J.U.C 之 AQS：同步状态的获取与释放

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本文深入解析了AQS(AbstractQueuedSynchronizer)的工作原理，包括独占式和共享式同步状态的获取、释放，以及响应中断和超时控制。通过详细的代码分析，展示了AQS如何实现线程间的同步和唤醒。

http://www.iocoder.cn/JUC/sike/aqs-2/#

在前面提到过，AQS 是构建 Java 同步组件的基础，我们期待它能够成为实现大部分同步需求的基础。

AQS 的设计模式采用的模板方法模式，子类通过继承的方式，实现它的抽象方法来管理同步状态。对于子类而言，它并没有太多的活要做，AQS 已经提供了大量的模板方法来实现同步，主要是分为三类：

独占式获取和释放同步状态
共享式获取和释放同步状态
查询同步队列中的等待线程情况。

自定义子类使用 AQS 提供的模板方法，就可以实现自己的同步语义。

1. 独占式

独占式，同一时刻，仅有一个线程持有同步状态。

1.1 独占式同步状态获取

老艿艿：「1.1 独占式同步状态获取」整个小节，是本文最难的部分。请一定保持耐心。

#acquire(int arg) 方法，为 AQS 提供的模板方法。该方法为独占式获取同步状态，但是该方法对中断不敏感。也就是说，由于线程获取同步状态失败而加入到 CLH 同步队列中，后续对该线程进行中断操作时，线程不会从 CLH 同步队列中移除。代码如下：

1: public final void acquire(int arg) {
2:     if (!tryAcquire(arg) &&
3:         acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
4:         selfInterrupt();
5: }

第 2 行：调用 #tryAcquire(int arg) 方法，去尝试获取同步状态，获取成功则设置锁状态并返回 true ，否则获取失败，返回 false 。若获取成功，#acquire(int arg) 方法，直接返回，不用线程阻塞，自旋直到获得同步状态成功。
- #tryAcquire(int arg) 方法，需要自定义同步组件自己实现，该方法必须要保证线程安全的获取同步状态。代码如下：
  protected boolean tryAcquire(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); }
  - 直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
第 3 行：如果 #tryAcquire(int arg) 方法返回 false ，即获取同步状态失败，则调用 #addWaiter(Node mode) 方法，将当前线程加入到 CLH 同步队列尾部。并且， mode 方法参数为 Node.EXCLUSIVE ，表示独占模式。
第 3 行：调用 boolean #acquireQueued(Node node, int arg) 方法，自旋直到获得同步状态成功。详细解析，见「1.1.1 acquireQueued」中。另外，该方法的返回值类型为 boolean ，当返回 true 时，表示在这个过程中，发生过线程中断。但是呢，这个方法又会清理线程中断的标识，所以在种情况下，需要调用【第 4 行】的 #selfInterrupt() 方法，恢复线程中断的标识，代码如下：
static void selfInterrupt() { Thread.currentThread().interrupt(); }

1.1.1 acquireQueued

boolean #acquireQueued(Node node, int arg) 方法，为一个自旋的过程，也就是说，当前线程（Node）进入同步队列后，就会进入一个自旋的过程，每个节点都会自省地观察，当条件满足，获取到同步状态后，就可以从这个自旋过程中退出，否则会一直执行下去。

流程图如下：

流程图

代码如下：

 1: final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
 2:     // 记录是否获取同步状态成功
 3:     boolean failed = true;
 4:     try {
 5:         // 记录过程中，是否发生线程中断
 6:         boolean interrupted = false;
 7:         /*
 8:          * 自旋过程，其实就是一个死循环而已
 9:          */
10:         for (;;) {
11:             // 当前线程的前驱节点
12:             final Node p = node.predecessor();
13:             // 当前线程的前驱节点是头结点，且同步状态成功
14:             if (p == head && tryAcquire(arg)) {
15:                 setHead(node);
16:                 p.next = null; // help GC
17:                 failed = false;
18:                 return interrupted;
19:             }
20:             // 获取失败，线程等待--具体后面介绍
21:             if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
22:                     parkAndCheckInterrupt())
23:                 interrupted = true;
24:         }
25:     } finally {
26:         // 获取同步状态发生异常，取消获取。
27:         if (failed)
28:             cancelAcquire(node);
29:     }
30: }

