JUC锁:核心类AQS源码详解

缠丝猫 · 2022-9-16 18:19:05

1 疑点todo和解疑

共享资源，这里面哪个地方体现了资源？

同步状态变量：state就是那个共享资源(private volatile int state;) Lock类继承AQS类并定义lock()、unLock()的方法，表示获取锁和释放锁。多线程并发访问同一个lock实例，lock()方法会cas修改state变量，修改成功的线程获得锁，其他线程进入AQS队列等待。

sync队列的head为什么要交替，能不能共用最开始的head？

没有必要！sync队列是双向链表结构，出队时，head交替方式，只需要修改head和head后继2个节点引用关系；固定head，就要修改head，head后继，以及head后继的后继共3个节点。显然前者效率更高

node.prev = pred = pred.prev; 没弄懂这行代码

为什么在cancelAquire的unParkSuccess中，能将node的后继节点unpark() 万一node前面还有signal节点呢?

不存在的，因为经过判断得出此时node就是head的后继。并且必须由这个取消节点node来唤醒后继，要不node线程结束后，就没有线程能够唤醒队列里的其他节点了。

shouldParkAfterFailedAcquire有一个疑问，如果线程被unPark唤醒后，tryAcquire()失败了，那么线程会再次进入parkAndCheckInterrupt 再次park阻塞起来，那么谁来唤醒线程呢？

先说结果：由抢到锁的那个线程来唤醒！
上述的场景是存在的，例如在非公平锁模式中，B线程被A线程唤醒，A结束，B成为head，B去执行tryAcquire()，但此时C线程抢占到锁，B执行tryAcquire()没有拿到锁，再次park阻塞。C线程执行结束后将A唤醒

shouldParkAfterFailedAcquire为什么一定要先判断或者修改前置节点状态改为SIGNAL：-1，才会park阻塞？

只有将前置节点状态改为SIGNAL，才能确保当前节点可以被前置unPark唤醒。也就是说阻塞自己前先保证一定能够被唤醒。因为代码中：
独占模式下，唤醒后继前先限制：h.waitStatus != 0
共享模式下，唤醒后继前先限制：h.waitStatus=SIGNAL

如何理解这里说的中断：acquire()函数以独占模式获取(资源)，忽略中断，即线程在aquire过程中，中断此线程是无效的

表示本线程在获取资源期间，如果被其他线程中断，本线程不会因为中断而取消获取资源，只是将中断标记传递下去。

怎么理解独占模式和共享模式

When acquired in exclusive mode,
* attempted acquires by other threads cannot succeed. Shared mode
* acquires by multiple threads may (but need not) succeed. This class
* does not "understand" these differences except in the
* mechanical sense that when a shared mode acquire succeeds, the next
* waiting thread (if one exists) must also determine whether it can
* acquire as well. Threads waiting in the different modes share the
* same FIFO queue.

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共享模式：允许多个线程同时获取资源；当一个节点的线程获取共享资源后，需要要通知后继共享节点的线程，也可以获取了。共享节点具有传播性，传播性的目的也是尽快通知其他等待的线程尽快获取锁。

独占模式：只能够一个线程占有资源，其它尝试获取资源的线程将会进入到队列等待。

响应中断并终止：线程只要被中断就不会获取资源：两种情况的中断：1、刚尝试获取、2、进入队列中等待，前者立即停止获取，后者执行取消逻辑，等待节点变为取消状态

共享模式，什么时候head状态变为PROPAGATE，这个状态值的影响是什么？

A、B先后进入队列，状态都是0。A获得资源，进入setHeadAndPropagate晋升为head，A进入doReleaseShared尝试唤醒B时，但B还没将A改为signal，因为A还是0，A将状态改为PROPAGATE

2 AbstractQueuedSynchronizer学习总结

2.1 AQS要点总结

对于AbstractQueuedSynchronizer的分析，最核心的就是sync queue的分析。

每一个节点都是由前一个节点唤醒
当节点发现前驱节点是head并且尝试获取成功，则会轮到该线程运行。
condition queue中的节点向sync queue中转移是通过signal操作完成的。
SIGNAL，表示后面的节点需要运行。
PROPAGATE：就是为了避免线程无法会唤醒的窘境。因为共享锁会有很多线程获取到锁或者释放锁，所以有些方法是并发执行的，就会产生很多中间状态，而PROPAGATE就是为了让这些中间状态不影响程序的正常运行。

