本文详细探讨了Java中锁的概念，包括synchronized关键字与Lock接口的对比，ReentrantLock的实现原理，以及AQS框架如何支撑锁的实现。通过代码示例，分析了公平锁与非公平锁的区别，Condition的使用方法，帮助读者深入理解Java多线程编程中的锁机制。
同步锁
我们知道，锁是用来控制多个线程访问共享资源的方式，一般来说，一个锁能够防止多个线程同时访问共享资源，在Lock接口出现之前，Java应用程序只能依靠synchronized关键字来实现同步锁的功能，在java5以后，增加了JUC的并发包且提供了Lock接口用来实现锁的功能，它提供了与synchroinzed关键字类似的同步功能，只是它比synchronized更灵活，能够显示的获取和释放锁。
Lock的初步使用
Lock是一个接口，核心的两个方法lock和unlock，它有很多的实现，比如ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock;
ReentrantLock
public class AtomicDemo {
private static int count=0;
static Lock lock=new ReentrantLock();
public static void inc(){
lock.lock();
try {
Thread.sleep(1);
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
count++;
lock.unlock();
}
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
for(int i=0;i<1000;i++){
new Thread(()->{AtomicDemo.inc();}).start();;
}
Thread.sleep(3000);
System.out.println("result:"+count);
}
}
ReentrantReadWriteLock
我们以前理解的锁，基本都是排他锁，也就是这些锁在同一时刻只允许一个线程进行访问，而读写所在同一时刻可以允许多个线程访问，但是在写线程访问时，所有的读线程和其他写线程都会被阻塞。读写锁维护了一对锁，一个读锁、一个写锁; 一般情况下，读写锁的性能都会比排它锁好，因为大多数场景读是多于写的。在读多于写的情况下，读写锁能够提供比排它锁更好的并发性和吞吐量.
public class LockDemo {
static Map<String,Object> cacheMap=new HashMap<>();
static ReentrantReadWriteLock rwl=new ReentrantReadWriteLock();
static Lock read=rwl.readLock();
static Lock write=rwl.writeLock();
public static final Object get(String key) {
System.out.println("开始读取数据");
read.lock(); //读锁
try {
return cacheMap.get(key);
}finally {
read.unlock();
}
}
public static final Object put(String key,Object value){
write.lock();
System.out.println("开始写数据");
try{
return cacheMap.put(key,value);
}finally {
write.unlock();
}
}
}
在这个案例中，通过hashmap来模拟了一个内存缓存，然后使用读写所来保证这个内存缓存的线程安全性。当执行读操作的时候，需要获取读锁，在并发访问的时候，读锁不会被阻塞，因为读操作不会影响执行结果。
在执行写操作是，线程必须要获取写锁，当已经有线程持有写锁的情况下，当前线程会被阻塞，只有当写锁释放以后，其他读写操作才能继续执行。使用读写锁提升读操作的并发性，也保证每次写操作对所有的读写操作的可见性
l 读锁与读锁可以共享
l 读锁与写锁不可以共享（排他）
l 写锁与写锁不可以共享（排他）
Lock和synchronized的简单对比
通过我们对Lock的使用以及对synchronized的了解，基本上可以对比出这两种锁的区别了。因为这个也是在面试过程中比较常见的问题
Ø 从层次上，一个是关键字、一个是类， 这是最直观的差异
Ø 从使用上，lock具备更大的灵活性，可以控制锁的释放和获取； 而synchronized的锁的释放是被动的，当出现异常或者同步代码块执行完以后，才会释放锁
Ø lock可以判断锁的状态、而synchronized无法做到lock
可以实现公平锁、非公平锁； 而synchronized只有非公平锁
AQS
Lock之所以能实现线程安全的锁，主要的核心是
AQS(AbstractQueuedSynchronizer),AbstractQueuedSynchronizer提供了一个FIFO队列，可以看做是一个用来实现锁以及其他需要同步功能的框架。这里简称该类为AQS。AQS的使用依靠继承来完成，子类通过继承自AQS并实现所需的方法来管理同步状态。例如常见的ReentrantLock，CountDownLatch等AQS的两种功能