第 3 行：failed 变量，记录是否获取同步状态成功。
第 6 行：interrupted 变量，记录获取过程中，是否发生线程中断。
========== 第 7 至 24 行：“死”循环，自旋直到获得同步状态成功。==========
第 12 行：调用 Node#predecessor() 方法，获得当前线程的前一个节点 p 。
第 14 行：p == head 代码块，若满足，则表示当前线程的前一个节点为头节点，因为 head 是最后一个获得同步状态成功的节点，此时调用 #tryAcquire(int arg) 方法，尝试获得同步状态。? 在 #acquire(int arg) 方法的【第 2 行】，也调用了这个方法。
第 15 至 18 行：当前节点( 线程 )获取同步状态成功：
- 第 15 行：设置当前节点( 线程 )为新的 head 。
- 第 16 行：设置老的头节点 p 不再指向下一个节点，让它自身更快的被 GC 。
- 第 17 行：标记 failed = false ，表示获取同步状态成功。
- 第 18 行：返回记录获取过程中，是否发生线程中断。
第 20 至 24 行：获取失败，线程等待唤醒，从而进行下一次的同步状态获取的尝试。详细解析，见《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS：阻塞和唤醒线程》。详细解析，见「1.1.2 shouldParkAfterFailedAcquire」。
- 第 21 行：调用 #shouldParkAfterFailedAcquire(Node pre, Node node) 方法，判断获取失败后，是否当前线程需要阻塞等待。
========== 第 26 至 29 行：获取同步状态的过程中，发生异常，取消获取。==========
第 28 行：调用 #cancelAcquire(Node node) 方法，取消获取同步状态。详细解析，见「1.1.3 cancelAcquire」。

1.1.2 shouldParkAfterFailedAcquire

 1: private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
 2:     // 获得前一个节点的等待状态
 3:     int ws = pred.waitStatus;
 4:     if (ws == Node.SIGNAL) //  Node.SIGNAL
 5:         /*
 6:          * This node has already set status asking a release
 7:          * to signal it, so it can safely park.
 8:          */
 9:         return true;
10:     if (ws > 0) { // Node.CANCEL
11:         /*
12:          * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
13:          * indicate retry.
14:          */
15:         do {
16:             node.prev = pred = pred.prev;
17:         } while (pred.waitStatus > 0);
18:         pred.next = node;
19:     } else { // 0 或者 Node.PROPAGATE
20:         /*
21:          * waitStatus must be 0 or PROPAGATE.  Indicate that we
22:          * need a signal, but don't park yet.  Caller will need to
23:          * retry to make sure it cannot acquire before parking.
24:          */
25:         compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
26:     }
27:     return false;
28: }

pred 和 node 方法参数，传入时，要求前者必须是后者的前一个节点。
第 3 行：获得前一个节点( pre )的等待状态。下面会根据这个状态有三种情况的处理。
第 4 至 9 行：等待状态为 Node.SIGNAL 时，表示 pred 的下一个节点 node 的线程需要阻塞等待。在 pred 的线程释放同步状态时，会对 node 的线程进行唤醒通知。所以，【第 9 行】返回 true ，表明当前线程可以被 park，安全的阻塞等待。
第 19 至 26 行：等待状态为 0 或者 Node.PROPAGATE 时，通过 CAS 设置，将状态修改为 Node.SIGNAL ，即下一次重新执行 #shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) 方法时，满足【第 4 至 9 行】的条件。
- 但是，对于本次执行，【第 27 行】返回 false 。
- 另外，等待状态不会为 Node.CONDITION ，因为它用在 ConditonObject 中。
第 10 至 18 行：等待状态为 NODE.CANCELLED 时，则表明该线程的前一个节点已经等待超时或者被中断了，则需要从 CLH 队列中将该前一个节点删除掉，循环回溯，直到前一个节点状态 <= 0 。
- 对于本次执行，【第 27 行】返回 false ，需要下一次再重新执行 #shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) 方法，看看满足哪个条件。
- 整个过程如下图：