2.2 细节分析

2.2.1 插入节点时先更新prev再更新前驱next

//addWaiter():
node.prev = pred; // 1 更新node节点的prev域
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node; //2 更新node前驱的next域
return node;
}
//enq():
node.prev = t; // 1 更新node节点的prev域
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;//2 更新node前驱的next域
return t;
}
//unparkSuccessor():
Node s = node.next; //通过.next来直接获取到节点的后继节点，这个节点的后继的prev一定指向节点本身
//....
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);

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addWaiter() 或者enq()插入节点时，都是先更新节点的prev域，再更新它前驱的next域。那么通过node.next()取到的后继，后继的prev域一定是指向node本身。如果先更新next域，在更新prev域时出现异常，那么通过.next取到不是完整的节点

unparkSuccessor()唤醒后继时，Node s = node.next; 通过.next来获取node的后继，后继的prev一定指向node本身

2.2.2 为什么unparkSuccessor()要从尾部往前遍历

因为取消节点的next域指向了自身，所以不能从通过next来遍历，但prev是完整的，所以通过prev来遍历。
2.2.3 AQS的设计，尽快唤醒其他等待线程体现在3个地方

共享锁的传播性。
doReleaseShared()中head改变，会循环唤醒head的后继节点。
线程获取锁失败后入队列并不会立刻阻塞，而是判断是否应该阻塞shouldParkAfterFailedAcquire，如果前继是head，会再给一次机会获取锁。

3 AQS 简介

AQS是一个用来构建锁和同步器的框架。理论参考：JUC同步器框架
三个基本组件相互协作：

同步状态的原子性管理；

线程的阻塞与唤醒；

队列的管理；

同步器一般包含两种方法，一种是acquire，另一种是release。acquire操作阻塞调用的线程，直到或除非同步状态允许其继续执行。而release操作则是通过某种方式改变同步状态，使得一或多个被acquire阻塞的线程继续执行。
3.1 AQS核心思想

如果请求的共享资源空闲，则将当前请求线程设置为有效工作线程，并且将共享资源设置为锁状态
设计一套机制：【线程如何阻塞等待以及被唤醒时锁如何分配】？这个机制AQS是用CLH队列锁实现的
CLH队列锁：一个虚拟的双向队列，AQS是将每条请求共享资源的线程封装成一个CLH锁队列的一个节点(Node)来实现锁的分配。【严格的FIFO队列，框架不支持基于优先级的同步】
使用一个int成员变量来表示同步状态，使用volatile修饰保证线程可见性，并使用CAS思想进行值维护。

3.2 对资源的共享方式

两种方式：

Exclusive(独占)：只有一个线程能执行。又可分为公平锁和非公平锁：
- 公平锁：按照线程在队列中的排队顺序，先到者先拿到锁
- 非公平锁：当线程要获取锁时，无视队列顺序直接去抢锁，谁抢到就是谁的
Share(共享)：多个线程可同时执行

3.3 AQS数据结构

分析类，首先就要分析底层采用了何种数据结构，抓住核心点进行分析：

Sync queue，即同步队列，是双向链表，包括head节点和tail节点，head节点主要用作后续的调度
Condition queue不是必须的，其是一个单向链表，只有当使用Condition时，才会存在此单向链表。并且可能会有多个Condition queue

4 AbstractQueuedSynchronizer源码分析

4.1 类的继承关系

public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable

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继承自抽象类：AbstractOwnableSynchronizer，父类提供独占线程的设置与获取的方法

public abstract class AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
private static final long serialVersionUID = 3737899427754241961L;
protected AbstractOwnableSynchronizer() { }// 构造函数
private transient Thread exclusiveOwnerThread; //独占模式下的线程
// 设置独占线程
protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
exclusiveOwnerThread = thread;
}
// 获取独占线程
protected final Thread getExclusiveOwnerThread() {
return exclusiveOwnerThread;
}
}

