ReentrantLock 是 Java JUC(java.util.concurrent) 包下的一个锁工具，它实现了 Lock 接口，与 synchronized 锁不同， ReentrantLock 除了用来做线程间互斥之外，还提供了很多高级的特性，例如公平锁 & 非公平锁以及可中断。
本文将从 JDK17 源码角度介绍一下 ReentrantLock 的底层实现原理，这部分是 Java 面试的常考知识点。（目前看到的博客都是基于 JDK8 源码分析的，而鲜有基于 JDK17 源码进行分析的）
2024美团暑期实习后端开发一面：公平锁与非公平锁是如何实现的？看完这篇文章你就明白了！
AQS
AQS 的全称为 AbstractQueueSynchronizer ，即抽象队列同步器，通俗来讲，AQS 的作用就是来定义线程如何获得锁、线程未获得锁如何等待以及线程如何释放锁。 ReentrantLock 的底层实现是高度依赖 AQS 的，这一点从源码中就可以看得出来：
public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
private static final long serialVersionUID = 7373984872572414699L;
/** Synchronizer providing all implementation mechanics */
private final Sync sync;
/**
* Base of synchronization control for this lock. Subclassed
* into fair and nonfair versions below. Uses AQS state to
* represent the number of holds on the lock.
*/
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
···
}
···
}ReentrantLock 内部有一个 Sync 类型的对象，Sync 这个类则是继承自 AbstractQueuedSynchronizer，也就是抽象队列同步器，这个锁的同步控制基础就是这个 Sync 提供的，可以注意到这里的 Sync 仍然是抽象类，其实它还有两个子类，分别是 FairSync 和 NonFairSync ，分别对应于公平锁的实现和非公平锁的实现。
AQS 底层是一个 CLH 队列，是一个双向队列，由 Node 节点连接而成，这部分代码位于 AbstractQueuedSynchronizer 抽象类中，
/** CLH Nodes */
abstract static class Node {
volatile Node prev; // initially attached via casTail
volatile Node next; // visibly nonnull when signallable
Thread waiter; // visibly nonnull when enqueued
volatile int status; // written by owner, atomic bit ops by others
···
}可以看到，一个 Node 包含指向前后 Node 的指针(prev 和 next)，一个在等待的线程对象(waiter)以及状态(status)。这里的状态指的是这个线程对象的状态，在 JDK17 中，这个状态只有三种，但在 JDK8 中这里的状态数量更多。
// Node status bits, also used as argument and return values
static final int WAITING = 1; // must be 1
static final int CANCELLED = 0x80000000; // must be negative
static final int COND = 2; // in a condition wait其中 WAITING 表示线程在等待，CANCELLED 表示线程已取消获取锁(用于实现锁的可中断)，COND 表示线程处于一个条件等待的状态。
除了 CLH 队列外，AQS 中还有一个状态字段，即：
/**
* The synchronization state.
*/
private volatile int state;用于标识锁目前是否被占用，等于 0 则锁空闲，大于 0 则锁被占用。
一个获取锁失败的线程会被封装成为一个 Node 对象放入到队列中排队等待获取锁。
知道了 AQS 的概念，现在我们可以通过 ReentrantLock 加锁的全流程来窥探到 ReentrantLock 的底层原理了。
ReentrantLock 加锁流程
首先是实例化一个 ReentrantLock 锁对象，这里构造函数可带参数，如果参数为 True ，则会实例化一个公平锁，默认为非公平锁，其实区别就在于是实例化了一个 FairSync 对象还是一个 NonFairSync 对象。
// 实例化一个锁
Lock lock = new ReentrantLock();
// 构造函数的实现
// 非公平锁
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
// 公平锁
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}之后调用 lock() 方法加锁，其实底层是调用了 sync 对象的 lock() 方法来加锁，看到这里，你可能更能理解为什么说 ReentrantLock 的底层实现是高度依赖 AQS 的。
public void lock() {
sync.lock();
}sync.lock() 的实现如下：
final void lock() {
if (!initialTryLock())
acquire(1);
}这里 initialTryLock() 方法是一个抽象方法，实际上调用的是 Sync 这个类的两个子类 FairSync 和 NonFairSync 的重写的 initialTryLock() 方法。
我们先看非公平锁 FairSync 的实现：
/**
* Sync object for non-fair locks
*/
static final class NonfairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = 7316153563782823691L;
final boolean initialTryLock() {
Thread current = Thread.currentThread();
if (compareAndSetState(0, 1)) { // first attempt is unguarded
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
} else if (getExclusiveOwnerThread() == current) {
int c = getState() + 1;
if (c < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(c);
return true;
} else
return false;
}
/**
* Acquire for non-reentrant cases after initialTryLock prescreen
