO一个同步队列。
这个状态标识表明当前的资源是否是可以争取的，当state=0是，表示资源没有加锁；当state>0时，表示资源加锁。
关于这个队列，有几个属性：
1）队列是基于双向链表的，因此具有定制的节点结构信息。node
2）tail尾指针，指向队列的最后一个节点
3）头指针，指向队列的第一个节点（也即是 头节点）。头结点中包含有当前资源的同步状态信息。
4）waitStatus 节点等待标识。
=1时 SIGNAL 表明当前节点的后继节点所包含的线程需要运行。
=-1 CANCEL 表明当前节点线程取消
=-2 CONDITION 表明当前节点在等待condition 处于Condition等待队列
=-3 PROPAGATE 应用在共享锁中
= 0 当前节点在同步队列中，等待获取锁
AQS是通过内部的同步队列来完成线程获取资源的排队工作
AQS可以实现独占锁和共享锁。
ReentrantLock实现的是独占锁；ReentrantReadWriteLock实现的是独占锁和共享锁；CountDownLatch实现的是共享锁。
因此，关于锁的获取和释放有以下几种方式：
1）独占式获取锁
首先，线程尝试获得锁tryAcquire，获取成功则函数返回，获得失败，addWaiter构造一个独占模式同步节点，如果前驱节点不为空则将该节点采用CAS方式放置到同步队列尾部，如果放置失败则说明当前节点位置存在并发竞争，进入enq方法进行添加,其实，enq方法也就是通过CAS自旋锁的方式不断地尝试来向队列中添加构造的节点；
如果节点最后成功地放置到队列里。执行acquireQueued方法，当前节点中的线程通过自旋方式尝试获取同步状态。
如果当前节点的前驱节点是头结点，并且重新尝试获取锁成功，就将当前节点设置为头结点！否则判断当前线程是否可以被安全阻塞挂起（根据waitStatus来判断，判断函数shouldParkAfterFailedAcquire），是的话就调用parkAndCheckInterrupt方法里的park方法进行挂起。然后再次进入for循环自旋。
如何判断？？？？
当前节点的前驱节点是waitStatus是SIGNAL则可以挂起，之后由前驱节点进行唤醒；
若前驱节点是CANCEL 则向前遍历直到找到一个是SIGNAL的节点，并将当前节点放置在此节点的后面，不能挂起；
否则尝试将前驱节点的状态设置为SIGNAL，不能挂起
2）独占式释放锁
调用release方法来释放锁。这个方法一般由子类自己重写。
首先，尝试释放锁tryRelease，如果成功那么就唤醒后继节点 unparkSuccessor里的LockSupport.unpark方法
3）共享式获得锁
调用acquireShared方法，首先尝试获得锁，获得成功就返回；获得失败进入等待队列。直到获取到资源为止才返回。
若当前节点的前驱节点是头结点，则尝试进行加锁；如果加锁成功就调用setHeadAndPropagate，将当前节点设置为头结点，唤醒后继节点，并将之前的头结点从队列中踢出去，等待GC回收；
shared模式下是允许多个线程持有一把锁的，其中tryAcquire的返回值标志了是否允许其他线程继续进入。如果允许的话，需要唤醒队列中等待的线程。其中setHeadAndPropagate方法中的doReleaseShared方法的逻辑很简单，就是唤醒后继线程。
如果获得锁失败，判断当前线程是否可以被安全阻塞挂起，是的话就调用parkAndCheckInterrupt方法里的park方法进行挂起。
tryAcquireShared返回值为正，说明获得锁成功，负数则失败。
4）共享式释放锁
调用releaseShared方法；尝试释放锁，释放成功再次调用doReleaseShared，此方法内部还是调用LockSupport.unpark()方法唤醒后继线程。
5）独占超时获得锁
相比于独占获得锁方式，最重要的区别就是：独占获得锁在自旋获得锁失败之后会挂起，让出CPU时间片，之后再次进入for循环自旋尝试获得锁；而独占超时获得锁在获得锁失败之后，判断当前时间是否超时？若超时，则直接返回不再进行for循环；若没有超时，则将当前线程阻塞指定的超时时间之后再次进行for循环进行CAS自旋获取锁！
调用doAcquireNanos方法。该方法在自旋过程中，当节点的前驱节点为头节点时尝试获取同步状态，如果获取成功则从该方法返回，这个过程和独占式同步获取的过程类似，
但是在同步状态获取失败的处理上有所不同。如果当前线程获取同步状态失败，则首先重新计算超时间隔nanosTimeout，则判断是否超时（nanosTimeout小于等于0表示已经超时），如果没有超时，则使当前线程等待nanosTimeout纳秒（当已到设置的超时时间，该线程会从LockSupport.parkNanos(Object blocker,long nanos)方法返回）。
如果nanosTimeout小于等于spinForTimeoutThreshold（1000纳秒）时，将不会使该线程进行超时等待，而是进入快速的自旋过程。原因在于，非常短的超时等待无法做到十分精确，如果这时再进行超时等待，相反会让nanosTimeout的超时从整体上表现得反而不精确。因此，在超时非常短的场景下，同步器会进入无条件的快速自旋。