从使用上来说，AQS的功能可以分为两种：独占和共享。
独占锁模式下，每次只能有一个线程持有锁，比如前面给大家演示的ReentrantLock就是以独占方式实现的互斥锁
共享锁模式下，允许多个线程同时获取锁，并发访问共享资源，比如ReentrantReadWriteLock。
很显然，独占锁是一种悲观保守的加锁策略，它限制了读/读冲突，如果某个只读线程获取锁，则其他读线程都只能等待，这种情况下就限制了不必要的并发性，因为读操作并不会影响数据的一致性。共享锁则是一种乐观锁，它放宽了加锁策略，允许多个执行读操作的线程同时访问共享资源
AQS的内部实现
同步器依赖内部的同步队列（一个FIFO双向队列）来完成同步状态的管理，当前线程获取同步状态失败时，同步器会将当前线程以及等待状态等信息构造成为一个节点（Node）并将其加入同步队列，同时会阻塞当前线程，当同步状态释放时，会把首节点中的线程唤醒，使其再次尝试获取同步状态。
Node的主要属性如下
static final class Node {
int waitStatus; //表示节点的状态，包含cancelled（取消）；condition 表示节点在等待condition
也就是在condition队列中
Node prev; //前继节点
Node next; //后继节点
Node nextWaiter; //存储在condition队列中的后继节点
Thread thread; //当前线程
}
AQS类底层的数据结构是使用双向链表，是队列的一种实现。包括一个head节点和一个tail节点，分别表示头结点和尾节点，其中头结点不存储Thread，仅保存next结点的引用。
当一个线程成功地获取了同步状态（或者锁），其他线程将无法获取到同步状态，转而被构造成为节点并加入到同步队列中，而这个加入队列的过程必须要保证线程安全，因此
同步器提供了一个基于CAS的设置尾节点的方法：compareAndSetTail(Node expect,Nodeupdate)，它需要传递当前线程“认为”的尾节点和当前节点，只有设置成功后，当前节点才正式与之前的尾节点建立关联。
同步队列遵循FIFO，首节点是获取同步状态成功的节点，首节点的线程在释放同步状态时，将会唤醒后继节点，而后继节点将会在获取同步状态成功时将自己设置为首节点。
设置首节点是通过获取同步状态成功的线程来完成的，由于只有一个线程能够成功获取到同步状态，因此设置头节点的方法并不需要使用CAS来保证，它只需要将首节点设置成为原首节点的后继节点并断开原首节点的next引用即可
compareAndSet
AQS中，除了本身的链表结构以外，还有一个很关键的功能，就是CAS，这个是保证在多线程并发的情况下保证线程安全的前提下去把线程加入到AQS中的方法,可以简单理解为乐观锁
private final boolean compareAndSetHead(Node update) {
return unsafe.compareAndSwapObject(this, headOffset, null, update);
}
这个方法里面，
首先，用到了unsafe类，(Unsafe类是在sun.misc包下，不属于Java标准。但是很多Java的基础类库，包括一些被广泛使用的高性能开发库都是基于Unsafe类开发的，比如Netty、Hadoop、Kafka等；Unsafe可认为是Java中留下的后门，提供了一些低层次操作，如直接内存访问、线程调度等)
然后调用了compareAndSwapObject这个方法
public final native boolean compareAndSwapObject(Object var1, long var2, Object var4,
Object var5);
这个是一个native方法，
第一个参数为需要改变的对象，第二个为偏移量(即之前求出来的headOffset的值)，第三个参数为期待的值，第四个为更新后的值
整个方法的作用是如果当前时刻的值等于预期值var4相等，则更新为新的期望值 var5，如果更新成功，则返回true，否则返回false；
这里传入了一个headOffset，这个headOffset是什么呢？在下面的代码中，通过unsafe.objectFieldOffset
然后通过反射获取了AQS类中的成员变量，并且这个成员变量被volatile修饰的
unsafe.objectFieldOffset
headOffset这个是指类中相应字段在该类的偏移量，在这里具体即是指head这个字段在AQS类的内存中相对于该类首地址的偏移量。
一个Java对象可以看成是一段内存，每个字段都得按照一定的顺序放在这段内存里，通过这个方法可以准确地告诉你某个字段相对于对象的起始内存地址的字节偏移。用于在后面的compareAndSwapObject中，去根据偏移量找到对象在内存中的具体位置
这个方法在unsafe.cpp文件中，代码如下
UNSAFE_ENTRY(jboolean, Unsafe_CompareAndSwapObject(JNIEnv *env, jobject unsafe, jobject
obj, jlong offset, jobject e_h, jobject x_h))
UnsafeWrapper("Unsafe_CompareAndSwapObject");
oop x = JNIHandles::resolve(x_h); // 新值