1.1.3 cancelAcquire

 1: private void cancelAcquire(Node node) {
 2:     // Ignore if node doesn't exist
 3:     if (node == null)
 4:         return;
 5: 
 6:     node.thread = null;
 7: 
 8:     // Skip cancelled predecessors
 9:     Node pred = node.prev;
10:     while (pred.waitStatus > 0)
11:         node.prev = pred = pred.prev;
12: 
13:     // predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will
14:     // fail if not, in which case, we lost race vs another cancel
15:     // or signal, so no further action is necessary.
16:     Node predNext = pred.next;
17: 
18:     // Can use unconditional write instead of CAS here.
19:     // After this atomic step, other Nodes can skip past us.
20:     // Before, we are free of interference from other threads.
21:     node.waitStatus = Node.CANCELLED;
22: 
23:     // If we are the tail, remove ourselves.
24:     if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
25:         compareAndSetNext(pred, predNext, null);
26:     } else {
27:         // If successor needs signal, try to set pred's next-link
28:         // so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
29:         int ws;
30:         if (pred != head &&
31:             ((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
32:              (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
33:             pred.thread != null) {
34:             Node next = node.next;
35:             if (next != null && next.waitStatus <= 0)
36:                 compareAndSetNext(pred, predNext, next);
37:         } else {
38:             unparkSuccessor(node);
39:         }
40: 
41:         node.next = node; // help GC
42:     }
43: }

第 2 至 4 行：忽略，若传入参数 node 为空。
第 6 行：将节点的等待线程置空。
第 9 行：获得 node 节点的前一个节点 pred 。
- 第 10 至 11 行：逻辑同 #shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) 的【第 15 至 17 行】。
第 16 行：获得 pred 的下一个节点 predNext 。在这个变量上，有很“复杂”的英文，我们来理解下：predNext 从表面上看，和 node 是等价的。
- 但是实际上，存在多线程并发的情况，所以在【第 25 行】或者【第 36 行】中，我们调用 #compareAndSetNext(...) 方法，使用 CAS 的方式，设置 pred 的下一个节点。
- 如果设置失败，说明当前线程和其它线程竞争失败，不需要做其它逻辑，因为 pred 的下一个节点已经被其它线程设置成功。
第 21 行：设置 node 节点的为取消的等待状态 Node.CANCELLED 。在这个变量上，有很“复杂”的英文，我们再来理解下：
- 这里可以使用直接写，而不是 CAS 。
- 在这个操作之后，其它 Node 节点可以忽略 node 。
- Before, we are free of interference from other threads. TODO 9000 芋艿，如何理解。
下面开始开始修改 pred 的新的下一个节点，一共分成三种情况。
========== 第一种 ==========
第 24 行：如果 node 是尾节点，调用 #compareAndSetTail(...) 方法，CAS 设置 pred 为新的尾节点。
- 第 25 行：若上述操作成功，调用 #compareAndSetNext(...) 方法，CAS 设置 pred 的下一个节点为空( null )。
========== 第二种 ==========
第 30 行：pred 非首节点。
第 31 至 32 行：pred 的等待状态为 Node.SIGNAL ，或者可被 CAS 为 Node.SIGNAL 。
第 33 行：pred 的线程非空。
- TODO 9001 芋艿，如何理解。目前能想象到的，一开始 30 行为非头节点，在 33 的时候，结果成为头节点，线程已经为空了。
第 34 至 36 行：若 node 的下一个节点 next 的等待状态非 Node.CANCELLED ，则调用 #compareAndSetNext(...) 方法，CAS 设置 pred 的下一个节点为 next 。
========== 第三种 ==========
第 37 至 39 行：如果 pred 为首节点( ? 在【第 31 至 33 行】也会有别的情况 )，调用 #unparkSuccessor(Node node) 方法，唤醒 node 的下一个节点的线程等待。详细解析，见《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS：阻塞和唤醒线程》。
- 为什么此处需要唤醒呢？因为，pred 为首节点，node 的下一个节点的阻塞等待，需要 node 释放同步状态时进行唤醒。但是，node 取消获取同步状态，则不会再出现 node 释放同步状态时进行唤醒 node 的下一个节点。因此，需要此处进行唤醒。
========== 第二 + 三种 ==========

