能干嘛：
加锁就会有阻塞，有阻塞就需要排队，实现排队必然需要有某种形式的队列来进行管理。
是什么？
废话：抽象的队列同步器
翻译一下：AQS是用来构建锁或者其它同步器组件的重量级基础框架及整个JUC体系的基石，通过内置的FIFO队列来完成资源获取线程的排队工作，并通过一个int类变量表示持有锁的状态。
举个例子：你开锁进入你家房子之后，里面的房间不需要再开锁才能进去，所有房间对你畅通无阻。当然如果你跟你老婆吵架了不让上床另当别论。
可重入锁有名递归锁，意思是指同一个线程在外层方法获取锁的时候，再进入线程的内层方法会自动获取锁（前提，锁对象是同一个对象），不会因为之前已经获取过还没释放而阻塞。
Java中ReentrantLock和synchronized都是可重入锁，可重入锁的一个优点是可一定程度避免死锁。
线程唤醒机制
1、使用Object中的wait()方法让线程等待， 使用Object中的notify()方法唤醒线程
2、使用JUC包中Condition的await()方法让线程等待，使用signal()方法唤醒线程
3、LockSupport类可以park()阻塞当前线程以及unpark()唤醒指定被阻塞的线程
为什么要有LockSupport？
先看一段简单正常的代码：
private static void synchronizedWaitNotify() {
new Thread(() -> {
synchronized (objectLock){
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+"------come in");
try {
objectLock.wait();
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+"------被唤醒");
}
},"A").start();
new Thread(() -> {
synchronized (objectLock)
{
objectLock.notify();
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+"------通知");
}
},"B").start();
}
上面的是正常的代码，特意整2个异常，看看Object类中wait和notify的限制。
异常1：使用wait和notify时去掉同步代码块。（为什么一定要放在同步代码块里面）
异常2：将notify放在wait方法前面，程序无法执行，无法唤醒。
而Condition虽然相比于Object对于加锁和释放锁更加细腻化，但是跟Object类中线程等待和唤醒有一样的限制。
传统的synchronized和Lock实现等待唤醒通知的约束。
1、线程先要获得并持有锁，必须在锁块（synchronized或lock）中
2、必须要先等待后唤醒，线程才能够被唤醒
为了解决上面的约束，所以有了LockSupport。LockSupport类中的park()和unpark()来实现阻塞和唤醒线程的操作。
举个例子：想见老马不用再预约等待了，提前拿到老马的信物，直接出示信物就可以直接去他办公室。
private static void synchronizedParkUnpark() {
Thread t1 = new Thread(() -> {
try { TimeUnit.SECONDS.sleep(5L); } catch (Exception e) { e.printStackTrace();}
System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t ----begi"+System.currentTimeMillis());
LockSupport.park();//阻塞当前线程
System.out.println(Thread.currentThread().getName() + "\t ----被唤醒"+System.currentTimeMillis());
}, "t1");
t1.start();
LockSupport.unpark(t1);
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t 通知t1...");
}
线程t1先执行让它睡5秒钟，unpark先执行，等到5s到之后，t1依然可以执行。这样就相当于先唤醒仍然可以执行，另外也不需要放在同步代码块中。
LockSupprt里面到底做了什么？看看Java12给出的定义:
/*
permit默认是O，所以一开始调用park()方法，当前线程就会阻塞，直到别的线程将当前线程的permit设置为1时,park方法会被唤醒，然后会将permit再次设置为O并返回。
*/
public static void park() {
UNSAFE.park(false, 0L);
}
调用unpark(thread)方法后，就会将thread线程的许可permit设置成1(注意多次调用unpark方法，不会累加，permit值还是1)
会自动唤醒thread线程，即之前阻塞中的LockSupport.park()方法会立即返回。
**/
public static void unpark(Thread thread) {
if (thread != null)
UNSAFE.unpark(thread);
}
其实AQS是对于构建锁或者其它同步器组件的上一层抽象。在并发编程中经常使用到的一些同步器就是继承了AQS，例如：
ReentrantLock、CountDownLatch、ReentrantReadWriteLock、Semaphore。。。
先看下官网的定义。
有阻塞就需要排队，实现排队必然需要队列。AQS使用一个volatile的int类型的成员变量来表示同步状态，通过内置的 FIFO队列来完成资源获取的排队工作将每条要去抢占资源的线程封装成一个Node节点来实现锁的分配，通过CAS完成对State值的修改。
