技术文章摘抄

AQS 万字图文全面解析

前言

谈到并发，我们不得不说AQS(AbstractQueuedSynchronizer)，所谓的AQS即是抽象的队列式的同步器，内部定义了很多锁相关的方法，我们熟知的ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch、Semaphore等都是基于AQS来实现的。

我们先看下AQS相关的UML图：

image.png

思维导图：

image.png

AQS 实现原理

AQS中 维护了一个volatile int state（代表共享资源）和一个FIFO线程等待队列（多线程争用资源被阻塞时会进入此队列）。

这里volatile能够保证多线程下的可见性，当state=1则代表当前对象锁已经被占有，其他线程来加锁时则会失败，加锁失败的线程会被放入一个FIFO的等待队列中，比列会被UNSAFE.park()操作挂起，等待其他获取锁的线程释放锁才能够被唤醒。

另外state的操作都是通过CAS来保证其并发修改的安全性。

具体原理我们可以用一张图来简单概括：

image.png

AQS 中提供了很多关于锁的实现方法，

  • getState()：获取锁的标志 state 值
  • setState()：设置锁的标志 state 值
  • tryAcquire(int)：独占方式获取锁。尝试获取资源，成功则返回 true，失败则返回 false。
  • tryRelease(int)：独占方式释放锁。尝试释放资源，成功则返回 true，失败则返回 false。

这里还有一些方法并没有列出来，接下来我们以ReentrantLock作为突破点通过源码和画图的形式一步步了解AQS内部实现原理。

目录结构

文章准备模拟多线程竞争锁、释放锁的场景来进行分析AQS源码：

三个线程(线程一、线程二、线程三)同时来加锁/释放锁

目录如下：

  • 线程一加锁成功时AQS内部实现
  • 线程二/三加锁失败时AQS中等待队列的数据模型
  • 线程一释放锁及线程二获取锁实现原理
  • 通过线程场景来讲解公平锁具体实现原理
  • 通过线程场景来讲解 Condition 中 await()和signal()实现原理

这里会通过画图来分析每个线程加锁、释放锁后AQS内部的数据结构和实现原理

场景分析

线程一加锁成功

如果同时有三个线程并发抢占锁，此时线程一抢占锁成功，线程二和线程三抢占锁失败，具体执行流程如下：

image.png

此时AQS内部数据为：

image.png

线程二、线程三加锁失败：

image.png

有图可以看出，等待队列中的节点Node是一个双向链表，这里SIGNAL是Node中waitStatus属性，Node中还有一个nextWaiter属性，这个并未在图中画出来，这个到后面Condition会具体讲解的。

具体看下抢占锁代码实现：

java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .NonfairSync:

static final class NonfairSync extends Sync {



    final void lock() {

        if (compareAndSetState(0, 1))

            setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());

        else

            acquire(1);

    }



    protected final boolean tryAcquire(int acquires) {

        return nonfairTryAcquire(acquires);

    }

}

这里使用的ReentrantLock 非公平锁，线程进来直接利用CAS尝试抢占锁，如果抢占成功state值回被改为 1，且设置对象独占锁线程为当前线程。如下所示：

protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {

    return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);

}



protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {

    exclusiveOwnerThread = thread;

}

线程二抢占锁失败

我们按照真实场景来分析，线程一抢占锁成功后，state变为 1，线程二通过CAS修改state变量必然会失败。此时AQS中FIFO(First In First Out 先进先出)队列中数据如图所示：

image.png

我们将线程二执行的逻辑一步步拆解来看：

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():

public final void acquire(int arg) {

    if (!tryAcquire(arg) &&

        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))

        selfInterrupt();

}

先看看tryAcquire()的具体实现： java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .nonfairTryAcquire():

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {

    final Thread current = Thread.currentThread();

    int c = getState();

    if (c == 0) {

        if (compareAndSetState(0, acquires)) {

            setExclusiveOwnerThread(current);

            return true;

        }

    }

    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {

        int nextc = c + acquires;

        if (nextc < 0)

            throw new Error("Maximum lock count exceeded");

        setState(nextc);

        return true;

