200807更新
AQS简介
AQS是AbstractQueuedSynchronizer
的简称,即抽象队列同步器
,从字面意思上理解:
- 抽象:抽象类,只实现一些主要逻辑,有些方法由子类实现;
- 队列:使用先进先出(FIFO)队列存储数据;
- 同步:实现了同步的功能。
那AQS有什么用呢?AQS是一个用来构建锁和同步器的框架,使用AQS能简单且高效地构造出应用广泛的同步器,比如我们提到的ReentrantLock,Semaphore,ReentrantReadWriteLock,SynchronousQueue,FutureTask等等皆是基于AQS的。
当然,我们自己也能利用AQS非常轻松容易地构造出符合我们自己需求的同步器,只要子类实现它的几个protected
方法就可以了,在下文会有详细的介绍。
AQS的数据结构
AQS内部使用了一个volatile的变量state来作为资源的标识。同时定义了几个获取和改版state的protected方法,子类可以覆盖这些方法来实现自己的逻辑:
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private volatile int state;
protected final int getState() {
return state;
}
protected final void setState(int newState) {
state = newState;
}
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}
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这三种操作均是原子操作,其中compareAndSetState的实现依赖于Unsafe的compareAndSwapInt()方法。

资源共享模式
资源有两种共享模式,或者说两种同步方式:
- 独占模式(Exclusive):资源是独占的,一次只能一个线程获取。如ReentrantLock。
- 共享模式(Share):同时可以被多个线程获取,具体的资源个数可以通过参数指定。如Semaphore/CountDownLatch。
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
。
AQS中关于这两种资源共享模式的定义源码(均在内部类Node中)。我们来看看Node的结构:
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static final class Node {
// 标记一个结点(对应的线程)在共享模式下等待
static final Node SHARED = new Node();
// 标记一个结点(对应的线程)在独占模式下等待
static final Node EXCLUSIVE = null;
// waitStatus的值,表示该结点(对应的线程)已被取消
static final int CANCELLED = 1;
// waitStatus的值,表示后继结点(对应的线程)需要被唤醒
static final int SIGNAL = -1;
// waitStatus的值,表示该结点(对应的线程)在等待某一条件
static final int CONDITION = -2;
/*waitStatus的值,表示有资源可用,新head结点需要继续唤醒后继结点
(共享模式下,多线程并发释放资源,而head唤醒其后继结点后,需要把多出来的资源留给后面的结点;
设置新的head结点时,会继续唤醒其后继结点)*/
static final int PROPAGATE = -3;
// 等待状态,取值范围,-3,-2,-1,0,1
volatile int waitStatus;
volatile Node prev; // 前驱结点
volatile Node next; // 后继结点
volatile Thread thread; // 结点对应的线程
Node nextWaiter; // 等待队列里下一个等待条件的结点
// 判断共享模式的方法
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
Node(Thread thread, Node mode) { // Used by addWaiter
this.nextWaiter = mode;
this.thread = thread;
}
// 其它方法忽略,可以参考具体的源码
}
// AQS里面的addWaiter私有方法
private Node addWaiter(Node mode) {
// 使用了Node的这个构造函数
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// 其它代码省略
}
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注意:通过Node我们可以实现两个队列,一是通过prev和next实现CLH队列(线程同步队列,双向队列),二是nextWaiter实现Condition条件上的等待线程队列(单向队列),这个Condition主要用在ReentrantLock类中。
AQS的主要方法源码解析
AQS的设计是基于模板方法模式的,它有一些方法必须要子类去实现的,它们主要有:
- isHeldExclusively():该线程是否正在独占资源。只有用到condition才需要去实现它。
- tryAcquire(int):独占方式。尝试获取资源,成功则返回true,失败则返回false。
- tryRelease(int):独占方式。尝试释放资源,成功则返回true,失败则返回false。
- tryAcquireShared(int):共享方式。尝试获取资源。负数表示失败;0表示成功,但没有剩余可用资源;正数表示成功,且有剩余资源。
- tryReleaseShared(int):共享方式。尝试释放资源,如果释放后允许唤醒后续等待结点返回true,否则返回false。
这些方法虽然都是protected
方法,但是它们并没有在AQS具体实现,而是直接抛出异常(虽然不知道这里为什么不使用抽象方法的实现方式):
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protected boolean tryAcquire(int arg) {
throw new UnsupportedOperationException();
}
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而AQS实现了一系列主要的逻辑。下面我们从源码来分析一下获取和释放资源的主要逻辑:
获取资源
获取资源的入口是acquire(int arg)方法。arg是要获取的资源的个数,在独占模式下始终为1。我们先来看看这个方法的逻辑:
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public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
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首先调用tryAcquire(arg)尝试去获取资源。前面提到了这个方法是在子类具体实现的。