第 41 行：TODO 芋艿 9002 为啥是 next 为 node 。目前收集到的资料如下：

http://donald-draper.iteye.com/blog/2360256

next 的注释如下：

/**
 * 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.
 */

最后一句话

1.2 独占式获取响应中断

AQS 提供了acquire(int arg) 方法，以供独占式获取同步状态，但是该方法对中断不响应，对线程进行中断操作后，该线程会依然位于CLH同步队列中，等待着获取同步状态。为了响应中断，AQS 提供了 #acquireInterruptibly(int arg) 方法。该方法在等待获取同步状态时，如果当前线程被中断了，会立刻响应中断，并抛出 InterruptedException 异常。

public final void acquireInterruptibly(int arg) throws InterruptedException {
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
    if (!tryAcquire(arg))
        doAcquireInterruptibly(arg);
}

首先，校验该线程是否已经中断了，如果是，则抛出InterruptedException 异常。
然后，调用 #tryAcquire(int arg) 方法，尝试获取同步状态，如果获取成功，则直接返回。
最后，调用 #doAcquireInterruptibly(int arg) 方法，自旋直到获得同步状态成功，或线程中断抛出 InterruptedException 异常。
应该不仅仅 help gc

1.2.1 doAcquireInterruptibly

private void doAcquireInterruptibly(int arg)
    throws InterruptedException {
    final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
    boolean failed = true;
    try {
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                setHead(node);
                p.next = null; // help GC
                failed = false;
                return;
            }
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                throw new InterruptedException(); // <1>
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

它与 #acquire(int arg) 方法仅有两个差别：

方法声明抛出 InterruptedException 异常。
在中断方法处不再是使用 interrupted 标志，而是直接抛出 InterruptedException 异常，即 <1> 处。

1.3 独占式超时获取

AQS 除了提供上面两个方法外，还提供了一个增强版的方法 #tryAcquireNanos(int arg, long nanos) 。该方法为 #acquireInterruptibly(int arg) 方法的进一步增强，它除了响应中断外，还有超时控制。即如果当前线程没有在指定时间内获取同步状态，则会返回 false ，否则返回 true 。

流程图如下：

流程图

代码如下：

public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
        throws InterruptedException {
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
    return tryAcquire(arg) ||
        doAcquireNanos(arg, nanosTimeout);
}

首先，校验该线程是否已经中断了，如果是，则抛出InterruptedException 异常。
然后，调用 #tryAcquire(int arg) 方法，尝试获取同步状态，如果获取成功，则直接返回。
最后，调用 #tryAcquireNanos(int arg) 方法，自旋直到获得同步状态成功，或线程中断抛出 InterruptedException 异常，或超过指定时间返回获取同步状态失败。

1.3.1 tryAcquireNanos

static final long spinForTimeoutThreshold = 1000L;

  1: private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
  2:         throws InterruptedException {
  3:     // nanosTimeout <= 0
  4:     if (nanosTimeout <= 0L)
  5:         return false;
  6:     // 超时时间
  7:     final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
  8:     // 新增 Node 节点
  9:     final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
 10:     boolean failed = true;
 11:     try {
 12:         // 自旋
 13:         for (;;) {
 14:             final Node p = node.predecessor();
 15:             // 获取同步状态成功
 16:             if (p == head && tryAcquire(arg)) {
 17:                 setHead(node);
 18:                 p.next = null; // help GC
 19:                 failed = false;
 20:                 return true;
 21:             }
 22:             /*
 23:              * 获取失败，做超时、中断判断
 24:              */
 25:             // 重新计算需要休眠的时间
 26:             nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
 27:             // 已经超时，返回false
 28:             if (nanosTimeout <= 0L)
 29:                 return false;
 30:             // 如果没有超时，则等待nanosTimeout纳秒
 31:             // 注：该线程会直接从LockSupport.parkNanos中返回，
 32:             // LockSupport 为 J.U.C 提供的一个阻塞和唤醒的工具类，后面做详细介绍
 33:             if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
 34:                     nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
 35:                 LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
 36:             // 线程是否已经中断了
 37:             if (Thread.interrupted())
 38:                 throw new InterruptedException();
 39:         }
 40:     } finally {
 41:         if (failed)
 42:             cancelAcquire(node);
 43:     }
 44: }