再丰富的语言描述，也比不上一张图更加直接。讲上面的定义转化为一张图AQS同步队列的基本结构图。
基本结构图的基础上，再了解AQS的内部体系架构设计。
AQS自身主要分为2个部分：1、AQS的同步状态State成员变量 2、AQS的CLH队列。
举个例子：银行排队办理业务
1、这里State可以理解为银行的办理窗口，零就是没人，自由状态可以办理，大于等于1，有人占用窗口，等着去
2、CLH队列可理解为银行侯客区的等待顾客
内部类Node节点
static final class Node {
// 当前节点在共享模式
static final Node SHARED = new Node();
// 节点在独占模式下
static final Node EXCLUSIVE = null;
// ======== 下面的几个int常量是给waitStatus用的 ===========
/** waitStatus value to indicate thread has cancelled */
// 线程取消了争抢这个锁
static final int CANCELLED = 1;
/** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */
// 官方的描述是，其表示当前node的后继节点对应的线程需要被唤醒
static final int SIGNAL = -1;
/** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
// 本文不分析condition，所以略过吧，下一篇文章会介绍这个
static final int CONDITION = -2;
/**
* waitStatus value to indicate the next acquireShared should
* unconditionally propagate
*/
// 同样的不分析，略过吧
static final int PROPAGATE = -3;
// =====================================================
// 取值为上面的1、-1、-2、-3，或者0(以后会讲到)
// 这么理解，暂时只需要知道如果这个值 大于0 代表此线程取消了等待，
// ps: 半天抢不到锁，不抢了，ReentrantLock是可以指定timeouot的。。。
volatile int waitStatus;
// 前驱节点的引用
volatile Node prev;
// 后继节点的引用
volatile Node next;
// 这个就是线程本尊
volatile Thread thread;
}
Node 的数据结构其实也挺简单的，就是 thread + waitStatus + pre + next 四个属性而已，大家先要有这个概念在心里。
AQS自身小总结：有阻塞就需要排队，实现排队必然需要队列；通过state变量+CLH双端Node队列控制。
知道了AQS结构，真正的精华在于AQS底层是怎么进行队列控制的？其实就是通过我们之前前置知识 LockSupport.park()进行排队。下面将根据源码进行分析。
由于AQS涉及的源码太多，其底层原理是相同的。本文基于最常使用的ReentrantLock进行解释说明。
为了更好的解决AQS底层是怎么进行排队的，用个简单的code来进行流程的说明。
package JUC.AQS;
import java.util.concurrent.TimeUnit;
import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock;
/***
* 带入一个抢坑位且不讲武德谁先抢到就先进去的案例来模拟我们的AQS如何进行线程的管理和通知唤醒机制
* 3个线程模拟3个人抢坑位
*/
public class AQSDemo {
public static void main(String[] args) {
ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
//A就是第一个抢坑，坑里没有任何人，A可以直接进去
new Thread(() -> {
lock.lock();
try {
System.out.println("-----A thread come in");
try {
TimeUnit.MINUTES.sleep(20);
} catch (Exception e) {
e.printStackTrace();
}
} finally {
lock.unlock();
}
}, "A").start();
//第二个顾客，第二个线程---》由于A在里面，此时B只能等待，
//进入候队区
new Thread(() -> {
lock.lock();
try {
System.out.println("-----B thread come in");
} finally {
lock.unlock();
}
}, "B").start();
//第三个顾客，第三个线程---》由于坑位只有一个(只能一个线程持有锁)，此时C只能等待，
//进入候队区
new Thread(() -> {
lock.lock();
try {
System.out.println("-----C thread come in");
} finally {
lock.unlock();
}
}, "C").start();
}
}
本次讲解我们走最常用的，lock/unlock作为案例突破口。
对比公平锁和非公平锁的tryAcqure()方法的实现代码， 其实差别就在于非公平锁获取锁时比公平锁中少了一个判断!hasQueuedPredecessors()
hasQueuedPredecessors()中判断了是否需要排队，导致公平锁和非公平锁的差异如下:
