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();elsereturn 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());elseacquire(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());elseacquire(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falseif (!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 + 1int 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 falseboolean failed = true;try {// 线程中断的标识，中断为 true，不中断为 falseboolean 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falsefailed = 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trueif (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 prednode.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-1compareAndSetWaitStatus(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nullcompareAndSetNext(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 nextcompareAndSetNext(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trueif (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 NodeunparkSuccessor(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 nullsetExclusiveOwnerThread(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nodeif (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falsefailed = 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。

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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