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4.1.1 AQS需要子类重写的方法

protected boolean tryAcquire(int arg) {//独占方式获取锁
throw new UnsupportedOperationException();
}
protected boolean tryRelease(int arg) { //释放独占的锁
throw new UnsupportedOperationException();
}
protected int tryAcquireShared(int arg) { //以共享方式获取锁
throw new UnsupportedOperationException();
}
protected boolean tryReleaseShared(int arg) {//释放共享锁
throw new UnsupportedOperationException();
}
protected boolean isHeldExclusively() {//是否独占资源
throw new UnsupportedOperationException();
}

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关于重写说明：
目的是将共享资源state的读写交给子类管理，AQS专注在队列的维护以及线程的阻塞与唤醒
4.2 类的常量/成员变量

public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer
implements java.io.Serializable {
private static final long serialVersionUID = 7373984972572414691L;
// 头节点
private transient volatile Node head;
// 尾节点
private transient volatile Node tail;
//0：表示没有线程获取到锁；1表示有线程获取到锁；大于1：表示有线程获得了锁，且允许重入
private volatile int state;
// 自旋时间
static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L;
// 以下跟cas有关
private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe(); // Unsafe类实例
private static final long stateOffset; // state内存偏移地址
private static final long headOffset; // head内存偏移地址
private static final long tailOffset; // state内存偏移地址
private static final long waitStatusOffset;// tail内存偏移地址
private static final long nextOffset; // next内存偏移地址
// 静态初始化块
static {
try {
stateOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("state"));
headOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("head"));
tailOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AbstractQueuedSynchronizer.class.getDeclaredField("tail"));
waitStatusOffset = unsafe.objectFieldOffset
(Node.class.getDeclaredField("waitStatus"));
nextOffset = unsafe.objectFieldOffset
(Node.class.getDeclaredField("next"));
} catch (Exception ex) { throw new Error(ex); }
}
}

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说明：

属性中包含了头节点head，尾节点tail，状态state、自旋时间spinForTimeoutThreshold
AbstractQueuedSynchronizer抽象的属性在内存中的偏移地址，通过该偏移地址，可以获取和设置该属性的值
同时还包括一个静态初始化块，用于加载内存偏移地址。

4.3 静态内部类Node

线程封装成Node并具备状态

static final class Node
{
// 模式，分为共享与独占
static final Node SHARED = new Node();// 共享模式
static final Node EXCLUSIVE = null; // 独占模式
// 节点状态
static final int CANCELLED = 1;//表示当前的线程被取消
static final int SIGNAL = -1;//表示当前节点的后继节点包含的线程需要被运行【被unpark】，
static final int CONDITION = -2;//表示当前节点在等待condition，也就是在condition队列中
static final int PROPAGATE = -3;//表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行
volatile int waitStatus;//节点状态;表示当前节点在sync队列中，等待着获取锁
volatile Node prev; // 指向当前节点的前驱
volatile Node next;// 指向当前节点的后继
volatile Thread thread;//节点所对应的线程
Node nextWaiter;// 下一个等待者只跟condition有关
private transient volatile Node head; // 头节点懒加载
private transient volatile Node tail; //尾节点懒加载
private volatile int state; // 同步状态
// 节点是否在共享模式下等待
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
// 获取前驱节点，若前驱节点为空，抛出异常
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;// 保存前驱节点
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
// 无参构造函数
Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker
}
// 构造函数
Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
Node(Thread thread, int waitStatus) { // Used by Condition
this.waitStatus = waitStatus;
this.thread = thread;
}
}

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关于Node说明：
每个被阻塞的线程都会被封装成一个Node节点，放入队列。Node包含了一个Thread类型的引用，并且有自己的状态：

CANCELLED：1，表示当前的线程被取消。
SIGNAL：-1，表示负责unPark后继【由前一个节点unPark下一个节点】。
CONDITION：-2，表示当前节点在等待condition，也就是在condition queue中。
PROPAGATE：-3，表示当前场景下后续的acquireShared能够得以执行。
默认值：0，发生在：1、节点加入到队列成为tail节点，2、节点成为head，并准备唤醒后继

