面试官：不会AQS？那你简历上写什么并发编程
关于AQS（AbstractQueuedSynchronizer），其实平时我们使用的最多的就是ReentrantLock，我们先看看ReentrantLock到底是个什么东东
原来ReentrantLock 是Lock的实现类之一，而且它还有一个非常重要的属性Sync，这个类可是关键哦。当我们调用ReentrantLock的Lock()方法加锁的时候发生什么？进入源码一看，原来它调用了sync的lock()方法
(资料图片仅供参考)
那这个sync又是什么东东呢？我们再点进源码一看，原来这个就是我们大名鼎鼎的AQS类的子类之一啊！！里面也有lock()方法
好啦，这里我们就看到了我们经常说的ReentrantLock原来是借助AQS实现的锁啊，那么接下来我们就要进入AQS的源码去看看啦，冲冲冲
这里的lock是一个抽象方法，它有不同的实现类
盲猜，也是就我们所说的公平锁和非公平锁了，毕竟面试官问你它的优势，你肯定会说它既能实现公平锁又能实现非公平锁
果不其然
我们先来看看公平锁的实现原理，公平锁的实现里面调用acquire()方法，并且传入了参数1
继续刨根，这里的acquire()的大概逻辑就出来了。我们先说一下大概的逻辑，再往里面深扒。首先这里tryAcquire方法是尝试获取锁，如果失败了addWaiter方法是进入一个队列，这个队列是双向链表维护的；进入队列之后，这个线程还是不得死心，它还要再挣扎一下，也就是我们通常所说的自旋（2次），于是它继续调用acquireQueued方法，最后实在拿不到锁了，它就睡眠自己了。
这就是AQS去加锁的一个大致流程。看到这里你可能还不觉得Doug Lea有多牛逼，但是等会你就叹服
我们先去看一下tryAcquire方法，尝试获取一下锁。
下面我们就一起畅游吧，首先拿到当前运行的线程current ，再通过getState方法获取锁的状态，这里的state属性表示锁的状态，默认为0表示无锁。同时为了保证线程之间的可见性，使用volatile关键字修饰private volatile int state;假如此时状态为0，进入第一个if判断，这里通过hasQueuedPredecessors方法判断自己是否需要入队。我们进入这个方法里面看看
这个方法里面有两个Node节点，分别是头尾节点，初始值都为null，此时我们是第一个线程进来拿锁，所以队列并没有被初始化，因此h != t为false，后面的&&就自然短路了。整个方法返回false。好，那就继续回到咱们上面的尝试获取锁的第一个if代码块
由于hasQueuedPredecessors方法返回false，前面加了！，所以整个为true。继续判断&&后面的代码，这里就有了CAS原子操作了。compareAndSetState(0, acquires)是以CAS的方式将锁的状态从0修改为1。假如线程拿到了锁，返回true，进入下面的代码块setExclusiveOwnerThread(current)，这个方法就是为了把当前线程设置为拿到锁的线程，为啥呢？后面在判断可重入锁的时候用。最后整个tryAcquire方法返回了true。
该线程拿到了锁，进入了我们的业务逻辑代码开始执行…
这里只是模拟第一个线程来拿锁的情况，怎么样，挺得住吗
接下来咱们开始看看面试官都喜欢问的可重入锁，其实很简单，也在咱们的tryAcquire方法中。假如拿到锁的线程在业务逻辑代码中需要再次拿到锁，依旧会走上面的流程来到咱们的tryAcquire中，只不过此时的state已经被它自己修改为了1，所以进入这个代码块
首先判断当前线程是不是持有锁的线程啊？毋庸置疑，肯定是的，那就把锁的状态+1就完了，然后返回true，业务逻辑代码正常执行。怎么样？是不是很简单。原来可重入的意思就是线程可以再次拿到锁，只不过把锁的状态值增加1而已。
上面的过程你是不是感觉很简单嘛？确实，假如面试管问你AQS，你首先告诉他，多线程在交替执行的时候，AQS的队列并没有初始化，也没什么卵用。 他可能会觉得，这小子可能真看过源码
接下来咱们讲点有趣的。多线程不再交替执行，也就是说存在竞争了，那咋办？Doug Lea都给你安排的明明白白的，不慌。
第一个线程在执行，第二个线程来了，它也会进入tryAcquire方法，然后它发现锁的状态不为0，同时自己也不是持有锁的线程，那它只能可怜的拿到最后一行代码，返回false。接下来主场戏就要开始了，真的精彩，有尿你都憋住！！！
还记得acquire方法吗
此时tryAcquire返回false，前面加了！，所以为true，于是代码继续往后判断，成功进入addWaiter方法，大胆的点进去