因为是在 #doAcquireInterruptibly(int arg) 方法的基础上，做了超时控制的增强，所以相同部分，我们直接跳过。
第 3 至 5 行：如果超时时间小于 0 ，直接返回 false ，已经超时。
第 7 行：计算最终超时时间 deadline 。
第 9 行：【相同，跳过】
第 10 行：【相同，跳过】
第 13 行：【相同，跳过】
第 14 行：【相同，跳过】
第 15 至 21 行：【相同，跳过】
第 26 行：重新计算剩余可获取同步状态的时间 nanosTimeout 。
第 27 至 29 行：如果剩余时间小于 0 ，直接返回 false ，已经超时。
第 33 行：【相同，跳过】
第 34 至 35 行：如果剩余时间大于 spinForTimeoutThreshold ，则调用 LockSupport#parkNanos(Object blocker, long nanos) 方法，休眠 nanosTimeout 纳秒。否则，就不需要休眠了，直接进入快速自旋的过程。原因在于，spinForTimeoutThreshold 已经非常小了，非常短的时间等待无法做到十分精确，如果这时再次进行超时等待，相反会让 nanosTimeout 的超时从整体上面表现得不是那么精确。所以，在超时非常短的场景中，AQS 会进行无条件的快速自旋。
第 36 至 39 行：若线程已经中断了，抛出 InterruptedException 异常。
第 40 至 43 行：【相同，跳过】

1.4 独占式同步状态释放

当线程获取同步状态后，执行完相应逻辑后，就需要释放同步状态。AQS 提供了#release(int arg)方法，释放同步状态。代码如下：

1: public final boolean release(int arg) {
2:     if (tryRelease(arg)) {
3:         Node h = head;
4:         if (h != null && h.waitStatus != 0)
5:             unparkSuccessor(h);
6:         return true;
7:     }
8:     return false;
9: }

第 2 行：调用 #tryRelease(int arg) 方法，去尝试释放同步状态，释放成功则设置锁状态并返回 true ，否则获取失败，返回 false 。同时，它们分别对应【第 3 至 6】和【第 8 行】的逻辑。
- #tryRelease(int arg) 方法，需要自定义同步组件自己实现，该方法必须要保证线程安全的释放同步状态。代码如下：
  protected boolean tryRelease(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); }
  - 直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
第 3 行：获得当前的 head ，避免并发问题。
第 4 行：头结点不为空，并且头结点状态不为 0 ( INITAL 未初始化)。为什么会出现 0 的情况呢？老艿艿的想法是，以 ReentrantReadWriteLock ( ? 内部基于 AQS 实现 ) 举例子：
- 线程 A 和线程 B ，都获取了读锁。
- 线程 A 和线程 B ，基本同时释放锁，那么此时【第 3 行】h 可能获取到的是相同的 head 节点。此时，A 线程恰好先执行了 #unparkSuccessor(Node node) 方法，会将 waitStatus 设置为 0 。因此，#unparkSuccessor(Node node) 方法，对于 B 线程就不需要调用了。当然，更极端的情况下，可能 A 和 B 线程，都调用了 #unparkSuccessor(Node node) 方法。
  
  老艿艿：如上是我的猜想，并未实际验证。如果不正确，或者有其他情况，欢迎斧正。
第 5 行：调用 #unparkSuccessor(Node node) 方法，唤醒下一个节点的线程等待。详细解析，见《【死磕 Java 并发】—– J.U.C 之 AQS：阻塞和唤醒线程》。

1.5 总结

这里稍微总结下：

在 AQS 中维护着一个 FIFO 的同步队列。

当线程获取同步状态失败后，则会加入到这个 CLH 同步队列的对尾，并一直保持着自旋。
在 CLH 同步队列中的线程在自旋时，会判断其前驱节点是否为首节点，如果为首节点则不断尝试获取同步状态，获取成功则退出CLH同步队列。
当线程执行完逻辑后，会释放同步状态，释放后会唤醒其后继节点。