    }

    return false;

}

nonfairTryAcquire()方法中首先会获取state的值，如果不为 0 则说明当前对象的锁已经被其他线程所占有，接着判断占有锁的线程是否为当前线程，如果是则累加state值，这就是可重入锁的具体实现，累加state值，释放锁的时候也要依次递减state值。

如果state为 0，则执行CAS操作，尝试更新state值为 1，如果更新成功则代表当前线程加锁成功。

以线程二为例，因为线程一已经将state修改为 1，所以线程二通过CAS修改state的值不会成功。加锁失败。

线程二执行tryAcquire()后会返回 false，接着执行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)逻辑，将自己加入到一个FIFO等待队列中，代码实现如下：

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter():

private Node addWaiter(Node mode) {    

    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);

    Node pred = tail;

    if (pred != null) {

        node.prev = pred;

        if (compareAndSetTail(pred, node)) {

            pred.next = node;

            return node;

        }

    }

    enq(node);

    return node;

}

这段代码首先会创建一个和当前线程绑定的Node节点，Node为双向链表。此时等待对内中的tail指针为空，直接调用enq(node)方法将当前线程加入等待队列尾部：

private Node enq(final Node node) {

    for (;;) {

        Node t = tail;

        if (t == null) {

            if (compareAndSetHead(new Node()))

                tail = head;

        } else {

            node.prev = t;

            if (compareAndSetTail(t, node)) {

                t.next = node;

                return t;

            }

        }

    }

}

第一遍循环时tail指针为空，进入 if 逻辑，使用CAS操作设置head指针，将head指向一个新创建的Node节点。此时AQS中数据：

image.png

执行完成之后，head、tail、t都指向第一个Node元素。

接着执行第二遍循环，进入else逻辑，此时已经有了head节点，这里要操作的就是将线程二对应的Node节点挂到head节点后面。此时队列中就有了两个Node节点：

image.png

addWaiter()方法执行完后，会返回当前线程创建的节点信息。继续往后执行acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg) 逻辑，此时传入的参数为线程二对应的Node节点信息：

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued():

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {

    boolean failed = true;

    try {

        boolean interrupted = false;

        for (;;) {

            final Node p = node.predecessor();

            if (p == head && tryAcquire(arg)) {

                setHead(node);

                p.next = null; // help GC

                failed = false;

                return interrupted;

            }

            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&

                parkAndChecknIterrupt())

                interrupted = true;

        }

    } finally {

        if (failed)

            cancelAcquire(node);

    }

}



private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {

    int ws = pred.waitStatus;

    if (ws == Node.SIGNAL)

        return true;

    if (ws > 0) {

        do {

            node.prev = pred = pred.prev;

        } while (pred.waitStatus > 0);

        pred.next = node;

    } else {

        compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);

    }

    return false;

}



private final boolean parkAndCheckInterrupt() {

    LockSupport.park(this);

    return Thread.interrupted();

}

acquireQueued()这个方法会先判断当前传入的Node对应的前置节点是否为head，如果是则尝试加锁。加锁成功过则将当前节点设置为head节点，然后空置之前的head节点，方便后续被垃圾回收掉。

如果加锁失败或者Node的前置节点不是head节点，就会通过shouldParkAfterFailedAcquire方法 将head节点的waitStatus变为了SIGNAL=-1，最后执行parkAndChecknIterrupt方法，调用LockSupport.park()挂起当前线程。

此时AQS中的数据如下图：

image.png

此时线程二就静静的待在AQS的等待队列里面了，等着其他线程释放锁来唤醒它。

线程三抢占锁失败

看完了线程二抢占锁失败的分析，那么再来分析线程三抢占锁失败就很简单了，先看看addWaiter(Node mode)方法：

private Node addWaiter(Node mode) {

    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);

    Node pred = tail;

    if (pred != null) {

        node.prev = pred;

        if (compareAndSetTail(pred, node)) {

            pred.next = node;

            return node;

