本文深入解析了AQS(AbstractQueuedSynchronizer)的工作原理，详细介绍了AQS的内部数据结构，包括FIFO队列和Node节点的状态管理。同时，文章探讨了AQS中的模板方法，如tryAcquire和tryRelease，以及它们在自定义同步器中的应用。此外，还分析了AQS在Java中的使用场景，如ReentrantLock和Semaphore等同步组件的实现。
- 什么是AQS?
AQS是一个同步器，在java中是AbstractQueuedSynchronizer的简称。AQS是一个FIFO功能的双向链表，是一个提供了一种实现阻塞锁和一系列依赖FIFO等待队列的同步器的框架。AQS为一系列同步器依赖于一个单独的volatile原子变量（state）的同步器提供了一个非常有用的基础。子类们必须定义改变state变量的protected方法，这些方法定义了state是如何被获取或释放的。
对state的操作是原子的，且不能被继承。所有的同步机制的实现均依赖于对改变量的原子操作。为了实现不同的同步机制，我们需要创建一个非共有的（non-public internal）扩展了AQS类的内部辅助类来实现相应的同步逻辑。AbstractQueuedSynchronizer并不实现任何同步接口，它提供了一些可以被具体实现类直接调用的一些原子操作方法来重写相应的同步逻辑。AQS同时提供了互斥模式（exclusive）和共享模式（shared）两种不同的同步逻辑。一般情况下，子类只需要根据需求实现其中一种模式，当然也有同时实现两种模式的同步类，如ReadWriteLock。
所谓原子操作是指不会被线程调度机制打断的操作；这种操作一旦开始，就一直运行到结束，中间不会有任何 context switch （切换到另一个线程）。通常所说的原子操作包括对非long和double型的primitive进行赋值，以及返回这两者之外的primitive。之所以要把它们排除在外是因为它们都比较大，而JVM的设计规范又没有要求读操作和赋值操作必须是原子操作（JVM可以试着去这么作，但并不保证）。
AQS的基本原理就是当一个线程请求共享资源的时候会判断是否能够成功操作这个共享资源，如果可以就会把这个共享资源设置为锁定状态，如果当前共享资源已经被锁定了，那就把这个请求的线程阻塞住，也就是放到队列中等待。
AQS结构图
AQS类中主要提供了如下几个方法来修改同步状态：
/**
* The synchronization state.
*/
private volatile int state;
/**
* Returns the current value of synchronization state.
* This operation has memory semantics of a {@code volatile} read.
* @return current state value
*/
protected final int getState() {
return state;
}
/**
* Sets the value of synchronization state.
* This operation has memory semantics of a {@code volatile} write.
* @param newState the new state value
*/
protected final void setState(int newState) {
state = newState;
}
/**
* Atomically sets synchronization state to the given updated
* value if the current state value equals the expected value.
* This operation has memory semantics of a {@code volatile} read
* and write.
*
* @param expect the expected value
* @param update the new value
* @return {@code true} if successful. False return indicates that the actual
* value was not equal to the expected value.
*/
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
// See below for intrinsics setup to support this
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}总结一下就是：
- getState()
- setState()
- compareAndSetState()
这三种叫做均是原子操作，其中compareAndSetState的实现依赖于Unsafe类。此外，AQS定义了两种资源，exclusive 独占式 （只有一个线程能执行，如ReentrantLock）和 share 共享式（多个线程能同时执行，Semaphore/CountDownLatch）。
- AQS的内部数据结构与实现
AQS的实现依赖内部的同步队列,也就是FIFO的双向队列，如果当前线程竞争锁失败，那么AQS会把当前线程以及等待状态信息构造成一个Node加入到同步队列中，同时再阻塞该线程。当获取锁的线程释放锁以后，会从队列中唤醒一个阻塞的节点(线程)。等待队列中每个线程被包装成一个 node，数据结构是链表，源码如下(Node类是AQS类的内部类)。
static final class Node {
/** Marker to indicate a node is waiting in shared mode */
static final Node SHARED = new Node();
/** Marker to indicate a node is waiting in exclusive mode */
static final Node EXCLUSIVE = null;
/** waitStatus value to indicate thread has cancelled */
static final int CANCELLED = 1;
/** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */
static final int SIGNAL = -1;
/** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
static final int CONDITION = -2;
/**
* waitStatus value to indicate the next acquireShared should
* unconditionally propagate
*/
static final int PROPAGATE = -3;
/**
* Status field, taking on only the values:
* SIGNAL: The successor of this node is (or will soon be)
* blocked (via park), so the current node must
* unpark its successor when it releases or
* cancels. To avoid races, acquire methods must
* first indicate they need a signal,
* then retry the atomic acquire, and then,
* on failure, block.