oop e = JNIHandles::resolve(e_h); // 预期值
oop p = JNIHandles::resolve(obj);
HeapWord* addr = (HeapWord *)index_oop_from_field_offset_long(p, offset);// 在内存中的
具体位置
oop res = oopDesc::atomic_compare_exchange_oop(x, addr, e, true);// 调用了另一个方法，实
际上就是通过cas操作来替换内存中的值是否成功
jboolean success = (res == e); // 如果返回的res等于e，则判定满足compare条件（说明res应该为
内存中的当前值），但实际上会有ABA的问题
if (success) // success为true时，说明此时已经交换成功（调用的是最底层的cmpxchg指令）
update_barrier_set((void*)addr, x); // 每次Reference类型数据写操作时，都会产生一个Write
Barrier暂时中断操作，配合垃圾收集器
return success;
UNSAFE_END
所以其实compareAndSet这个方法，最终调用的是unsafe类的compareAndSwap，这个指令会对内存中的共享数据做原子的读写操作。
1. 首先， cpu会把内存中将要被更改的数据与期望值做比较
2. 然后，当两个值相等时，cpu才会将内存中的对象替换为新的值。否则，不做变更操作
3. 最后，返回操作执行结果
很显然，这是一种乐观锁的实现思路。
ReentrantLock的实现原理分析
之所以叫重入锁是因为同一个线程如果已经获得了锁，那么后续该线程调用lock方法时不需要再次获取锁，也就是不会阻塞；重入锁提供了两种实现，一种是非公平的重入锁，另一种是公平的重入锁。怎么理解公平和非公平呢？
如果在绝对时间上，先对锁进行获取的请求一定先被满足获得锁，那么这个锁就是公平锁，反之，就是不公平的。
简单来说公平锁就是等待时间最长的线程最优先获取锁。
非公平锁的实现流程时序图
源码分析
ReentrantLock.lock
public void lock() {
sync.lock();
}
这个是获取锁的入口，调用了sync.lock； sync是一个实现了AQS的抽象类，这个类的主要作用是用来实现同步控制的，并且sync有两个实现，一个是NonfairSync(非公平锁)、另一个是FailSync(公平锁)； 我们先来分析一下非公平锁的实现
NonfairSync.lock
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1)) //这是跟公平锁的主要区别,一上来就试探锁是否空闲,如果可以插队，
则设置获得锁的线程为当前线程
//exclusiveOwnerThread属性是AQS从父类AbstractOwnableSynchronizer中继承的属性，用来保存当前占用
同步状态的线程
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1); //尝试去获取锁
}
compareAndSetState，这个方法在前面提到过了，再简单讲解一下，通过cas算法去改变state的值，而这个state是什么呢？ 在AQS中存在一个变量state，对于ReentrantLock来说，如果state=0表示无锁状态、如果state>0表示有锁状态。
所以在这里，是表示当前的state如果等于0，则替换为1，如果替换成功表示获取锁成功了由于ReentrantLock是可重入锁，所以持有锁的线程可以多次加锁，经过判断加锁线程就是当前持有锁的线程时（即exclusiveOwnerThread==Thread.currentThread()），即可加锁，每次加锁都会将state的值+1，state等于几，就代表当前持有锁的线程加了几次锁;
解锁时每解一次锁就会将state减1，state减到0后，锁就被释放掉，这时其它线程可以加锁；
AbstractQueuedSynchronizer.acquire
如果CAS操作未能成功，说明state已经不为0，此时继续acquire(1)操作,acquire是AQS中的方法 当多个线程同时进入这个方法时，首先通过cas去修改state的状态，如果修改成功表示竞争锁成功，竞争失败的，tryAcquire会返回false
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
这个方法的主要作用是
Ø 尝试获取独占锁，获取成功则返回，否则
Ø 自旋获取锁，并且判断中断标识，如果中断标识为true，则设置线程中断
Ø addWaiter方法把当前线程封装成Node，并添加到队列的尾部
NonfairSync.tryAcquire
tryAcquire方法尝试获取锁，如果成功就返回，如果不成功，则把当前线程和等待状态信息构适成一个Node节点，并将结点放入同步队列的尾部。然后为同步队列中的当前节点循环等待获取锁，直到成功
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
nofairTryAcquire
这里可以看非公平锁的涵义，即获取锁并不会严格根据争用锁的先后顺序决定。这里的实现逻辑类似synchroized关键字的偏向锁的做法，即可重入而不用进一步进行锁的竞争，也解释了ReentrantLock中Reentrant的意义