4.4 构造函数

protected AbstractQueuedSynchronizer() { } //默认的无参构造

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4.5 核心方法分析

4.5.1 核心方法概览

public final void acquireShared(int arg) {...} // 获取共享资源的入口（忽略中断）
protected int tryAcquireShared(int arg); // 尝试获取共享资源
private void doAcquireShared(int arg) {...} // AQS中获取共享资源流程整合
private Node addWaiter(Node mode){...} // 将node加入到同步队列的尾部
protected int tryAcquireShared(int arg); // 尝试获取共享资源
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {...} // 设置同步队列的head节点，以及触发"传播"操作
private void doReleaseShared() {...} // 遍历同步队列，调整节点状态，唤醒待申请节点
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {...} // 如果获取资源失败，则整理队中节点状态，并判断是否要将线程挂起
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {...} // 将线程挂起，并在挂起被唤醒后检查是否要中断线程（返回是否中断）
private void cancelAcquire(Node node) {...} // 取消当前节点获取资源，将其从同步队列中移除

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4.5.2 acquire()方法

该函数以独占模式获取(资源)，忽略中断。
流程如下：

源码如下：

public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt(); //来到这里，表示线程拿到锁，并且读取到线程的中断标识为true，调用selfInterrupt()来恢复线程的interrupted中断标志（被parkAndCheckInterrupt()擦除了，所以再设置一次）。
}
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();//线程设置interrupted中断标志
}
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}

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acquire()总结

先调用tryAcquire()，由子类实现来尝试加锁，如果获取到锁，则线程继续执行；反则，节点加入队列
调用addWaiter()，将调用线程封装成为一个节点并放入AQS队列。
调用acquireQueued()，先park阻塞等待，直到被unPark唤醒。
如果线程被设置中断，那么acquire结束前，需要重新设置中断。

4.5.3 addWaiter()方法

addWaiter：快速添加的方式往sync queue尾部添加节点

// 添加等待者
private Node addWaiter(Node mode) {
// 新生成一个节点
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// 创建临时引用pred，跟tail指向相同地址
Node pred = tail;
if (pred != null) { // 尾节点不为空，即队列已经初始化过
// 将node的prev域连接到尾节点
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) { // cas更新tail，指向新创建的node
// 设置尾节点的next域为node
pred.next = node; // 结合 node.prev = pred; 形成双向链表
return node; // 返回新生成的节点
}
}
enq(node); // 队列还未初始化，或者是compareAndSetTail操作失败，则进入enq
return node;
}
//关于并发情景说明：
// 从 Node pred = tail; 到 compareAndSetTail(pred, node); 期间，队列可能插入了新的节点，pred指向的不是最新的tail，那么compareAndSetTail(pred, node) 就会执行失败，同时 node.prev = pred; node的前驱也不是最新的tail。
// 通过enq()来解决并发问题，enq()通过自旋+cas来保证线程安全

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addWaiter()说明：

使用快速添加的方式（失败不重试）创建新节点并添加到往队列尾部，更新tail
如果队列还没有初始化或者cas失败，则调用enq()插入队列

4.5.4 enq()方法

// 线程安全地创建队列、或者将节点插入队列、
private Node enq(final Node node) {
for (;;) { // 自旋+cas，确保节点能够成功入队列
Node t = tail;//尾节点
if (t == null) { // 尾节点为空，即还没被初始化
if (compareAndSetHead(new Node())) // 设置head。！！！！注意，这里是new node，没有使用参数的node，因此head节点不引用任何线程
tail = head; // 头节点与尾节点都指向同一个新生节点。循环继续，进入else后，参数node将插入到队列
} else { // 尾节点不为空，即已经被初始化过
node.prev = t; // 将node节点的prev域连接到尾节点
if (compareAndSetTail(t, node)) { // 比较更新tail，node成为新的tail
// 设置尾节点的next域为node
t.next = node; // 结合 node.prev = t; 形成双向链表
return t; // 返回Node的前驱节点
}
}
}
}
//CAS head field. Used only by enq.
private final boolean compareAndSetHead(Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(this, headOffset, null, update);
}
//CAS head field. Used only by enq.
private final boolean compareAndSetTail(Node expect, Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(this, tailOffset, expect, update);
}