如果获取资源失败,就通过addWaiter(Node.EXCLUSIVE)方法把这个线程插入到等待队列中。其中传入的参数代表要插入的Node是独占式的。这个方法的具体实现:
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private Node addWaiter(Node mode) {
// 生成该线程对应的Node节点
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// 将Node插入队列中
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
// 使用CAS尝试,如果成功就返回
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
// 如果等待队列为空或者上述CAS失败,再自旋CAS插入
enq(node);
return node;
}
// 自旋CAS插入等待队列
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
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上面的两个函数比较好理解,就是在队列的尾部插入新的Node节点,但是需要注意的是由于AQS中会存在多个线程同时争夺资源的情况,因此肯定会出现多个线程同时插入节点的操作,在这里是通过CAS自旋的方式保证了操作的线程安全性。
OK,现在回到最开始的aquire(int arg)方法。现在通过addWaiter方法,已经把一个Node放到等待队列尾部了。而处于等待队列的结点是从头结点一个一个去获取资源的。具体的实现我们来看看acquireQueued方法
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final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
// 自旋
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
// 如果node的前驱结点p是head,表示node是第二个结点,就可以尝试去获取资源了
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
// 拿到资源后,将head指向该结点。
// 所以head所指的结点,就是当前获取到资源的那个结点或null。
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
// 如果自己可以休息了,就进入waiting状态,直到被unpark()
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
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这里parkAndCheckInterrupt方法内部使用到了LockSupport.park(this),顺便简单介绍一下park。
LockSupport类是Java 6 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:
- park(boolean isAbsolute, long time):阻塞当前线程
- unpark(Thread jthread):使给定的线程停止阻塞
所以结点进入等待队列后,是调用park使它进入阻塞状态的。只有头结点的线程是处于活跃状态的。
当然,获取资源的方法除了acquire外,还有以下三个:
- acquireInterruptibly:申请可中断的资源(独占模式)
- acquireShared:申请共享模式的资源
- acquireSharedInterruptibly:申请可中断的资源(共享模式)
可中断的意思是,在线程中断时可能会抛出InterruptedException
总结起来的一个流程图:

- 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。
释放资源
释放资源相比于获取资源来说,会简单许多。在AQS中只有一小段实现。源码:
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public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
private void unparkSuccessor(Node node) {
// 如果状态是负数,尝试把它设置为0
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
// 得到头结点的后继结点head.next
Node s = node.next;
// 如果这个后继结点为空或者状态大于0
// 通过前面的定义我们知道,大于0只有一种可能,就是这个结点已被取消
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 等待队列中所有还有用的结点,都向前移动
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
// 如果后继结点不为空,
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
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前言
在分析 Java 并发包 java.util.concurrent 源码的时候,少不了需要了解 AbstractQueuedSynchronizer(以下简写AQS)这个抽象类,因为它是 Java 并发包的基础工具类,是实现 ReentrantLock、CountDownLatch、Semaphore、FutureTask 等类的基础。
Google 一下 AbstractQueuedSynchronizer,我们可以找到很多关于 AQS 的介绍,但是很多都没有介绍清楚,因为大部分文章没有把其中的一些关键的细节说清楚。
本文将从 ReentrantLock 的公平锁源码出发,分析下 AbstractQueuedSynchronizer 这个类是怎么工作的,希望能给大家提供一些简单的帮助。
申明以下几点:
- 本文有点长,但还是挺简单,主要面向读者对象为并发编程的初学者,或者想要阅读 Java 并发包源码的开发者。对于新手来说,可能需要花好几个小时才能完全看懂,但是这时间肯定是值得的。
- 源码环境 JDK1.7(1.8没啥变化),看到不懂或有疑惑的部分,最好能自己打开源码看看。Doug Lea 大神的代码写得真心不错。
- 本文不分析共享模式,这样可以给读者减少很多负担,第三篇文章对共享模式进行了分析。而且也不分析 condition 部分,所以应该说很容易就可以看懂了。
- 本文大量使用我们平时用得最多的 ReentrantLock 的概念,本质上来说是不正确的,读者应该清楚,AQS 不仅仅用来实现可重入锁,只是希望读者可以用锁来联想 AQS 的使用场景,降低阅读压力。
- ReentrantLock 的公平锁和非公平锁只有一点点区别,第二篇文章做了介绍。
- 评论区有读者反馈本文直接用代码说不友好,应该多配点流程图,这篇文章确实有这个问题。但是作为过来人,我想告诉大家,对于 AQS 来说,形式真的不重要,重要的是把细节说清楚。
AQS结构
先来看看 AQS 有哪些属性,搞清楚这些基本就知道 AQS 是什么套路了,毕竟可以猜嘛!