公平锁:公平锁讲究先来先到，线程在获取锁时，如果这个锁的等待队列中已经有线程在等待，那么当前线程就会进入等待队列中;
非公平锁:不管是否有等待队列，如果可以获取锁，则立刻占有锁对象。也就是说队列的第一 个排队线程在unpark(), 之后还是需要竞争锁(存在线程竞争的情况下)
AQS源码深度分析
相比于公平锁，非公平锁流程相对略微复杂一下。本文接下来就从非公平锁进行分析，以之前银行的code为例子配合代码进行说明。
排队逻辑进行acquire中看AQS是如何处理的
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
非公平锁走起，lock()流程说明：
1、第一个线程A进入lock()，接着走acquire()，然后走到tryAcquire()，子类调用nonfairTryAcquire()，这时候银行窗口state=0没人，直接抢到窗口，reture true。
2、第二个线程B进入，
2.1 流程1：重复流程直到nonfairTryAcquire()，发现states!=0，return false。
2.2 流程2：addWaiter进入队列，刚开始队列是空的pre、tail==null，继续走enq。enq中其实是一个CAS，当第一个线程要入队时，先进行初始化，创建了一个虚拟节点，该节点其实并不存储任何信息，只是占位。 B尾插法进入队列，双向链表，相当于此时B在链表中的第二个节点。
2.3 流程3：进入acquireQueued，在试试抢下资源tryAcquire()，失败了进入shouldParkAfterFailedAcquire()，如果前驱节点的waitstatus是SIGNAL状态(-1)，即shouldParkAfterFailedAcquire方法会返回true 程序会继续向下执行parkAndCheckInterrupt方法，调用LockSupport()将当前线程挂起。
3、第三个线程C进入也重复B的动作，只是不需要在创建虚拟节点，直接入队然后被挂起。
c把b节点的waitStatus = -1，c还是0；每个插入的节点都会把上个节点的waitStatus值改为-1；有点疑问，还是只有第一个节点的值是-1.
源码分析
static final class FairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;
// 争锁
final void lock() {
acquire(1);
}
// 我们看到，这个方法，如果tryAcquire(arg) 返回true, 也就结束了。
// 否则，acquireQueued方法会将线程压到队列中
public final void acquire(int arg) { // 此时 arg == 1
// 首先调用tryAcquire(1)一下，名字上就知道，这个只是试一试
// 因为有可能直接就成功了呢，也就不需要进队列排队了，
// 对于公平锁的语义就是：本来就没人持有锁，根本没必要进队列等待(又是挂起，又是等待被唤醒的)
if (!tryAcquire(arg) &&
// tryAcquire(arg)没有成功，这个时候需要把当前线程挂起，放到阻塞队列中。
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) {
selfInterrupt();
}
}
/**
* Fair version of tryAcquire. Don't grant access unless
* recursive call or no waiters or is first.
*/
// 尝试直接获取锁，返回值是boolean，代表是否获取到锁
// 返回true：1.没有线程在等待锁；2.重入锁，线程本来就持有锁，也就可以理所当然可以直接获取
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
// state == 0 此时此刻没有线程持有锁
if (c == 0) {
// 虽然此时此刻锁是可以用的，但是这是公平锁，既然是公平，就得讲究先来后到，
// 看看有没有别人在队列中等了半天了
if (!hasQueuedPredecessors() &&
// 如果没有线程在等待，那就用CAS尝试一下，成功了就获取到锁了，
// 不成功的话，只能说明一个问题，就在刚刚几乎同一时刻有个线程抢先了 =_=
// 因为刚刚还没人的，我判断过了
compareAndSetState(0, acquires)) {
// 到这里就是获取到锁了，标记一下，告诉大家，现在是我占用了锁
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
// 会进入这个else if分支，说明是重入了，需要操作：state=state+1
// 这里不存在并发问题
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
// 如果到这里，说明前面的if和else if都没有返回true，说明没有获取到锁
// 回到上面一个外层调用方法继续看:
// if (!tryAcquire(arg)
// && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
// selfInterrupt();
return false;
}
// 假设tryAcquire(arg) 返回false，那么代码将执行：
// acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)，
// 这个方法，首先需要执行：addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
/**
* Creates and enqueues node for current thread and given mode.