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enq()方法总结：

功能：cas+自旋方式将节点插入队列
如果队列未初始化，先创建头节点head（head不指向任务线程），再将节点插入到队列（当第一个节点被创建后，队列实际有两个节点：head+业务节点）。
如果队列已经初始化，则直接插入队列

4.5.5 acquireQueue()方法

作用：sync队列中的节点在独占且忽略中断的模式下获取(资源)
源码如下：

// sync队列中的节点在独占且忽略中断的模式下获取(资源)：
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
// 标志
boolean failed = true;
try {
// 中断标识。如果线程唤醒后，中断标识是true，外层的acquire()将进入selfInterrupt()。
boolean interrupted = false;
// 无限循环：如果前驱不是head，那线程将park阻塞，等待前面的节点依次执行，直到被unPark唤醒
for (;;) {
// 获取node的前驱，如果前驱是head，则表明前面已经没有线程等待了，该线程可能成为工作线程
final Node p = node.predecessor();
// 前驱为头节点并且成功获得锁
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node); // node晋升为head
p.next = null; // 旧head的next域指向null，将会被GC，移出队列
failed = false; // 设置标志
return interrupted; //拿到锁，break循环，并返回中断标识
}
//执行到这里，前驱非head 或者前驱是head但获取锁失败，那么：1、将前驱状态改为signal 2、当前线程unPark阻塞
//shouldParkAfterFailedAcquire()：寻找非取消状态的前驱，如果状态为signal返回true 反则，将前驱状态改为signal、再返回false
//前驱是signal ，执行parkAndCheckInterrupt()后，当前线程park阻塞。一直到线程被unPark唤醒，再返回线程的中断状态
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())//parkAndCheckInterrupt返回true表明线程中断状态为true
//上面if同时成立，才会执行。
interrupted = true; //那么把中断标识置为true
}
} finally { //（有异常，在抛出之前执行finally；没有异常，在return之前执行finally）
if (failed)//只有try的代码块出现异常，failed才会是true。什么情景会产生异常？cancelAcquire分析时有说明
cancelAcquire(node); //执行取消逻辑
}
}
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
private void setHead(Node node) {
head = node;
node.thread = null;//再次表明head的thread属性是空的
node.prev = null;
}

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acquireQueue()总结：

功能：节点进入AQS队列后，先park阻塞等待，直到被unPark唤醒，或者中断唤醒
找到非取消状态的前驱（取消状态的将会被移出队列并GC），如果前驱是SIGNAL，那么当前节点进入park阻塞，否则，先将前驱改为SIGNAL，再进入park阻塞。
被unPark唤醒后，判断前驱是头节点且获取到资源（tryAcquire成功），当前节点晋升为头节点。自此，线程获取到锁
调用shouldParkAfterFailedAcquire和parkAndCheckInterrupt函数，表明只有当该节点的前驱节点的状态为SIGNAL时，才可以对该节点所封装的线程进行park操作。

4.5.6 shouldParkAfterFailedAcquire()方法

// 当获取(资源)失败后：1、判断能否将当前线程park；2、修改前驱节点状态为signal
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
// 获取前驱节点的状态
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) // 状态为SIGNAL
// 只有当前驱节点为 signal时，才返回true ，表示当前线程可以安全地park阻塞；其它情况返回false
return true;
//跳过那些CANCELLED状态的前驱
if (ws > 0) { // 表示状态为CANCELLED，为1
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0); // 找到pred节点前面最近的一个状态不为CANCELLED的节点；然后跳出循环并返回false
pred.next = node;
} else { // 为PROPAGATE -3 或者是0 ,(为CONDITION -2时，表示此节点在condition queue中)
// cas更新前驱的状态为SIGNAL.如果前驱是头节点，那么头节点ws=SIGNAL
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
// 不能进行park操作
return false;
}
//CAS waitStatus field of a node.
private static final boolean compareAndSetWaitStatus(Node node,int expect, int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(node, waitStatusOffset, expect, update);
}

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shouldParkAfterFailedAcquire()总结：