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState(); //获取当前的状态，前面讲过，默认情况下是0表示无锁状态
if (c == 0) {
if (compareAndSetState(0, acquires)) { //通过cas来改变state状态的值，如果更新成功，表
示获取锁成功, 这个操作外部方法lock()就做过一次，这里再做只是为了再尝试一次，尽量以最简单的方式获取锁。
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {//如果当前线程等于获取锁的线程，表示重入，
直接累加重入次数
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow 如果这个状态值越界，抛出异常；如果没有越界，则设置后返回true
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
如果状态不为0，且当前线程不是owner，则返回false。
return false; //获取锁失败，返回false
}
addWaiter
当前锁如果已经被其他线程锁持有，那么当前线程来去请求锁的时候，会进入这个方法,这个方法主要是把当前线程封装成node，添加到AQS的链表中
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); //创建一个独占的Node节点,mode为排他
模式
// 尝试快速入队,如果失败则降级至full enq
Node pred = tail; // tail是AQS的中表示同步队列队尾的属性，刚开始为null，所以进行enq(node)方
法
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) { // 防止有其他线程修改tail,使用CAS进行修改,如果失
败则降级至full enq
pred.next = node; // 如果成功之后旧的tail的next指针再指向新的tail,成为双向链表
return node;
}
}
enq(node); // 如果队列为null或者CAS设置新的tail失败
return node;
}
enq
enq就是通过自旋操作把当前节点加入到队列中
private Node enq(final Node node) {
for (;;) { //无效的循环，为什么采用for(;;)，是因为它执行的指令少，不占用寄存器
Node t = tail;// 此时head, tail都为null
if (t == null) { // Must initialize// 如果tail为null则说明队列首次使用,需要进行初始化
if (compareAndSetHead(new Node()))// 设置头节点,如果失败则存在竞争,留至下一轮循环
tail = head; // 用CAS的方式创建一个空的Node作为头结点，因为此时队列中只一个头结
点，所以tail也指向head，第一次循环执行结束
} else {
//进行第二次循环时，tail不为null，进入else区域。将当前线程的Node结点的prev指向tail，然后使用CAS将
tail指向Node
//这部分代码和addWaiter代码一样，将当前节点添加到队列
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node; //t此时指向tail,所以可以CAS成功，将tail重新指向CNode。此时t为更
新前的tail的值，即指向空的头结点，t.next=node，就将头结点的后续结点指向Node，返回头结点
return t;
}
}
}
}
代码运行到这里，aqs队列的结构就是这样一个表现
acquireQueued
addWaiter返回了插入的节点，作为acquireQueued方法的入参,这个方法主要用于争抢锁
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();// 获取prev节点,若为null即刻抛出
NullPointException
if (p == head && tryAcquire(arg)) {// 如果前驱为head才有资格进行锁的抢夺
setHead(node); // 获取锁成功后就不需要再进行同步操作了,获取锁成功的线程作为新的
head节点
//凡是head节点,head.thread与head.prev永远为null, 但是head.next不为null
p.next = null; // help GC
failed = false; //获取锁成功
return interrupted;
}
//如果获取锁失败，则根据节点的waitStatus决定是否需要挂起线程
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())// 若前面为true,则执行挂起,待下次唤醒的时候检测中断的标
志
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed) // 如果抛出异常则取消锁的获取,进行出队(sync queue)操作