2. 共享式

共享式与独占式的最主要区别在于，同一时刻：

独占式只能有一个线程获取同步状态。
共享式可以有多个线程获取同步状态。

例如，读操作可以有多个线程同时进行，而写操作同一时刻只能有一个线程进行写操作，其他操作都会被阻塞。参见 ReentrantReadWriteLock 。

2.1 共享式同步状态获取

AQS 提供 #acquireShared(int arg) 方法，共享式获取同步状态。代码如下：

#acquireShared(int arg) 方法，对标 #acquire(int arg) 方法。

1: public final void acquireShared(int arg) {
2:     if (tryAcquireShared(arg) < 0)
3:         doAcquireShared(arg);
4: }

第 2 行：调用 #tryAcquireShared(int arg) 方法，尝试获取同步状态，获取成功则设置锁状态并返回大于等于 0 ，否则获取失败，返回小于 0 。若获取成功，直接返回，不用线程阻塞，自旋直到获得同步状态成功。
- #tryAcquireShared(int arg) 方法，需要自定义同步组件自己实现，该方法必须要保证线程安全的获取同步状态。代码如下：
  protected int tryAcquireShared(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); }
  - 直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。

2.1.1 doAcquireShared

 1: private void doAcquireShared(int arg) {
 2:     // 共享式节点
 3:     final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
 4:     boolean failed = true;
 5:     try {
 6:         boolean interrupted = false;
 7:         for (;;) {
 8:             // 前驱节点
 9:             final Node p = node.predecessor();
10:             // 如果其前驱节点，获取同步状态
11:             if (p == head) {
12:                 // 尝试获取同步
13:                 int r = tryAcquireShared(arg);
14:                 if (r >= 0) {
15:                     setHeadAndPropagate(node, r);
16:                     p.next = null; // help GC
17:                     if (interrupted)
18:                         selfInterrupt();
19:                     failed = false;
20:                     return;
21:                 }
22:             }
23:             if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
24:                     parkAndCheckInterrupt())
25:                 interrupted = true;
26:         }
27:     } finally {
28:         if (failed)
29:             cancelAcquire(node);
30:     }
31: }

因为和 #acquireQueued(int arg) 方法的基础上，所以相同部分，我们直接跳过。
第 3 行：调用 #addWaiter(Node mode) 方法，将当前线程加入到 CLH 同步队列尾部。并且， mode 方法参数为 Node.SHARED ，表示共享模式。
第 6 行：【相同，跳过】
第 9 至 22 行：【大体相同，部分跳过】
- 第 13 行：调用 #tryAcquireShared(int arg) 方法，尝试获得同步状态。? 在 #acquireShared(int arg) 方法的【第 2 行】，也调用了这个方法。
- 第 15 行：调用 #setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) 方法，设置新的首节点，并根据条件，唤醒下一个节点。详细解析，见「2.1.2 setHeadAndPropagate」。
  - 这里和独占式同步状态获取很大的不同：通过这样的方式，不断唤醒下一个共享式同步状态，从而实现同步状态被多个线程的共享获取。
- 第 17 至 18 行：和 #acquire(int arg) 方法，对于线程中断的处理方式相同，只是代码放置的位置不同。
第 23 至 25 行：【相同，跳过】
第 27 至 30 行：【相同，跳过】

2.1.2 setHeadAndPropagate

 1: private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
 2:     Node h = head; // Record old head for check below
 3:     setHead(node);
 4:     /*
 5:      * Try to signal next queued node if:
 6:      *   Propagation was indicated by caller,
 7:      *     or was recorded (as h.waitStatus either before
 8:      *     or after setHead) by a previous operation
 9:      *     (note: this uses sign-check of waitStatus because
10:      *      PROPAGATE status may transition to SIGNAL.)
11:      * and
12:      *   The next node is waiting in shared mode,
13:      *     or we don't know, because it appears null
14:      *
15:      * The conservatism in both of these checks may cause
16:      * unnecessary wake-ups, but only when there are multiple
17:      * racing acquires/releases, so most need signals now or soon
18:      * anyway.
19:      */
20:     if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
21:         (h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
22:         Node s = node.next;
23:         if (s == null || s.isShared())
24:             doReleaseShared();
25:     }
26: }