        }

    }

    enq(node);

    return node;

}

此时等待队列的tail节点指向线程二，进入if逻辑后，通过CAS指令将tail节点重新指向线程三。接着线程三调用enq()方法执行入队操作，和上面线程二执行方式是一致的，入队后会修改线程二对应的Node中的waitStatus=SIGNAL。最后线程三也会被挂起。此时等待队列的数据如图：

image.png

线程一释放锁

现在来分析下释放锁的过程，首先是线程一释放锁，释放锁后会唤醒head节点的后置节点，也就是我们现在的线程二，具体操作流程如下：

image.png

执行完后等待队列数据如下：

image.png

此时线程二已经被唤醒，继续尝试获取锁，如果获取锁失败，则会继续被挂起。如果获取锁成功，则AQS中数据如图：

image.png

接着还是一步步拆解来看，先看看线程一释放锁的代码：

java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.release()

public final boolean release(int arg) {

    if (tryRelease(arg)) {

        Node h = head;

        if (h != null && h.waitStatus != 0)

            unparkSuccessor(h);

        return true;

    }

    return false;

}

这里首先会执行tryRelease()方法，这个方法具体实现在ReentrantLock中，如果tryRelease执行成功，则继续判断head节点的waitStatus是否为 0，前面我们已经看到过，head的waitStatue为SIGNAL(-1)，这里就会执行unparkSuccessor()方法来唤醒head的后置节点，也就是我们上面图中线程二对应的Node节点。

此时看ReentrantLock.tryRelease()中的具体实现：

protected final boolean tryRelease(int releases) {

    int c = getState() - releases;

    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())

        throw new IllegalMonitorStateException();

    boolean free = false;

    if (c == 0) {

        free = true;

        setExclusiveOwnerThread(null);

    }

    setState(c);

    return free;

}

执行完ReentrantLock.tryRelease()后，state被设置成 0，Lock 对象的独占锁被设置为 null。此时看下AQS中的数据：

image.png

接着执行java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor()方法，唤醒head的后置节点：

private void unparkSuccessor(Node node) {

    int ws = node.waitStatus;

    if (ws < 0)

        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);

    Node s = node.next;

    if (s == null || s.waitStatus > 0) {

        s = null;

        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)

            if (t.waitStatus <= 0)

                s = t;

    }

    if (s != null)

        LockSupport.unpark(s.thread);

}

这里主要是将head节点的waitStatus设置为 0。

此时重新将head指针指向线程二对应的Node节点，且使用LockSupport.unpark方法来唤醒线程二。

被唤醒的线程二会接着尝试获取锁，用CAS指令修改state数据。 执行完成后可以查看AQS中数据：

image.png

此时线程二被唤醒，线程二接着之前被park的地方继续执行，继续执行acquireQueued()方法。

线程二唤醒继续加锁

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {

    boolean failed = true;

    try {

        boolean interrupted = false;

        for (;;) {

            final Node p = node.predecessor();

            if (p == head && tryAcquire(arg)) {

                setHead(node);

                p.next = null; // help GC

                failed = false;

                return interrupted;

            }

            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&

                parkAndCheckInterrupt())

                interrupted = true;

        }

    } finally {

        if (failed)

            cancelAcquire(node);

    }

}

此时线程二被唤醒，继续执行for循环，判断线程二的前置节点是否为head，如果是则继续使用tryAcquire()方法来尝试获取锁，其实就是使用CAS操作来修改state值，如果修改成功则代表获取锁成功。接着将线程二设置为head节点，然后空置之前的head节点数据，被空置的节点数据等着被垃圾回收。

此时线程二获取锁成功，AQS中队列数据如下：

image.png

等待队列中的数据都等待着被垃圾回收。

线程二释放锁/线程三加锁

当线程二释放锁时，会唤醒被挂起的线程三，流程和上面大致相同，被唤醒的线程三会再次尝试加锁，具体代码可以参考上面内容。具体流程图如下：

image.png

此时AQS中队列数据如图：

image.png

公平锁实现原理

上面所有的加锁场景都是基于非公平锁来实现的，非公平锁是ReentrantLock的默认实现，那我们接着来看一下公平锁的实现原理，这里先用一张图来解释公平锁和非公平锁的区别：