* CANCELLED: This node is cancelled due to timeout or interrupt.
* Nodes never leave this state. In particular,
* a thread with cancelled node never again blocks.
* CONDITION: This node is currently on a condition queue.
* It will not be used as a sync queue node
* until transferred, at which time the status
* will be set to 0. (Use of this value here has
* nothing to do with the other uses of the
* field, but simplifies mechanics.)
* PROPAGATE: A releaseShared should be propagated to other
* nodes. This is set (for head node only) in
* doReleaseShared to ensure propagation
* continues, even if other operations have
* since intervened.
* 0: None of the above
*
* The values are arranged numerically to simplify use.
* Non-negative values mean that a node doesn't need to
* signal. So, most code doesn't need to check for particular
* values, just for sign.
*
* The field is initialized to 0 for normal sync nodes, and
* CONDITION for condition nodes. It is modified using CAS
* (or when possible, unconditional volatile writes).
*/
volatile int waitStatus;
/**
* Link to predecessor node that current node/thread relies on
* for checking waitStatus. Assigned during enqueuing, and nulled
* out (for sake of GC) only upon dequeuing. Also, upon
* cancellation of a predecessor, we short-circuit while
* finding a non-cancelled one, which will always exist
* because the head node is never cancelled: A node becomes
* head only as a result of successful acquire. A
* cancelled thread never succeeds in acquiring, and a thread only
* cancels itself, not any other node.
*/
volatile Node prev;
/**
* Link to the successor node that the current node/thread
* unparks upon release. Assigned during enqueuing, adjusted
* when bypassing cancelled predecessors, and nulled out (for
* sake of GC) when dequeued. The enq operation does not
* assign next field of a predecessor until after attachment,
* so seeing a null next field does not necessarily mean that
* node is at end of queue. However, if a next field appears
* to be null, we can scan prev's from the tail to
* double-check. The next field of cancelled nodes is set to
* point to the node itself instead of null, to make life
* easier for isOnSyncQueue.
*/
volatile Node next;
/**
* The thread that enqueued this node. Initialized on
* construction and nulled out after use.
*/
volatile Thread thread;
/**
* Link to next node waiting on condition, or the special
* value SHARED. Because condition queues are accessed only
* when holding in exclusive mode, we just need a simple
* linked queue to hold nodes while they are waiting on
* conditions. They are then transferred to the queue to
* re-acquire. And because conditions can only be exclusive,
* we save a field by using special value to indicate shared
* mode.
*/
Node nextWaiter;
/**
* Returns true if node is waiting in shared mode.
*/
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
/**
* Returns previous node, or throws NullPointerException if null.
* Use when predecessor cannot be null. The null check could
* be elided, but is present to help the VM.