cancelAcquire(node);
}
}
原来的head节点释放锁以后，会从队列中移除，原来head节点的next节点会成为head节点
shouldParkAfterFailedAcquire
从上面的分析可以看出，只有队列的第二个节点可以有机会争用锁，如果成功获取锁，则此节点晋升为头节点。对于第三个及以后的节点，if (p == head)条件不成立，首先进行shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)操作shouldParkAfterFailedAcquire
方法是判断一个争用锁的线程是否应该被阻塞。它首先判断一个节点的前置节点的状态是否为Node.SIGNAL，如果是，是说明此节点已经将状态设置-如果锁释放，则应当通知它，所以它可以安全的阻塞了，返回true
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus; //前继节点的状态
if (ws == Node.SIGNAL)//如果是SIGNAL状态，意味着当前线程需要被unpark唤醒
return true;
如果前节点的状态大于0，即为CANCELLED状态时，则会从前节点开始逐步循环找到一个没有被“CANCELLED”节点设置
为当前节点的前节点，返回false。在下次循环执行shouldParkAfterFailedAcquire时，返回true。这个操作实
际是把队列中CANCELLED的节点剔除掉。
if (ws > 0) {// 如果前继节点是“取消”状态，则设置 “当前节点”的 “当前前继节点” 为 “‘原前继节
点'的前继节点”。
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else { // 如果前继节点为“0”或者“共享锁”状态，则设置前继节点为SIGNAL状态。
/*
* waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we
* need a signal, but don't park yet. Caller will need to
* retry to make sure it cannot acquire before parking.
*/
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
解读：假如有t1,t2两个线程都加入到了链表中
img
如果head节点位置的线程一直持有锁，那么t1和t2就是挂起状态，而HEAD以及Thread1的的awaitStatus都是SIGNAL，在多次尝试获取锁失败以后，就会通过下面的方法进行挂起（这个地方就是避免了惊群效应，每个节点只需要关心上一个节点的状态即可）
img
SIGNAL：值为-1，表示当前节点的的后继节点将要或者已经被阻塞，在当前节点释放的时候需要unpark后继节点；
CONDITION：值为-2，表示当前节点在等待condition，即在condition队列中；
PROPAGATE：值为-3，表示releaseShared需要被传播给后续节点（仅在共享模式下使用）；
parkAndCheckInterrupt
如果shouldParkAfterFailedAcquire返回了true，则会执行：“parkAndCheckInterrupt()”方法，它是通过
LockSupport.park(this)将当前线程挂起到WATING状态，它需要等待一个中断、unpark方法来唤醒它，通过这样一种FIFO的机制的等待，来实现了Lock的操作
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);// LockSupport提供park()和unpark()方法实现阻塞线程和解除线程阻塞
return Thread.interrupted();
}
ReentrantLock.unlock
加锁的过程分析完以后，再来分析一下释放锁的过程，调用release方法，这个方法里面做两件事，1，释放锁 ；2，唤醒park的线程
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
tryRelease
这个动作可以认为就是一个设置锁状态的操作，而且是将状态减掉传入的参数值（参数是1），如果结果状态为0，就将排它锁的Owner设置为null，以使得其它的线程有机会进行执行。 在排它锁中，加锁的时候状态会增加1（当然可以自己修改这个值），在解锁的时候减掉1，同一个锁，在可以重入后，可能会被叠加为2、3、4这些值，只有unlock()的次数与lock()的次数对应才会将Owner线程设置为空，而且也只有这种情况下才会返回true。
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases; // 这里是将锁的数量减1
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())// 如果释放的线程和获取锁的线程
不是同一个，抛出非法监视器状态异常
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) {
// 由于重入的关系，不是每次释放锁c都等于0，