非公平锁执行流程：

image.png

这里我们还是用之前的线程模型来举例子，当线程二释放锁的时候，唤醒被挂起的线程三，线程三执行tryAcquire()方法使用CAS操作来尝试修改state值，如果此时又来了一个线程四也来执行加锁操作，同样会执行tryAcquire()方法。

这种情况就会出现竞争，线程四如果获取锁成功，线程三仍然需要待在等待队列中被挂起。这就是所谓的非公平锁，线程三辛辛苦苦排队等到自己获取锁，却眼巴巴的看到线程四插队获取到了锁。

公平锁执行流程：

image.png

公平锁在加锁的时候，会先判断AQS等待队列中是存在节点，如果存在节点则会直接入队等待，具体代码如下.

公平锁在获取锁是也是首先会执行acquire()方法，只不过公平锁单独实现了tryAcquire()方法：

#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():

public final void acquire(int arg) {

    if (!tryAcquire(arg) &&

        acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))

        selfInterrupt();

}

这里会执行ReentrantLock中公平锁的tryAcquire()方法

#java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync.tryAcquire():

static final class FairSync extends Sync {

    protected final boolean tryAcquire(int acquires) {

        final Thread current = Thread.currentThread();

        int c = getState();

        if (c == 0) {

            if (!hasQueuedPredecessors() &&

                compareAndSetState(0, acquires)) {

                setExclusiveOwnerThread(current);

                return true;

            }

        }

        else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {

            int nextc = c + acquires;

            if (nextc < 0)

                throw new Error("Maximum lock count exceeded");

            setState(nextc);

            return true;

        }

        return false;

    }

}

这里会先判断state值，如果不为 0 且获取锁的线程不是当前线程，直接返回 false 代表获取锁失败，被加入等待队列。如果是当前线程则可重入获取锁。

如果state=0则代表此时没有线程持有锁，执行hasQueuedPredecessors()判断AQS等待队列中是否有元素存在，如果存在其他等待线程，那么自己也会加入到等待队列尾部，做到真正的先来后到，有序加锁。具体代码如下：

#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.hasQueuedPredecessors():

public final boolean hasQueuedPredecessors() {

    Node t = tail;

    Node h = head;

    Node s;

    return h != t &&

        ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());

}

这段代码很有意思，返回false代表队列中没有节点或者仅有一个节点是当前线程创建的节点。返回true则代表队列中存在等待节点，当前线程需要入队等待。

image.png

先判断head是否等于tail，如果队列中只有一个Node节点，那么head会等于tail。

接着判断(s = h.next) == null，这种属于一种极端情况，在enq()入队操作中，此时不是原子性操作，可能存在这种情况：

YcAPpD.png

在第一个红框处，例如 线程一 执行完成，此时 head 已经有值，而还未执行tail=head的时候，此时 线程二 判断 head != tail成立。而接着 线程一 执行完第二个红框处，此时tail = node，但是并未将head.next指向node。而这时 线程二 就会得到head.next == null成立，直接返回 true。这种情况代表有节点正在做入队操作。

如果head.next不为空，那么接着判断head.next节点是否为当前线程，如果不是则返回 false。大家要记清楚，返回 false 代表 FIFO 队列中没有等待获取锁的节点，此时线程可以直接尝试获取锁，如果返回 true 代表有等待线程，当前线程如要入队排列，这就是体现公平锁的地方。

非公平锁和公平锁的区别： 非公平锁性能高于公平锁性能。非公平锁可以减少CPU唤醒线程的开销，整体的吞吐效率会高点，CPU也不必取唤醒所有线程，会减少唤起线程的数量

非公平锁性能虽然优于公平锁，但是会存在导致线程饥饿的情况。在最坏的情况下，可能存在某个线程一直获取不到锁。不过相比性能而言，饥饿问题可以暂时忽略，这可能就是ReentrantLock默认创建非公平锁的原因之一了。