*
* @return the predecessor of this node
*/
final Node predecessor() throws NullPointerException {
Node p = prev;
if (p == null)
throw new NullPointerException();
else
return p;
}
Node() { // Used to establish initial head or SHARED marker
}
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;
}
}
- 模板方法
除了基本的修改状态信息的方法外，AQS还提供了一些模板方法。实现自定义同步组件时，将会调用同步器提供的模板方法。
其中，可重写的方法有这些：
重写同步器指定的方法时，需要使用同步器提供的 getState()，setState()，compareAndSetState()方法来修改访问状态。
如果要深入一些学习AQS，就要掌握一个前置知识：LockSupport。
LockSupport是一个工具类，它的主要作用是挂起和唤醒线程，它的底层是调用的native方法，这个我们不去深入探究(研究下去就很打脑壳了...)，主要看下LockSupport的应用。
LockSupport类主要提供以下些方法(其中park和unpark方法最为常用)：
public static void park(Object blocker); // 暂停当前线程
public static void parkNanos(Object blocker, long nanos); // 暂停当前线程，不过有超时时间的限制
public static void parkUntil(Object blocker, long deadline); // 暂停当前线程，直到某个时间
public static void park(); // 无期限暂停当前线程
public static void parkNanos(long nanos); // 暂停当前线程，不过有超时时间的限制
public static void parkUntil(long deadline); // 暂停当前线程，直到某个时间
public static void unpark(Thread thread); // 恢复当前线程
public static Object getBlocker(Thread t);通过一个Demo来了解park()和unpark()方法的使用：
public class LockSupportDemo {
public static Object u = new Object();
static ChangeObjectThread t1 = new ChangeObjectThread("t1");
static ChangeObjectThread t2 = new ChangeObjectThread("t2");
public static class ChangeObjectThread extends Thread {
public ChangeObjectThread(String name) {
super(name);
}
@Override public void run() {
synchronized (u) {
System.out.println("in " + getName());
LockSupport.park();
if (Thread.currentThread().isInterrupted()) {
System.out.println("被中断了");
}
System.out.println("继续执行");
}
}
}
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
t1.start();
Thread.sleep(1000L);
t2.start();
Thread.sleep(3000L);
t1.interrupt();
LockSupport.unpark(t2);
t1.join();
t2.join();
}
}这里park和unpark其实实现了wait和notify的功能，不过还是有一些差别的。
park不需要获取某个对象的锁- 因为中断的时候
park不会抛出InterruptedException异常，所以需要在park之后自行判断中断状态，然后做额外的处理
总结：
park和unpark可以实现类似wait和notify的功能，但是并不和wait和notify交叉，也就是说unpark不会对wait起作用，notify也不会对park起作用。park和unpark的使用不会出现死锁的情况- blocker的作用是在dump线程的时候看到阻塞对象的信息
最后，看看AQS在java种到底怎么个用法，AQS类和各类的继承关系如下：
只看上面的原理，感觉云里雾里的，有了类继承图就好理解多了。比如说ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock底层都是基于AQS来实现的。说白了，ReentrantLock内部包含了一个AQS对象，也就是AbstractQueuedSynchronizer类型的对象。这个AQS对象就是ReentrantLock可以实现加锁和释放锁的关键性的核心组件。简单复述一个ReentrantLock加锁和释放锁的底层原理,上一篇文章也大致讲了一下，但是个人感觉还是不够通透，待我彻底理解之后再出一篇总结性的文章记录一下(一切为了学习呀，已经不管文章合不合理了)。
ReentrantLock加锁和释放锁的底层原理
如果有一个线程过来尝试用ReentrantLock的lock()方法进行加锁，ReentrantLock中的AQS对象内部有一个核心的变量叫做state，是int类型的，代表了加锁的状态。初始状态下，这个state的值是0。另外，这个AQS内部还有一个关键变量，用来记录当前加锁的是哪个线程，初始化状态下，这个变量是null。大致是这个样子：
接着线程1跑过来调用ReentrantLock的lock()方法尝试进行加锁，这个加锁的过程，直接就是用CAS操作将state值从0变为1。如果之前没人加过锁，那么state的值肯定是0，此时线程1就可以加锁成功。一旦线程1加锁成功了之后，就可以设置当前加锁线程是自己。过程大致这个样子：
可重入锁的意思，就是你可以对一个ReentrantLock对象多次执行lock()加锁和unlock()释放锁，也就是可以对一个锁加多次，叫做可重入加锁。
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
//do some thing......