如果前驱状态是：SIGNAL，返回true。表示当前节点可以安全地unPark()阻塞
遇到取消的前驱节点，则跳过。这些被取消的节点会从队列中移除并GC
如果前驱状态不是：SIGNAL，将前驱状态改为：SIGNAL，返回false，回到1 继续

4.5.7 parkAndCheckInterrupt()方法

// 进行park操作并且返回该线程的中断标识
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this); //外面的for循环可能会导致多次park，不过没关系，park允许多次执行
//被唤醒之后，返回中断标记，即如果是正常唤醒则返回false，如果是由于中断醒来，就返回true
return Thread.interrupted(); // acquireQueued() 中声明的interrupted 将会被更新为这里的返回结果
}
public static boolean interrupted() {
return currentThread().isInterrupted(true);//返回当前线程interrupted中断标记，同时会清除此interrupted标记
}

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方法总结：

执行park操作（前提：前驱状态是SIGNAL），在队列中阻塞等待。
被unPark()唤醒后，返回线程的interrupted中断标识，并且清除interrupted标记

4.5.8 cancelAcquire()方法

什么时候才会执行cancelAcquire？

在lockInterruptibly()会通过抛出中断异常来执行cancelAcquire方法，lock方法过程中则不会执行该代码，作者这么些的意图在于for循环内部如果出现不可控的因素导致产生未知的异常，则会执行cancelAcquire，很明显这属于一种相对偏保守的保险代码。

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// 取消获取锁
private void cancelAcquire(Node node) {
// Ignore if node doesn't exist
if (node == null) // node为空，返回
return;
node.thread = null;// thread置空备注1
// Skip cancelled predecessors
Node pred = node.prev;// pred表示：最靠近node并且状态不等于取消的前驱节点
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev; //更新pred，往列头推进
Node predNext = pred.next; //predNext表示：pred的后继
// 设置node节点的状态为CANCELLED
node.waitStatus = Node.CANCELLED; //备注2
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { // 若node节点为尾节点，则pred成为尾节点备注3
// pred的next域置为null
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else { // 2、node节点不为尾节点，或者比较设置不成功
int ws;
//下面一串判断，最终目标：在node移除队列前，将有效的前驱节点状态改为signal
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
// pred节点不为头节点，并且
//pred节点的状态为SIGNAL）或者
// pred节点状态小于等于0，并且比较并设置等待状态为SIGNAL成功，并且pred节点所封装的线程不为空
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0) // 后继不为空并且后继的状态小于等于0
compareAndSetNext(pred, predNext, next); // 比较并设置pred.next = next; 到这里：node的前驱节点指向node的后继节点。备注4
} else {
// 这里，pred==head （3、即node是head的后继）或者pred.status=0，-2时【前面while (pred.waitStatus > 0) 已经限制了pred一定是<=0】，执行：
unparkSuccessor(node); // 唤醒node的后继
}
node.next = node; // help GC 后继节点指向自身备注5
}
}
//修改参数node的next域
private static final boolean compareAndSetNext(Node node, Node expect, Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(node, nextOffset, expect, update);
}

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doAcquireSharedInterruptibly()总结：

创建节点并插入aqs队列，将前驱状态改为signal，park阻塞，等待unPark唤醒。
正常唤醒后，无限循环直到前驱是head并且调用子类方法获取共享资源成功，调用setHeadAndPropagate()成为head并进行共享传播。
被中断唤醒、或者循环等待过程发生中断异常，执行cancelAcquire()取消获取资源

4.5.13 setHeadAndPropagate()方法

setHeadAndPropagate在获取共享资源的时候被调用

// 唤醒node节点的后继
private void unparkSuccessor(Node node) {
// 获取node节点的等待状态
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0) // 状态值小于0，为SIGNAL -1 或 CONDITION -2 或 PROPAGATE -3
// cas节点状态为0
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);//如果head没有后继的情况下，状态会一直=0
Node s = node.next;
//若后继为空，或后继已取消，则从尾部往前遍历找到最靠近的一个处于正常阻塞状态的节点进行唤醒
// 什么时候s==null ？ node的后继节点是取消状态时，node.next为null
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 由尾节点向前倒着遍历队列，但不会超过node节点
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);//唤醒s节点线程
}