Condition 实现原理

Condition 简介

上面已经介绍了AQS所提供的核心功能，当然它还有很多其他的特性，这里我们来继续说下Condition这个组件。

Condition`是在`java 1.5`中才出现的，它用来替代传统的`Object`的`wait()`、`notify()`实现线程间的协作，相比使用`Object`的`wait()`、`notify()`，使用`Condition`中的`await()`、`signal()`这种方式实现线程间协作更加安全和高效。因此通常来说比较推荐使用`Condition

其中AbstractQueueSynchronizer中实现了Condition中的方法，主要对外提供awaite(Object.wait())和signal(Object.notify())调用。

Condition Demo 示例

使用示例代码：

/**

 * ReentrantLock 实现源码学习

 * @author 一枝花算不算浪漫

 * @date 2020/4/28 7:20

 */

public class ReentrantLockDemo {

    static ReentrantLock lock = new ReentrantLock();



    public static void main(String[] args) {

        Condition condition = lock.newCondition();



        new Thread(() -> {

            lock.lock();

            try {

                System.out.println("线程一加锁成功");

                System.out.println("线程一执行 await 被挂起");

                condition.await();

                System.out.println("线程一被唤醒成功");

            } catch (Exception e) {

                e.printStackTrace();

            } finally {

                lock.unlock();

                System.out.println("线程一释放锁成功");

            }

        }).start();



        new Thread(() -> {

            lock.lock();

            try {

                System.out.println("线程二加锁成功");

                condition.signal();

                System.out.println("线程二唤醒线程一");

            } finally {

                lock.unlock();

                System.out.println("线程二释放锁成功");

            }

        }).start();

    }

}

执行结果如下图：

image.png

这里线程一先获取锁，然后使用await()方法挂起当前线程并释放锁，线程二获取锁后使用signal唤醒线程一。

Condition 实现原理图解

我们还是用上面的demo作为实例，执行的流程如下：

image.png

线程一执行await()方法：

先看下具体的代码实现，#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.await()：

 public final void await() throws InterruptedException {

    if (Thread.interrupted())

        throw new InterruptedException();

    Node node = addConditionWaiter();

    int savedState = fullyRelease(node);

    int interruptMode = 0;

    while (!isOnSyncQueue(node)) {

        LockSupport.park(this);

        if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)

            break;

    }

    if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)

        interruptMode = REINTERRUPT;

    if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled

        unlinkCancelledWaiters();

    if (interruptMode != 0)

        reportInterruptAfterWait(interruptMode);

}

await()方法中首先调用addConditionWaiter()将当前线程加入到Condition队列中。

执行完后我们可以看下Condition队列中的数据：

image.png

具体实现代码为：

private Node addConditionWaiter() {

    Node t = lastWaiter;

    if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {

        unlinkCancelledWaiters();

        t = lastWaiter;

    }

    Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);

    if (t == null)

        firstWaiter = node;

    else

        t.nextWaiter = node;

    lastWaiter = node;

    return node;

}

这里会用当前线程创建一个Node节点，waitStatus为CONDITION。接着会释放该节点的锁，调用之前解析过的release()方法，释放锁后此时会唤醒被挂起的线程二，线程二会继续尝试获取锁。

接着调用isOnSyncQueue()方法是判断当前的线程节点是不是在同步队列中，因为上一步已经释放了锁，也就是说此时可能有线程已经获取锁同时可能已经调用了singal()方法，如果已经唤醒，那么就不应该park了，而是退出while方法，从而继续争抢锁。

此时线程一被挂起，线程二获取锁成功。

具体流程如下图：

image.png

线程二执行signal()方法：

首先我们考虑下线程二已经获取到锁，此时AQS等待队列中已经没有了数据。

接着就来看看线程二唤醒线程一的具体执行流程：

public final void signal() {

    if (!isHeldExclusively())

        throw new IllegalMonitorStateException();