}
AQS公平锁的抢锁流程：
重要方法解析：
Tips: Node结点是对每一个等待获取资源的线程的封装，其包含了需要同步的线程本身及其等待状态，如是否被阻塞、是否等待唤醒、是否已经被取消等。变量waitStatus则表示当前Node结点的等待状态，共有5种取值CANCELLED、SIGNAL、CONDITION、PROPAGATE、0。
CANCELLED(1)：表示当前结点已取消调度。当timeout或被中断（响应中断的情况下），会触发变更为此状态，进入该状态后的结点将不会再变化。
SIGNAL(-1)：表示后继结点在等待当前结点唤醒。后继结点入队时，会将前继结点的状态更新为SIGNAL。
CONDITION(-2)：表示结点等待在Condition上，当其他线程调用了Condition的signal()方法后，CONDITION状态的结点将从等待队列转移到同步队列中，等待获取同步锁。
PROPAGATE(-3)：共享模式下，前继结点不仅会唤醒其后继结点，同时也可能会唤醒后继的后继结点。
0：新结点入队时的默认状态。
注意，负值表示结点处于有效等待状态，而正值表示结点已被取消。所以源码中很多地方用>0、<0来判断结点的状态是否正常。
- acquire(int)
此方法是独占模式下线程获取共享资源的顶层入口。如果获取到资源，线程直接返回，否则进入等待队列，直到获取到资源为止，且整个过程忽略中断的影响。这也正是lock()的语义，当然不仅仅只限于lock()。获取到资源后，线程就可以去执行其临界区代码了。下面是acquire()的源码：
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}函数流程如下：
- tryAcquire()尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回（这里体现了非公平锁，每个线程获取锁时会尝试直接抢占加塞一次，而CLH队列中可能还有别的线程在等待）；
- addWaiter()将该线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式；
- acquireQueued()使线程阻塞在等待队列中获取资源，一直获取到资源后才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
- 如果线程在等待过程中被中断过，它是不响应的。只是获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt()，将中断补上。
- tryAcquire(int)
此方法尝试去获取独占资源。如果获取成功，则直接返回true，否则直接返回false。这也正是tryLock()的语义，当然不仅仅只限于tryLock()。如下是tryAcquire()的源码：
protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}AQS这里只定义了一个接口(硬核抛出异常就完事了)，具体资源的获取交由自定义同步器去实现了（通过state的get/set/CAS）。至于能不能重入，能不能加塞，看具体的自定义同步器的设计，自定义同步器在进行资源访问时要考虑线程安全的影响。这里之所以没有定义成abstract，是因为独占模式下只用实现tryAcquire-tryRelease，而共享模式下只用实现tryAcquireShared-tryReleaseShared。如果都定义成abstract，那么每个模式也要去实现另一模式下的接口。说到底，Doug Lea(并发编程里的大佬的，反正他不认识我我也不认识他...)还是站在咱们开发者的角度，尽量减少不必要的工作量。
- addWaiter(Node)
此方法用于将当前线程加入到等待队列的队尾(等待队列是一个单链表，在线程通信那里会讲到)，并返回当前线程所在的结点。源码如下：
private Node addWaiter(Node mode) {
//以给定模式构造结点。mode有两种：EXCLUSIVE（独占）和SHARED（共享）
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//尝试快速方式直接放到队尾。
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
//上一步失败则通过enq入队。
enq(node);
return node;
}该方法在线程通信中进行详解。
- enq(Node)
顾名思义，此方法用于将node加入队尾。
private Node enq(final Node node) {
//CAS"自旋"，直到成功加入队尾
for (;;) { //经典的自旋代码，发现这个思想的人也是人才。
Node t = tail;
if (t == null) { // 队列为空，创建一个空的标志结点作为head结点，并将tail也指向它。
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {//正常流程，放入队尾
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}- acquireQueued(Node, int)
通过tryAcquire()和addWaiter()，如果该线程还是获取资源失败，则被放入等待队列尾部了。线程进入等待队列进行等待，直到其他线程彻底释放资源后唤醒自己，自己再拿到资源，然后再继续干活。