*/
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
if (getState() == 0 && compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
return true;
}
return false;
}
}非公平锁的 initialTryLock() 方法通过 CAS 尝试加锁(即 compareAndSetState(0, 1))，如果 AQS 的 state 字段为 0 ，则把这个字段变为 1 ，并使用 setExclusiveOwnerThread(current); 将独占锁的线程设置为当前线程即自己，否则加锁失败，失败之后会判断当前独占锁的线程是不是当前线程。如果是的话将 state 加一，同样加锁成功，这里就体现了可重入锁的实现，即同一个线程可以多次获取锁而不阻塞，state 字段其实就是这个线程获取锁的次数。如果这两种情况都没有加锁成功，则认为锁被另一个线程独占，加锁失败，返回 false 。
在第一次 CAS 加锁未成功时，会调用 acquire(1) 这个方法，这个方法是 AbstractQueuedSynchronizer 抽象类提供给我们的，接下来我们看看这个方法的实现。
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg))
acquire(null, arg, false, false, false, 0L);
}首先调用 tryAcquire(arg) 方法，这里会去调用具体实现类的 tryAcquire() 方法，同样，我们先看非公平锁的实现，实际上上面已经给出，这里只摘出 tryAcquire() 的实现：
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
if (getState() == 0 && compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
return true;
}
return false;
}这里是尝试了第二次 CAS 加锁，与 initialTryLock() 方法中的逻辑差不多，同样也是做 CAS 尝试，如果成功，将独占这个锁的线程设置为自己，如果不成功则返回 false 。
如果第二次 CAS 加锁不成功，则调用 acquire(null, arg, false, false, false, 0L) 方法，这个方法极其重要，它的内部定义了线程如何排队来获取锁的逻辑。
下面是这个方法的完整实现，我添加了较为详细的注释便于理解：
final int acquire(Node node, int arg, boolean shared,
boolean interruptible, boolean timed, long time) {
// node 是将要加入 DLH 队列的节点
// spins 是队头节点在竞争锁时可以自旋的次数
// interrupted 当前线程是否中断获取锁
// first 当前线程是否位于队列第一个节点中
// pred 当前节点的前一个节点
Thread current = Thread.currentThread();
byte spins = 0, postSpins = 0; // retries upon unpark of first thread
boolean interrupted = false, first = false;
Node pred = null; // predecessor of node when enqueued
/*
* Repeatedly:
* Check if node now first
* if so, ensure head stable, else ensure valid predecessor
* if node is first or not yet enqueued, try acquiring
* else if node not yet created, create it
* else if not yet enqueued, try once to enqueue
* else if woken from park, retry (up to postSpins times)
* else if WAITING status not set, set and retry
* else park and clear WAITING status, and check cancellation
*/
// 一个大循环，来控制线程对锁的竞争
for (;;) {
// 如果当前节点不为第一个节点、前一个节点也不为空、头结点也不等于前一个节点
if (!first && (pred = (node == null) ? null : node.prev) != null &&
!(first = (head == pred))) {
// 如果前一个节点状态小于 0，说明前驱是一个取消了获取锁请求的线程
// 则清理队列，去除掉取消获取锁的节点
if (pred.status < 0) {
cleanQueue(); // predecessor cancelled
continue;
// 如果前驱的前驱为空，
} else if (pred.prev == null) {
// 这是一个自旋等待提示，告诉CPU当前线程正在自旋等待，
// 处理器可以进行一些针对自旋的优化
Thread.onSpinWait(); // ensure serialization
continue;
}
}
// 如果当前节点是第一个节点或者前驱为空，则竞争锁
if (first || pred == null) {
boolean acquired;
try {
if (shared)
acquired = (tryAcquireShared(arg) >= 0);
else
// CAS 获取锁
acquired = tryAcquire(arg);
} catch (Throwable ex) {
cancelAcquire(node, interrupted, false);
throw ex;
}
// 如果成功获取到了锁
if (acquired) {
// 如果还是第一个，把这个节点从队列中拿下来，赋值给 head
if (first) {
node.prev = null;
head = node;
pred.next = null;
node.waiter = null;
if (shared)
signalNextIfShared(node);
if (interrupted)
current.interrupt();
}
return 1;
}
}
// 如果当前节点为空
if (node == null) { // allocate; retry before enqueue
if (shared)
node = new SharedNode();
else
// 创建节点
node = new ExclusiveNode();
// 如果前驱为空，入队
} else if (pred == null) { // try to enqueue
node.waiter = current;
Node t = tail;
node.setPrevRelaxed(t); // avoid unnecessary fence
if (t == null)
