ReentrantLock实现原理详解

ReentrantLock是Java并发包中用于实现可重入锁的类，基于AQS（AbstractQueuedSynchronizer，抽象队列同步器）实现，支持公平锁和非公平锁。

1. 类结构与AQS基础：ReentrantLock内部有Sync、FairSync和NonFairSync三个内部类。Sync继承自AQS，是公平锁和非公平锁的抽象父类；FairSync和NonFairSync分别实现公平锁和非公平锁。AQS是构建锁和同步器的框架，维护一个FIFO等待队列来管理等待获取资源的线程，通过一个volatile修饰的int类型变量state表示同步状态。不同同步器中，state含义不同，在ReentrantLock中，state表示锁被同一个线程重复获取的次数，0代表未锁定，大于0表示已锁定，数值为获取次数。
2. 加锁流程
   • 非公平锁加锁：创建ReentrantLock时若不传入参数，默认使用非公平锁（NonFairSync） 。调用lock()方法时，先通过CAS操作尝试将AQS中的同步状态state从0修改为1。若修改成功，将当前线程设置为锁的独占所有者；若失败，调用AQS的acquire(1)方法。acquire(1)方法中，再次调用tryAcquire(1)尝试获取锁（实际调用NonFairSync的nonfairTryAcquire方法 ），该方法先检查state是否为0，是则尝试用CAS将state设为1并设置当前线程为锁的所有者；若state不为0且当前线程是锁的持有者，则将state值增加1，体现可重入特性；若都不满足则返回false。当tryAcquire返回false，执行acquireQueued方法，将当前线程封装成Node节点加入AQS等待队列，然后进入自旋尝试获取锁。若当前节点的前驱节点是头节点且能成功获取锁，则将当前节点设为头节点；否则根据前驱节点的waitStatus值判断是否挂起当前线程。
   • 公平锁加锁：公平锁（FairSync）的lock()方法直接调用AQS的acquire(1)方法。在tryAcquire方法中，除了检查state状态，还会调用hasQueuedPredecessors()方法检查等待队列中是否有其他线程在排队。只有等待队列中没有前驱节点（即没有其他线程先于当前线程等待获取锁），并且能通过CAS操作将state从0修改为1时，当前线程才能获取到锁；否则线程会被加入到等待队列。这确保了线程获取锁的顺序是按照在队列中的等待顺序，实现公平性。
3. 解锁流程：解锁时调用unlock()方法，实际调用AQS的release(1)方法。release(1)方法内部先调用tryRelease(1)尝试释放锁（在ReentrantLock的Sync类中实现 ），检查当前线程是否是持有锁的线程，若是则将state值减1。当state值变为0时，代表锁已完全释放，将持有锁的线程清空，并返回true。若tryRelease返回true，AQS会调用unparkSuccessor方法唤醒等待队列中的下一个线程（通过LockSupport.unpark()操作 ）。
4. 可重入的实现：由于ReentrantLock是可重入锁，同一线程可多次获取同一把锁。当已持有锁的线程再次调用lock()方法时，会识别出当前线程是锁的持有者，然后将AQS中的state值加1。释放锁时，每次unlock()操作会将state值减1，直到state值为0时，才真正释放锁。这一机制通过在tryAcquire和tryRelease方法中对state值的增减操作实现，保证了同一线程多次获取锁时不会被阻塞。
5. 公平锁与非公平锁区别
   • 公平锁：在获取锁时，会检查等待队列中是否有其他线程在排队，只有当前线程是等待队列中第一个请求锁的线程时，才会尝试获取锁，确保了线程获取锁的公平性。但由于需要频繁检查队列，上下文切换开销较大，在高并发场景下性能相对较低。
   • 非公平锁：获取锁时先通过CAS尝试获取，不考虑等待队列中的线程。若获取失败，再进入等待队列。这种方式可能会使新线程“插队”获取锁，导致等待队列中的线程等待时间延长，但减少了线程挂起和唤醒的开销，在高并发场景下性能更好。ReentrantLock默认使用非公平锁，因为多数场景下性能更为重要。