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;//标记是否成功拿到资源
try {
boolean interrupted = false;//标记等待过程中是否被中断过
//又是一个“自旋”！
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();//拿到前驱
//如果前驱是head，即该结点已成老二，那么便有资格去尝试获取资源（可能是老大释放完资源唤醒自己的，当然也可能被interrupt了）。
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);//拿到资源后，将head指向该结点。所以head所指的标杆结点，就是当前获取到资源的那个结点或null。
p.next = null; // setHead中node.prev已置为null，此处再将head.next置为null，就是为了方便GC回收以前的head结点。也就意味着之前拿完资源的结点出队了！
failed = false; // 成功获取资源
return interrupted;//返回等待过程中是否被中断过
}
//如果没抢到资源，就通过park()进入waiting状态，直到被unpark()。如果不可中断的情况下被中断了，那么会从park()中醒过来，发现拿不到资源，从而继续进入park()等待。
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;//如果等待过程中被中断过，哪怕只有那么一次，就将interrupted标记为true
}
} finally {
if (failed) // 如果等待过程中没有成功获取资源（如timeout，或者可中断的情况下被中断了），那么取消结点在队列中的等待。
cancelAcquire(node);
}
}这里面有两个关键的函数shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()。
shouldParkAfterFailedAcquire()：
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;//拿到前驱的状态
if (ws == Node.SIGNAL)
//如果已经告诉前驱拿完号后通知自己一下，那就可以安心等待了
return true;
if (ws > 0) {
/*
* 如果前驱放弃了，那就一直往前找，直到找到最近一个正常等待的状态，并排在它的后边。
* 注意：那些放弃的结点，由于被自己“加塞”到它们前边，它们相当于形成一个无引用链，稍后就会被保安大叔赶走了(GC回收)！
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
//如果前驱正常，那就把前驱的状态设置成SIGNAL，告诉它拿完号后通知自己一下。有可能失败，人家说不定刚刚释放完呢！
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}此方法主要用于检查状态，看看线程是否真的没有抢到资源要去等待(进入waiting状态)。如果前驱结点的状态不是SIGNAL，那么自己就得再继续找带有SIGNAL的节点(直到找到最近一个正常等待的状态)，需要去再次尝试下看有没有机会抢到资源。
parkAndCheckInterrupt():
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);//调用park()使线程进入waiting状态
return Thread.interrupted();//如果被唤醒，查看自己是不是被中断的。
}此方法就是让线程真正进入等待状态。
park()会让当前线程进入waiting状态。在此状态下，有两种途径可以唤醒该线程：1）被unpark()；2）被interrupt()。
看了shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()，现在再回到acquireQueued()，总结下该函数的具体流程：
- 结点进入队尾后，检查状态，找到安全休息点；
- 调用park()进入waiting状态，等待unpark()或interrupt()唤醒自己；
- 被唤醒后，看自己是不是有资格能拿到号。如果拿到，head指向当前结点，并返回从入队到拿到号的整个过程中是否被中断过；如果没拿到，继续流程1。
总结acquire()方法的总体流程：
- 调用自定义同步器的tryAcquire()尝试直接去获取资源，如果成功则直接返回；
- 没成功，则addWaiter()将该线程加入等待队列的尾部，并标记为独占模式；
- acquireQueued()使线程在等待队列中休息，有机会时（轮到自己，会被unpark()）会去尝试获取资源。获取到资源后才返回。如果在整个等待过程中被中断过，则返回true，否则返回false。
- 如果线程在等待过程中被中断过，它是不响应的。只是获取资源后才再进行自我中断selfInterrupt()，将中断补上。
tips: acquire()也就是ReentrantLock.lock()的流程。
- release(int)
此方法是独占模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果彻底释放了（即state=0）,它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。这也正是unlock()的语义，当然不仅仅只限于unlock()。下面是release()的源码：