// 直到最后一次释放锁时，才会把当前线程释放
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
LockSupport
LockSupport类是Java6引入的一个类，提供了基本的线程同步原语。LockSupport实际上是调用了Unsafe类里的函数，归结到Unsafe里，只有两个函数：
public native void unpark(Thread jthread);
public native void park(boolean isAbsolute, long time);
unpark函数为线程提供“许可(permit)”，线程调用park函数则等待“许可”。这个有点像信号量，但是这个“许可”是不能叠加的，“许可”是一次性的。
permit相当于0/1的开关，默认是0，调用一次unpark就加1变成了1.调用一次park会消费permit，又会变成0。 如果再调用一次park会阻塞，因为permit已经是0了。直到permit变成1.这时调用unpark会把permit设置为1.每个线程都有一个相关的permit，permit最多只有一个，重复调用unpark不会累积
在使用LockSupport之前，我们对线程做同步，只能使用wait和notify，但是wait和notify其实不是很灵活，并且耦合性很高，调用notify必须要确保某个线程处于wait状态，而park/unpark模型真正解耦了线程之间的同步，先后顺序没有没有直接关联，同时线程之间不再需要一个Object或者其它变量来存储状态，不再需要关心对方的状态。
总结
分析了独占式同步状态获取和释放过程后，做个简单的总结：在获取同步状态时，同步器维护一个同步队列，获取状态失败的线程都会被加入到队列中并在队列中进行自旋；移出队列（或停止自旋）的条件是前驱节点为头节点且成功获取了同步状态。在释放同步状态时，同步器调用tryRelease(int arg)方法释放同步状态，然后唤醒头节点的后继节点。
公平锁和非公平锁的区别
锁的公平性是相对于获取锁的顺序而言的，如果是一个公平锁，那么锁的获取顺序就应该符合请求的绝对时间顺序，也就是FIFO。 在上面分析的例子来说，只要CAS设置同步状态成功，则表示当前线程获取了锁，而公平锁则不一样，差异点有两个
FairSync.tryAcquire
final void** lock() {
acquire(1);
}
非公平锁在获取锁的时候，会先通过CAS进行抢占，而公平锁则不会
FairSync.tryAcquire
protected final boolean* tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread*();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
这个方法与nonfairTryAcquire(int acquires)比较，不同的地方在于判断条件多了hasQueuedPredecessors()方法，也就是加入了[同步队列中当前节点是否有前驱节点]的判断，如果该方法返回true，则表示有线程比当前线程更早地请求获取锁，因此需要等待前驱线程获取并释放锁之后才能继续获取锁。
Condition
通过前面的课程学习，我们知道任意一个Java对象，都拥有一组监视器方法（定义在java.lang.Object上），主要包括wait()、notify()以及notifyAll()方法，这些方法与synchronized同步关键字配合，可以实现等待/通知模式JUC包提供了Condition来对锁进行精准控制，Condition是一个多线程协调通信的工具类，可以让某些线程一起等待某个条件（condition），只有满足条件时，线程才会被唤醒。
condition使用案例
ConditionWait
public class ConditionDemoWait implements Runnable{
private Lock lock;
private Condition condition;
public ConditionDemoWait(Lock lock, Condition condition){
this.lock=lock;
this.condition=condition;
}
@Override
public void run() {
System.out.println("begin -ConditionDemoWait");
try {
lock.lock();
condition.await();
System.out.println("end - ConditionDemoWait");
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}finally {
lock.unlock();
}
}
}
ConditionSignal
public class** ConditionDemoSignal implements Runnable{
private Lock lock;
private Condition condition;
public ConditionDemoSignal(Lock lock, Condition condition){
this.lock=lock;
this.condition=condition;
}