第 2 行：记录原来的首节点 h 。
第 3 行：调用 #setHead(Node node) 方法，设置 node 为新的首节点。
第 20 行：propagate > 0 代码块，说明同步状态还能被其他线程获取。
第 20 至 21 行：判断原来的或者新的首节点，等待状态为 Node.PROPAGATE 或者 Node.SIGNAL 时，可以继续向下唤醒。
第 23 行：调用 Node#isShared() 方法，判断下一个节点为共享式获取同步状态。
第 24 行：调用 #doReleaseShared() 方法，唤醒后续的共享式获取同步状态的节点。详细解析，见「2.1.2 setHeadAndPropagate」。

2.2 共享式获取响应中断

#acquireSharedInterruptibly(int arg) 方法，代码如下：

public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
        throws InterruptedException {
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
    if (tryAcquireShared(arg) < 0)
        doAcquireSharedInterruptibly(arg);
}

private void doAcquireSharedInterruptibly(int arg)
    throws InterruptedException {
    final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
    boolean failed = true;
    try {
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();
            if (p == head) {
                int r = tryAcquireShared(arg);
                if (r >= 0) {
                    setHeadAndPropagate(node, r);
                    p.next = null; // help GC
                    failed = false;
                    return;
                }
            }
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                parkAndCheckInterrupt())
                throw new InterruptedException();
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

与「1.2 独占式获取响应中断」类似，就不重复解析了。

2.3 共享式超时获取

#tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout) 方法，代码如下：

public final boolean tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
        throws InterruptedException {
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
    return tryAcquireShared(arg) >= 0 ||
        doAcquireSharedNanos(arg, nanosTimeout);
}

private boolean doAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
        throws InterruptedException {
    if (nanosTimeout <= 0L)
        return false;
    final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
    final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
    boolean failed = true;
    try {
        for (;;) {
            final Node p = node.predecessor();
            if (p == head) {
                int r = tryAcquireShared(arg);
                if (r >= 0) {
                    setHeadAndPropagate(node, r);
                    p.next = null; // help GC
                    failed = false;
                    return true;
                }
            }
            nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
            if (nanosTimeout <= 0L)
                return false;
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
                LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
            if (Thread.interrupted())
                throw new InterruptedException();
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

与「1.3 独占式超时获取」类似，就不重复解析了。

2.4 共享式同步状态释放

当线程获取同步状态后，执行完相应逻辑后，就需要释放同步状态。AQS 提供了#releaseShared(int arg)方法，释放同步状态。代码如下：

1: public final boolean releaseShared(int arg) {
2:     if (tryReleaseShared(arg)) {
3:         doReleaseShared();
4:         return true;
5:     }
6:     return false;
7: }

第 2 行：调用 #tryReleaseShared(int arg) 方法，去尝试释放同步状态，释放成功则设置锁状态并返回 true ，否则获取失败，返回 false 。同时，它们分别对应【第 3 至 5】和【第 6 行】的逻辑。
- #tryReleaseShared(int arg) 方法，需要自定义同步组件自己实现，该方法必须要保证线程安全的释放同步状态。代码如下：
  protected boolean tryReleaseShared(int arg) { throw new UnsupportedOperationException(); }
  - 直接抛出 UnsupportedOperationException 异常。
第 3 行：调用 #doReleaseShared() 方法，唤醒后续的共享式获取同步状态的节点。

2.4.1 doReleaseShared

 1: private void doReleaseShared() {
 2:     /*
 3:      * Ensure that a release propagates, even if there are other
 4:      * in-progress acquires/releases.  This proceeds in the usual
 5:      * way of trying to unparkSuccessor of head if it needs
 6:      * signal. But if it does not, status is set to PROPAGATE to
 7:      * ensure that upon release, propagation continues.
 8:      * Additionally, we must loop in case a new node is added
 9:      * while we are doing this. Also, unlike other uses of
10:      * unparkSuccessor, we need to know if CAS to reset status
11:      * fails, if so rechecking.
12:      */
13:     for (;;) {
14:         Node h = head;
15:         if (h != null && h != tail) {
16:             int ws = h.waitStatus;
17:             if (ws == Node.SIGNAL) {
18:                 if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
19:                     continue;            // loop to recheck cases
20:                 unparkSuccessor(h);
21:             }
22:             else if (ws == 0 &&
23:                      !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
24:                 continue;                // loop on failed CAS
25:         }
26:         if (h == head)                   // loop if head changed
27:             break;
28:     }
29: }