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;//找到头结点
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);//唤醒等待队列里的下一个线程
return true;
}
return false;
}调用tryRelease()来释放资源，根据tryRelease()的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了！所以自定义同步器在设计tryRelease()的时候要明确这一点！！
tryRelease()的源码：
protected boolean tryRelease(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}该方法又是一个模板方法(硬核抛出异常不管事)，是需要独占模式的自定义同步器去实现的。正常来说，tryRelease()都会成功的，因为这是独占模式，该线程来释放资源，那么它肯定已经拿到独占资源了，直接减掉相应量的资源即可(state-=arg)，也不需要考虑线程安全的问题。但要注意它的返回值，上面已经提到了，release()是根据tryRelease()的返回值来判断该线程是否已经完成释放掉资源了！所以自义定同步器在实现时，如果已经彻底释放资源(state=0)，要返回true，否则返回false。
unparkSuccessor(Node)的源码：
private void unparkSuccessor(Node node) {
//这里，node一般为当前线程所在的结点。
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)//置零当前线程所在的结点状态，允许失败。
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
Node s = node.next;//找到下一个需要唤醒的结点s
if (s == null || s.waitStatus > 0) {//如果为空或已取消
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev) // 从后向前找。
if (t.waitStatus <= 0)//从这里可以看出，<=0的结点，都是还有效的结点。
s = t;
}
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);//唤醒
}该方法用于唤醒等待队列中的下一个线程。关键部分就是通过LockSupport工具类的unpark()方法进行线程的唤醒。方法的前半部分用来找到等待队列中最前边的那个未放弃线程。这里我们也用s来表示。此时，再和acquireQueued()联系起来，s被唤醒后，进入if (p == head && tryAcquire(arg))的判断（即使p!=head也没关系，它会再进入shouldParkAfterFailedAcquire()寻找一个安全点。这里既然s已经是等待队列中最前边的那个未放弃线程了，那么通过shouldParkAfterFailedAcquire()的调整，s也必然会跑到head的next结点，下一次自旋p==head就成立啦），然后s把自己设置成head标杆结点，表示自己已经获取到资源了，acquire()也返回了！！
- acquireShared(int)
此方法是共享模式下线程获取共享资源的顶层入口。它会获取指定量的资源，获取成功则直接返回，获取失败则进入等待队列，直到获取到资源为止，整个过程忽略中断。下面是acquireShared()的源码：
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}tryAcquireShared()依然需要自定义同步器实现。但是AQS已经把其返回值的语义定义好了：负值代表获取失败；0代表获取成功，但没有剩余资源；正数表示获取成功，还有剩余资源，其他线程还可以去获取。所以这里acquireShared()的流程就是：
- tryAcquireShared()尝试获取资源，成功则直接返回；
- 失败则通过doAcquireShared()进入等待队列，直到获取到资源为止才返回。
doAcquireShared()源码如下：
private void doAcquireShared(int arg) {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);//加入队列尾部
boolean failed = true;//是否成功标志
try {
boolean interrupted = false;//等待过程中是否被中断过的标志
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();//前驱
if (p == head) {//如果到head的下一个，因为head是拿到资源的线程，此时node被唤醒，很可能是head用完资源来唤醒自己的
int r = tryAcquireShared(arg);//尝试获取资源
if (r >= 0) {//成功
setHeadAndPropagate(node, r);//将head指向自己，还有剩余资源可以再唤醒之后的线程
p.next = null; // help GC
if (interrupted)//如果等待过程中被打断过，此时将中断补上。