@Override
public void run() {
System.out.println("begin -ConditionDemoSignal");
try {
lock.lock();
condition.signal();
System.out.println("end - ConditionDemoSignal");
}finally {
lock.unlock();
}
}
}
通过这个案例简单实现了wait和notify的功能，当调用await方法后，当前线程会释放锁并等待，而其他线程调用
condition对象的signal或者signalall方法通知并被阻塞的线程，然后自己执行unlock释放锁，被唤醒的线程获得之
前的锁继续执行，最后释放锁。
所以，condition中两个最重要的方法，一个是await，一个是signal方法
await:把当前线程阻塞挂起
signal:唤醒阻塞的线程
await方法
调用Condition的await()方法（或者以await开头的方法），会使当前线程进入等待队列并释放锁，同时线程状态变
为等待状态。当从await()方法返回时，当前线程一定获取了Condition相关联的锁
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter(); //创建一个新的节点，节点状态为condition，采用的数据结构
仍然是链表
int savedState = fullyRelease(node); //释放当前的锁，得到锁的状态，并唤醒AQS队列中的一个线
程
int interruptMode = 0;
//如果当前节点没有在同步队列上，即还没有被signal，则将当前线程阻塞
//isOnSyncQueue 判断当前 node 状态,如果是 CONDITION 状态,或者不在队列上了,就继续阻塞,还在队列上且
不是 CONDITION 状态了,就结束循环和阻塞
while (!isOnSyncQueue(node)) {//第一次判断的是false，因为前面已经释放锁了
LockSupport.park(this); // 第一次总是 park 自己,开始阻塞等待
// 线程判断自己在等待过程中是否被中断了,如果没有中断,则再次循环,会在 isOnSyncQueue 中判断自己是否在队
列上.
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
// 当这个线程醒来,会尝试拿锁, 当 acquireQueued 返回 false 就是拿到锁了.
// interruptMode != THROW_IE -> 表示这个线程没有成功将 node 入队,但 signal 执行了 enq 方
法让其入队了.
// 将这个变量设置成 REINTERRUPT.
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
// 如果 node 的下一个等待者不是 null, 则进行清理,清理 Condition 队列上的节点.
// 如果是 null ,就没有什么好清理的了.
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
// 如果线程被中断了,需要抛出异常.或者什么都不做
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
signal
调用Condition的signal()方法，将会唤醒在等待队列中等待时间最长的节点（首节点），在唤醒节点之前，会将节点移到同步队列中
public final void signal() {
if (!isHeldExclusively()) //先判断当前线程是否获得了锁
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter; // 拿到 Condition 队列上第一个节点
if (first != null)
doSignal(first);
}
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)// 如果第一个节点的下一个节点是 null,
那么, 最后一个节点也是 null.
lastWaiter = null; // 将 next 节点设置成 null
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
该方法先是 CAS 修改了节点状态，如果成功，就将这个节点放到 AQS 队列中，然后唤醒这个节点上的线程。此时，那个节点就会在 await 方法中苏醒
final boolean transferForSignal(Node node) {
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
// 如果上一个节点的状态被取消了, 或者尝试设置上一个节点的状态为 SIGNAL 失败了(SIGNAL 表示: 他的
next 节点需要停止阻塞),
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread); // 唤醒输入节点上的线程.
return true;
}
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