    Node first = firstWaiter;

    if (first != null)

        doSignal(first);

}

先判断当前线程是否为获取锁的线程，如果不是则直接抛出异常。 接着调用doSignal()方法来唤醒线程。

private void doSignal(Node first) {

    do {

        if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)

            lastWaiter = null;

        first.nextWaiter = null;

    } while (!transferForSignal(first) &&

             (first = firstWaiter) != null);

}



final boolean transferForSignal(Node node) {

    if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))

        return false;



    Node p = enq(node);

    int ws = p.waitStatus;

    if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))

        LockSupport.unpark(node.thread);

    return true;

}



/**

 * Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above.

 * @param node the node to insert

 * @return node's predecessor

 */

private Node enq(final Node node) {

    for (;;) {

        Node t = tail;

        if (t == null) { // Must initialize

            if (compareAndSetHead(new Node()))

                tail = head;

        } else {

            node.prev = t;

            if (compareAndSetTail(t, node)) {

                t.next = node;

                return t;

            }

        }

    }

}

这里先从transferForSignal()方法来看，通过上面的分析我们知道Condition队列中只有线程一创建的一个Node节点，且waitStatue为CONDITION，先通过CAS修改当前节点waitStatus为 0，然后执行enq()方法将当前线程加入到等待队列中，并返回当前线程的前置节点。

加入等待队列的代码在上面也已经分析过，此时等待队列中数据如下图：

image.png

接着开始通过CAS修改当前节点的前置节点waitStatus为SIGNAL，并且唤醒当前线程。此时AQS中等待队列数据为：

image.png

线程一被唤醒后，继续执行await()方法中的 while 循环。

public final void await() throws InterruptedException {

    if (Thread.interrupted())

        throw new InterruptedException();

    Node node = addConditionWaiter();

    int savedState = fullyRelease(node);

    int interruptMode = 0;

    while (!isOnSyncQueue(node)) {

        LockSupport.park(this);

        if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)

            break;

    }

    if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)

        interruptMode = REINTERRUPT;

    if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled

        unlinkCancelledWaiters();

    if (interruptMode != 0)

        reportInterruptAfterWait(interruptMode);

}

因为此时线程一的waitStatus已经被修改为 0，所以执行isOnSyncQueue()方法会返回false。跳出while循环。

接着执行acquireQueued()方法，这里之前也有讲过，尝试重新获取锁，如果获取锁失败继续会被挂起。直到另外线程释放锁才被唤醒。

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {

    boolean failed = true;

    try {

        boolean interrupted = false;

        for (;;) {

            final Node p = node.predecessor();

            if (p == head && tryAcquire(arg)) {

                setHead(node);

                p.next = null; // help GC

                failed = false;

                return interrupted;

            }

            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&

                parkAndCheckInterrupt())

                interrupted = true;

        }

    } finally {

        if (failed)

            cancelAcquire(node);

    }

}

此时线程一的流程都已经分析完了，等线程二释放锁后，线程一会继续重试获取锁，流程到此终结。

Condition 总结

我们总结下 Condition 和 wait/notify 的比较：

  • Condition 可以精准的对多个不同条件进行控制，wait/notify 只能和 synchronized 关键字一起使用，并且只能唤醒一个或者全部的等待队列；
  • Condition 需要使用 Lock 进行控制，使用的时候要注意 lock()后及时的 unlock()，Condition 有类似于 await 的机制，因此不会产生加锁方式而产生的死锁出现，同时底层实现的是 park/unpark 的机制，因此也不会产生先唤醒再挂起的死锁，一句话就是不会产生死锁，但是 wait/notify 会产生先唤醒再挂起的死锁。

总结

这里用了一步一图的方式结合三个线程依次加锁/释放锁来展示了ReentrantLock的实现方式和实现原理，而ReentrantLock底层就是基于AQS实现的，所以我们也对AQS有了深刻的理解。

另外还介绍了公平锁与非公平锁的实现原理，Condition的实现原理，基本上都是使用源码+绘图的讲解方式，尽量让大家更容易去理解。