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
//判断状态，寻找安全点，进入waiting状态，等着被unpark()或interrupt()
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}此方法用于将当前线程加入等待队列尾部，直到其他线程释放资源唤醒自己，自己成功拿到相应量的资源后才返回。和acquireQueued()相比，这里将补中断的selfInterrupt()放到doAcquireShared()里了，而独占模式是放到acquireQueued()之外，其实都一样，不知道Doug Lea是怎么想的。
跟独占模式比，还有一点需要注意的是，这里只有线程是head.next时（“老二”），才会去尝试获取资源，有剩余的话还会唤醒之后的队友。那么问题就来了，假如老大用完后释放了5个资源，而老二需要6个，老三需要1个，老四需要2个。老大先唤醒老二，老二一看资源不够，他是把资源让给老三呢，还是不让？答案是否定的！老二会继续park()等待其他线程释放资源，也更不会去唤醒老三和老四了。独占模式，同一时刻只有一个线程去执行，这样做未尝不可；但共享模式下，多个线程是可以同时执行的，现在因为老二的资源需求量大，而把后面量小的老三和老四也都卡住了。当然，这并不是问题，只是AQS保证严格按照入队顺序唤醒罢了（保证公平，但降低了并发）。
其中，有一个关键的方法setHeadAndPropagate(Node, int)，此方法在setHead()的基础上多了一步，就是自己苏醒的同时，如果条件符合（比如还有剩余资源），还会去唤醒后继结点，毕竟是共享模式！setHeadAndPropagate源码如下：
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
Node h = head;
setHead(node);//head指向自己
//如果还有剩余量，继续唤醒下一个邻居线程
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}该方法依赖doReleaseShared()来释放资源。
至此，acquireShared()总体操作完成。再梳理一下它的流程：
- tryAcquireShared()尝试获取资源，成功则直接返回；
- 失败则通过doAcquireShared()进入等待队列park()，直到被unpark()/interrupt()并成功获取到资源才返回。整个等待过程也是忽略中断的。
其实跟acquire()的流程大同小异，只不过多了个自己拿到资源后，还会去唤醒后继队友的操作（这才是共享嘛）。
- releaseShared()
此方法是共享模式下线程释放共享资源的顶层入口。它会释放指定量的资源，如果成功释放且允许唤醒等待线程，它会唤醒等待队列里的其他线程来获取资源。下面是releaseShared()的源码：
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {//尝试释放资源
doReleaseShared();//唤醒后继结点
return true;
}
return false;
}该方法尝试释放自己的资源，然后唤醒后继节点。跟独占模式下的release()相似，但有一点稍微需要注意：独占模式下的tryRelease()在完全释放掉资源（state=0）后，才会返回true去唤醒其他线程，这主要是基于独占下可重入的考量；而共享模式下的releaseShared()则没有这种要求，共享模式实质就是控制一定量的线程并发执行，那么拥有资源的线程在释放掉部分资源时就可以唤醒后继等待结点。
上面的setHeadAndPropagate也说到唤醒后继节点依赖于doReleaseShared方法。此方法主要用于唤醒后继。下面是它的源码：
private void doReleaseShared() {
for (;;) {
Node h = head;
if (h != null && h != tail) {
int ws = h.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) {
if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
continue;
unparkSuccessor(h);//唤醒后继
}
else if (ws == 0 &&
!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
continue;
}
if (h == head)// head发生变化
break;
}
}- 总结
AQS定义了一个同步器，用于实现多线程的同步。通过内置的 FIFO 队列来完成资源获取线程的排队工作。在AQS中分为公平锁(安全锁)和非公平锁(非安全锁)两种类型，在资源的竞争中分为独占模式和共享模式。详解了独占和共享两种模式下获取-释放资源(acquire-release、acquireShared-releaseShared)的源码。acquire()和acquireShared()两种方法下，线程在等待队列中都是忽略中断的。AQS也支持响应中断的，acquireInterruptibly()/acquireSharedInterruptibly()即是，相应的源码跟acquire()和acquireShared()差不多。
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