首先把当前线程封装为一个Node节点，然后判断tail节点是否为null，这里首尾节点都没有初始化，肯定为null啊，所以直接走enq(node)，再点进去
这里面是一个自旋的方法，第一次自旋的时候，先通过CAS的方式创建一个空节点，并让head指向空节点，之所以叫空节点，是因为里面的thread为null。然后尾节点也指向这个空节点。然后再自旋一次，通过CAS的方式让当先线程所在的节点挂到空节点后面。
到此为止，第二个线程做了什么事情呢？首先去拿锁，拿不到；然后入队列，发现队列未初始化，自己去做了初始化的工作，并且把自己挂到了虚拟头节点的后面。接下来他该干嘛了呢？他要准备睡眠自己了，不过，他可不得这么轻易睡觉，你上床睡觉不得在被窝里挣扎一下
话不多说，来人，上源码进入acquireQueued方法啦，其实就是询问自己是不是真的要睡眠了
第一感觉就是又在自旋对不对，是的AQS就是自旋+CAS+双向队列+park。第一次自旋，先拿到当前线程所在Node节点的前一个节点final Node p = ()，然后判断前一个节点是不是虚拟头节点，如果是的话，他就去尝试获取锁（第一次挣扎），这里我们假设他获取锁失败。于是进入下面的方法shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)，这个方法是在干嘛呢？大胆点进去
不要慌，代码很长，逻辑很短，全是注释，咱们一步一步来分析
首先，会拿到前一个节点的waitStatus，咱们简称ws。然后就是判断ws的值，ws默认为0，所以第一次自旋进来，当前线程会把他前面的节点的ws状态使用CAS的方式修改为-1，就是这句代码compareAndSetWaitStatus(pred, ws, )，然后返回一个大大的false。由于返回false，所以
不会继续往下执行；代码进入第二次自旋，第二次自旋我们又假设没有获取到锁，（不是线程二不给力，只是后面再专门讲在竞争情况下拿到了锁该怎么维护这个双向队列，忍耐一下）所以再次进入shouldParkAfterFailedAcquire方法，由于第一次自旋的时候ws已经被修改为-1了，所以这次直接返回true。然后就执行后面的if语句后面的代码块了
也就是说park当前线程，是线程睡眠。到这里我们发现，第二个线程在睡眠之前通过两次自旋又做了两件事情，第一件：把自己前一个节点ws修改为-1，第二件就是自己睡眠。
其实为啥也这样设计呢？我自己感觉哈，给head虚拟节点两次挣扎的机会，就是为了进来不让线程park，这会设计用户态和内核态的切换，十分消耗性能。我们一直抱有侥幸心里，总觉得可能我刚入队，前面一个线程就释放锁了呢。那我是不是可以不用睡眠，直接执行呢？这种情况确实可能存在。但是我们是公平锁，只有head节点的后面第一个节点可以去尝试获取锁，其它后面进来的节点你就早点洗洗睡吧，你前面的都还是排队呢，你猴急啥。选择两次自旋也是出于对性能的考虑，如果自旋太多，会十分影响CPU的性能。这个设计真的非常巧妙。
后面再来第三个、第四个线程等等都是这样自旋两次，唯一不一样的就是在acquireQueued方法中，因为自己的上一个节点不是head虚拟节点，所以不会执行tryAcquire方法，但是依旧会修改前面节点的ws，然后睡眠。这里面我们模拟了线程交替执行获取锁，模拟了第一个线程占用锁，后面所有的线程拿不到锁入队列的过程，就问你Doug Lea强不强???
听到这里，可能有小伙伴要为线程二正名了，为什么他就那么苦逼，每次拿不到锁。好的，那这次咱们就让他硬气一回，让他拿到锁，当队列中的Node拿到锁了又该如何去维护这个链表呢？愣着干嘛？？上菜了假如线程二在自旋的过程中拿到锁了。开心，终于轮到我执行了
进入到if代码块中，首先是setHead方法，咱们去看看他干了什么事情
这个方法就是把head节点指向获取到锁的节点，然后把节点中的thread置为null，然后把他的前面阶段断开（这个以前的head虚拟节点就没有了引用，就会被GC回收了）。
看懂了吗？巧妙吗？折服了吗？
拿到锁的线程去执行了，然后他所处的Node变为了head虚拟节点，简直太优秀了！！！
到此，咱们公平锁的基本上就讲完了，这才讲了一半，哈哈哈，不过相信你已经可以自己去分析非公平锁的源码了，一步一步进去看，肯定可以看明白的
其实非公平锁也不难，我们大概看一下
这是他的lock方法，每个线程一上来，不管队列中有没有人派对，自己先去抢占锁，抢不到再说
后面有时间再阅读解锁和唤醒的源码。这是自己看了源码的一些心得体会，自己记录看一下，同时也希望帮助到正在啃源码的你。有错的地方可以在评论区留言交流
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