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满足调用doReleaseShared的条件分析：

propagate > 0：
ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch 调用tryAcquireShared()返回1进入，满足条件；Semaphore 进入，propagate可能等于0，不满足，继续2
h == null：
h == null 表示旧head变为null，程序没有地方设置head=null，并且这里h引用着head意味着head不会被GC。因此，h == null不满足条件，继续3 【不知道哪种情况下h==null todo】
h.waitStatus < 0

h.waitStatus==1：取消，不能由取消节点唤醒后继，不满足条件

setHeadAndPropagate()总结：

方法功能：设置同步队列的head节点，以及触发"传播"操作：
如果head的后继是共享类型节点或者为null，调用doReleaseShared()来唤醒后继

4.5.14 doReleaseShared()方法

public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) { //如果释放锁成功
Node h = head;
// 线程A调用acquire()获取到锁之后，A线程节点变为head，然后A调用release 释放锁，存在两种情况：
// 1、如果有新的线程B入队，B成为后继节点，B会将A状态改为SIGNAL，那么（h != null && h.waitStatus != 0 )成立，unparkSuccessor()唤醒后继节点
// 2、如果A后面没有节点，A状态是默认值：0 ，那么h.waitStatus != 0 不成立，直接返回true，不需要唤醒后继节点。
if (h != null && h.waitStatus != 0) // 头节点不为空并且头节点状态不为0
unparkSuccessor(h); //由head唤醒后继节点
return true;
}
return false;
}

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doReleaseShared()总结：

如果头节点状态为signal，那么CAS更新头节点状态为0，成功则调用unparkSuccessor()唤醒后继，失败则重试
如果头节点状态为0，那么将CAS更新头节点状态为PROPAGTATE ，失败则重试。
最后如果判断head是否发生变化，有变化则重复1、2，没有变化则方法结束。
PROPAGTATE状态的意义是，增加一个状态判断，当前驱获取资源，后继同时也有机会获取到资源

4.5.15 releaseShared()方法

//获取共享资源，响应中断
public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted()) //读取线程中断标记，然后擦除标记
throw new InterruptedException(); //中断标记为true，抛出中断异常，停止执行
if (tryAcquireShared(arg) < 0) //调用子类实现方法获取资源
doAcquireSharedInterruptibly(arg); //没有获取到,那么再尝试获取（进入队列排队等待）
}

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releaseShared()方法总结：

调用子类的实现方法tryReleaseShared()释放n个共享资源，释放成功则继续调用doReleaseShared()来唤醒队列中的等待节点

5 取消节点移出链表分析

有两种情景，会将取消节点彻底移出链表：

头节点unPark唤醒后继时，后继节点唤醒后重新进入shouldParkAfterFailedAcquire()
取消节点后面有新节点入列时，新节点执行shouldParkAfterFailedAcquire()

以第一个情景为例子分析：

6 在shared模式中为什么需要PROPAGATE状态

结论：在前驱节点获取资源时，后继也能够有机会申请资源，不需要等待前驱通过releaseShare()来唤醒。
分析如下：

//获取共享资源，响应中断
private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED); //增加等待节点
boolean failed = true;
try {
for (;;) {//无限循环，直到r>0
final Node p = node.predecessor(); // p表示刚插入节点的前驱
//1、如果前驱是head
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);//调用子类实现方法尝试获取共享资源
if (r >= 0) { // >0 表示获取到资源
// 1、如果是ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch ，有可能r=1
// 2、如果是Semaphore，有可能r=0
// 1、2 都调用setHeadAndPropagate进行共享传播判断
setHeadAndPropagate(node, r);// 更新head并进行共享传播
p.next = null; // 将队列头节点的next域置空，之后，这个节点将被GC回收
failed = false;
return;
}
}
// 2、前驱不是head
//线程park阻塞，直至被unPark唤醒，或者被其它线程中断唤醒
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException(); //进入这里表示线程中断标记为true，那么抛出中断异常
}
} finally {
if (failed) //当try 代码块有异常：中断异常或其他未知异常，failed才是true
cancelAcquire(node);//取消获取资源
}
}

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