tryInitializeHead();
else if (!casTail(t, node))
node.setPrevRelaxed(null); // back out
else
t.next = node;
// 如果是第一个节点且自旋次数不为 0 自旋次数减，且调用 onSpinWait()
} else if (first && spins != 0) {
--spins; // reduce unfairness on rewaits
Thread.onSpinWait();
// 如果当前节点状态为 0 ，说明是新节点，初始化状态为 WAITTING
} else if (node.status == 0) {
node.status = WAITING; // enable signal and recheck
// 重新计算自旋次数，并且由于当前线程自旋次数用完，被 park 住
} else {
long nanos;
spins = postSpins = (byte)((postSpins << 1) | 1);
if (!timed)
LockSupport.park(this);
else if ((nanos = time - System.nanoTime()) > 0L)
LockSupport.parkNanos(this, nanos);
else
break;
node.clearStatus();
if ((interrupted |= Thread.interrupted()) && interruptible)
break;
}
}
return cancelAcquire(node, interrupted, interruptible);
}这段核心代码的作用在于控制未获得锁的线程入队，同时让队列头部的线程参与争夺锁。需要注意的是，这里的 head 指向抢到锁的线程对应的 node。
首先第一个 if 中，
- 如果发现有取消获取锁的线程，会执行队列清理，
- 如果自己是第二个节点，那么会一直自旋来判断前一个线程是否放弃了获取锁，防止队头线程已经放弃了获取锁，而在队列之后的线程还不知道，造成饥饿。
第二个 if 中，
- 如果当前节点是队列中的第一个节点或者前驱为空，则参与争夺锁，调用了 tryAcquire() 方法，也就是说争夺锁的线程只有队列中的第一个 Node 中的线程、刚释放了锁的那个线程以及还尚未进入这个函数的线程（在进入这个函数之前会尝试两次 CAS 来获取锁）。
第三个 if 中，
1. 如果当前节点还为空，则实例化一个 node，
2. 如果前驱为空，则入队，
3. 如果当前节点为队列中第一个节点，且自旋次数(spins)未用尽，则 -1 ，之后接着做下一次自旋
4. 如果当前节点状态为 0 ，说明是新节点，将状态设置为 WAITTING
5. 最后 else 中会先计算当前线程的自旋次数 spins，并将当前线程 park 住
按照源码中 spins 的计算方法，每当 spins 用尽，下一次的自旋次数为上一次的自旋次数的 2 倍 +1 。
可以看到，队列中第一个 node 中的线程等待的时间越长，其可以自旋的次数就会越多，这样可以有效地避免队列中的线程饥饿，因为自旋次数越多，获取锁的概率越大，所以随着等待时间的增加，获取锁的概率其实也是增加的。JDK17中是这样的，而在 JDK8 中却有所不同，JDK8 中线程每次被唤醒只会自旋一次就迅速被 park 住，这样就比较容易造成饥饿。
概括来讲整个加锁过程，一个线程首先会自旋两次尝试获取锁，如果这两次都没有获取到锁，则进入到 acquire() 方法的大循环中，队列中的所有在等待的线程都会被 park 住, 直到第一个线程被唤醒，然后开始自旋，直到自旋次数用尽，被再次 park 住……
你可能会问，那么谁来唤醒队列中第一个等待的线程呢？当然是刚刚释放锁的那个线程啦~
解锁也是调用了 sync 对象的 release() 方法，下面是解锁部分的源码：
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
signalNext(head);
return true;
}
return false;
}
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (getExclusiveOwnerThread() != Thread.currentThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = (c == 0);
if (free)
setExclusiveOwnerThread(null);
setState(c);
return free;
}
private static void signalNext(Node h) {
Node s;
if (h != null && (s = h.next) != null && s.status != 0) {
s.getAndUnsetStatus(WAITING);
LockSupport.unpark(s.waiter);
}
}tryRelease() 方法尝试解锁，如果成功解锁，则调用 signalNext() 方法，唤醒队列中的第一个线程，于是队列中的第一个线程就加入到了获取锁的行列中来。
这就是 ReentrantLock 加锁过程及其底层原理，你可能会疑惑为什么前面都在讲非公平锁，那公平锁呢？
公平锁
其实公平锁的实现与非公平锁及其类似，只有一处不同，具体可以看公平锁的源码：
/**
* Sync object for fair locks
*/
static final class FairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;
/**
* Acquires only if reentrant or queue is empty.
*/
final boolean initialTryLock() {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (!hasQueuedThreads() && compareAndSetState(0, 1)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
} else if (getExclusiveOwnerThread() == current) {
if (++c < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(c);
return true;
}
return false;
}
/**
* Acquires only if thread is first waiter or empty
*/
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
if (getState() == 0 && !hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
return true;
}
return false;
}
}可以看到，与非公平锁不同的是，在公平锁在决定是否要去抢锁之前会有一个额外的判断，也就是会调用 hasQueuedPredecessors() 方法，这个方法的作用在于判断队列中是否有等待处理的线程，如果没有，当前线程才会去抢锁，如果队列中有线程则无法抢锁，这样就保证了，线程可以按照自己在队列中的顺序公平地获得锁。