*
* @param mode Node.EXCLUSIVE for exclusive, Node.SHARED for shared
* @return the new node
*/
// 此方法的作用是把线程包装成node，同时进入到队列中
// 参数mode此时是Node.EXCLUSIVE，代表独占模式
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
// 以下几行代码想把当前node加到链表的最后面去，也就是进到阻塞队列的最后
Node pred = tail;
// tail!=null => 队列不为空(tail==head的时候，其实队列是空的，不过不管这个吧)
if (pred != null) {
// 将当前的队尾节点，设置为自己的前驱
node.prev = pred;
// 用CAS把自己设置为队尾, 如果成功后，tail == node 了，这个节点成为阻塞队列新的尾巴
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
// 进到这里说明设置成功，当前node==tail, 将自己与之前的队尾相连，
// 上面已经有 node.prev = pred，加上下面这句，也就实现了和之前的尾节点双向连接了
pred.next = node;
// 线程入队了，可以返回了
return node;
}
}
// 仔细看看上面的代码，如果会到这里，
// 说明 pred==null(队列是空的) 或者 CAS失败(有线程在竞争入队)
// 读者一定要跟上思路，如果没有跟上，建议先不要往下读了，往回仔细看，否则会浪费时间的
enq(node);
return node;
}
/**
* Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above.
* @param node the node to insert
* @return node's predecessor
*/
// 采用自旋的方式入队
// 之前说过，到这个方法只有两种可能：等待队列为空，或者有线程竞争入队，
// 自旋在这边的语义是：CAS设置tail过程中，竞争一次竞争不到，我就多次竞争，总会排到的
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
// 之前说过，队列为空也会进来这里
if (t == null) { // Must initialize
// 初始化head节点
// 细心的读者会知道原来 head 和 tail 初始化的时候都是 null 的
// 还是一步CAS，你懂的，现在可能是很多线程同时进来呢
if (compareAndSetHead(new Node()))
// 给后面用：这个时候head节点的waitStatus==0, 看new Node()构造方法就知道了
// 这个时候有了head，但是tail还是null，设置一下，
// 把tail指向head，放心，马上就有线程要来了，到时候tail就要被抢了
// 注意：这里只是设置了tail=head，这里可没return哦，没有return，没有return
// 所以，设置完了以后，继续for循环，下次就到下面的else分支了
tail = head;
} else {
// 下面几行，和上一个方法 addWaiter 是一样的，
// 只是这个套在无限循环里，反正就是将当前线程排到队尾，有线程竞争的话排不上重复排
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
// 现在，又回到入队的那段代码了
// if (!tryAcquire(arg)
// && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
// selfInterrupt();
// 下面这个方法，参数node，经过addWaiter(Node.EXCLUSIVE)，此时已经进入阻塞队列
// 注意一下：如果acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))返回true的话，
// 意味着上面这段代码将进入selfInterrupt()，所以正常情况下，下面应该返回false
// 这个方法非常重要，应该说真正的线程挂起，然后被唤醒后去获取锁，都在这个方法里了
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
// p == head 说明当前节点虽然进到了阻塞队列，但是是阻塞队列的第一个，因为它的前驱是head
// 注意，阻塞队列不包含head节点，head一般指的是占有锁的线程，head后面的才称为阻塞队列
// 所以当前节点可以去试抢一下锁
// 这里我们说一下，为什么可以去试试：
// 首先，它是队头，这个是第一个条件，其次，当前的head有可能是刚刚初始化的node，
// enq(node) 方法里面有提到，head是延时初始化的，而且new Node()的时候没有设置任何线程
// 也就是说，当前的head不属于任何一个线程，所以作为队头，可以去试一试，
// tryAcquire已经分析过了, 忘记了请往前看一下，就是简单用CAS试操作一下state
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
// 到这里，说明上面的if分支没有成功，要么当前node本来就不是队头，
// 要么就是tryAcquire(arg)没有抢赢别人，继续往下看
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
// 什么时候 failed 会为 true???
// tryAcquire() 方法抛异常的情况
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
/**
* Checks and updates status for a node that failed to acquire.
* Returns true if thread should block. This is the main signal
* control in all acquire loops. Requires that pred == node.prev
*
* @param pred node's predecessor holding status
* @param node the node
* @return {@code true} if thread should block
*/
// 刚刚说过，会到这里就是没有抢到锁呗，这个方法说的是："当前线程没有抢到锁，是否需要挂起当前线程？"
// 第一个参数是前驱节点，第二个参数才是代表当前线程的节点
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
// 前驱节点的 waitStatus == -1 ，说明前驱节点状态正常，当前线程需要挂起，直接可以返回true
if (ws == Node.SIGNAL)
/*
* This node has already set status asking a release
* to signal it, so it can safely park.
*/
return true;
// 前驱节点 waitStatus大于0 ，之前说过，大于0 说明前驱节点取消了排队。
// 这里需要知道这点：进入阻塞队列排队的线程会被挂起，而唤醒的操作是由前驱节点完成的。
// 所以下面这块代码说的是将当前节点的prev指向waitStatus<=0的节点，
// 简单说，就是为了找个好爹，因为你还得依赖它来唤醒呢，如果前驱节点取消了排队，
// 找前驱节点的前驱节点做爹，往前遍历总能找到一个好爹的
if (ws > 0) {
/*
* Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
* indicate retry.
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
/*
* waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we
* need a signal, but don't park yet. Caller will need to
* retry to make sure it cannot acquire before parking.
*/
// 仔细想想，如果进入到这个分支意味着什么
// 前驱节点的waitStatus不等于-1和1，那也就是只可能是0，-2，-3
// 在我们前面的源码中，都没有看到有设置waitStatus的，所以每个新的node入队时，waitStatu都是0
// 正常情况下，前驱节点是之前的 tail，那么它的 waitStatus 应该是 0
// 用CAS将前驱节点的waitStatus设置为Node.SIGNAL(也就是-1)
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
// 这个方法返回 false，那么会再走一次 for 循序，
// 然后再次进来此方法，此时会从第一个分支返回 true
return false;
}
// private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)
// 这个方法结束根据返回值我们简单分析下：
// 如果返回true, 说明前驱节点的waitStatus==-1，是正常情况，那么当前线程需要被挂起，等待以后被唤醒
// 我们也说过，以后是被前驱节点唤醒，就等着前驱节点拿到锁，然后释放锁的时候叫你好了
// 如果返回false, 说明当前不需要被挂起，为什么呢？往后看
// 跳回到前面是这个方法
// if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
// parkAndCheckInterrupt())
// interrupted = true;
// 1. 如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回true，
// 那么需要执行parkAndCheckInterrupt():
// 这个方法很简单，因为前面返回true，所以需要挂起线程，这个方法就是负责挂起线程的
// 这里用了LockSupport.park(this)来挂起线程，然后就停在这里了，等待被唤醒=======
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
// 2. 接下来说说如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的情况
// 仔细看shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)，我们可以发现，其实第一次进来的时候，一般都不会返回true的，原因很简单，前驱节点的waitStatus=-1是依赖于后继节点设置的。也就是说，我都还没给前驱设置-1呢，怎么可能是true呢，但是要看到，这个方法是套在循环里的，所以第二次进来的时候状态就是-1了。
// 解释下为什么shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的时候不直接挂起线程：
// => 是为了应对在经过这个方法后，node已经是head的直接后继节点了。剩下的读者自己想想吧。
}
unLock()流程：
源码分析：
// 唤醒的代码还是比较简单的，你如果上面加锁的都看懂了，下面都不需要看就知道怎么回事了
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
// 往后看吧
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
// 回到ReentrantLock看tryRelease方法
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
// 是否完全释放锁
boolean free = false;
// 其实就是重入的问题，如果c==0，也就是说没有嵌套锁了，可以释放了，否则还不能释放掉
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
/**
* Wakes up node's successor, if one exists.
*
* @param node the node
*/
// 唤醒后继节点
// 从上面调用处知道，参数node是head头结点
private void unparkSuccessor(Node node) {
/*
* If status is negative (i.e., possibly needing signal) try
* to clear in anticipation of signalling. It is OK if this
* fails or if status is changed by waiting thread.
*/
int ws = node.waitStatus;
// 如果head节点当前waitStatus<0, 将其修改为0
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
/*
* Thread to unpark is held in successor, which is normally
* just the next node. But if cancelled or apparently null,
* traverse backwards from tail to find the actual
* non-cancelled successor.
*/
// 下面的代码就是唤醒后继节点，但是有可能后继节点取消了等待（waitStatus==1）
// 从队尾往前找，找到waitStatus<=0的所有节点中排在最前面的
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 从后往前找，仔细看代码，不必担心中间有节点取消(waitStatus==1)的情况
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
// 唤醒线程
LockSupport.unpark(s.thread);
}
------------------------------------------------------------------
//unpark唤醒之前lock()被阻塞的线程
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this); // 刚刚线程被挂起在这里了
return Thread.interrupted();
}
// 又回到这个方法了：acquireQueued(final Node node, int arg)，这个时候，node的前驱是head了
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);
}
}
整体流程图如下：
文章部分解析引入文章
https://blog.csdn.net/daxues_/article/details/114172294
就这样吧~