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public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
// 头结点,你直接把它当做 当前持有锁的线程 可能是最好理解的
private transient volatile Node head;
// 阻塞的尾节点,每个新的节点进来,都插入到最后,也就形成了一个链表
private transient volatile Node tail;
// 这个是最重要的,代表当前锁的状态,0代表没有被占用,大于 0 代表有线程持有当前锁
// 这个值可以大于 1,是因为锁可以重入,每次重入都加上 1
private volatile int state;
// 代表当前持有独占锁的线程,举个最重要的使用例子,因为锁可以重入
// reentrantLock.lock()可以嵌套调用多次,所以每次用这个来判断当前线程是否已经拥有了锁
// if (currentThread == getExclusiveOwnerThread()) {state++}
private transient Thread exclusiveOwnerThread; ////继承自AbstractOwnableSynchronizer
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怎么样,看样子应该是很简单的吧,毕竟也就四个属性啊。
AbstractQueuedSynchronizer 的等待队列示意如下所示,注意了,之后分析过程中所说的 queue,也就是阻塞队列不包含 head,不包含 head,不包含 head。

等待队列中每个线程被包装成一个 Node 实例,数据结构是链表,一起看看源码吧:
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static final class Node {
// 标识节点当前在共享模式下
static final Node SHARED = new Node();
// 标识节点当前在独占模式下
static final Node EXCLUSIVE = null;
// ======== 下面的几个int常量是给waitStatus用的 ===========
/** waitStatus value to indicate thread has cancelled */
// 代码此线程取消了争抢这个锁
static final int CANCELLED = 1;
/** waitStatus value to indicate successor's thread needs unparking */
// 官方的描述是,其表示当前node的后继节点对应的线程需要被唤醒
static final int SIGNAL = -1;
/** waitStatus value to indicate thread is waiting on condition */
// 本文不分析condition,所以略过吧,下一篇文章会介绍这个
static final int CONDITION = -2;
/**
* waitStatus value to indicate the next acquireShared should
* unconditionally propagate
*/
// 同样的不分析,略过吧
static final int PROPAGATE = -3;
// =====================================================
// 取值为上面的1、-1、-2、-3,或者0(以后会讲到)
// 这么理解,暂时只需要知道如果这个值 大于0 代表此线程取消了等待,
// ps: 半天抢不到锁,不抢了,ReentrantLock是可以指定timeouot的。。。
volatile int waitStatus;
// 前驱节点的引用
volatile Node prev;
// 后继节点的引用
volatile Node next;
// 这个就是线程本尊
volatile Thread thread;
}
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Node 的数据结构其实也挺简单的,就是 thread + waitStatus + pre + next 四个属性而已,大家先要有这个概念在心里。
上面的是基础知识,后面会多次用到,心里要时刻记着它们,心里想着这个结构图就可以了。下面,我们开始说 ReentrantLock 的公平锁。再次强调,我说的阻塞队列不包含 head 节点。

首先,我们先看下 ReentrantLock 的使用方式。
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// 我用个web开发中的service概念吧
public class OrderService {
// 使用static,这样每个线程拿到的是同一把锁,当然,spring mvc中service默认就是单例,别纠结这个
private static ReentrantLock reentrantLock = new ReentrantLock(true);
public void createOrder() {
// 比如我们同一时间,只允许一个线程创建订单
reentrantLock.lock();
// 通常,lock 之后紧跟着 try 语句
try {
// 这块代码同一时间只能有一个线程进来(获取到锁的线程),
// 其他的线程在lock()方法上阻塞,等待获取到锁,再进来
// 执行代码...
// 执行代码...
// 执行代码...
} finally {
// 释放锁
reentrantLock.unlock();
}
}
}
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ReentrantLock 在内部用了内部类 Sync 来管理锁,所以真正的获取锁和释放锁是由 Sync 的实现类来控制的。
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public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
private final Sync sync;
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
...
}
static final class NonfairSync extends Sync {
...
}
static final class FairSync extends Sync {
...
}
...
}
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Sync 有两个实现,分别为 NonfairSync(非公平锁)和 FairSync(公平锁),我们看 FairSync 部分。
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public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
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线程抢锁
很多人肯定开始嫌弃上面废话太多了,下面跟着代码走,我就不废话了。
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static final class FairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -3000897897090466540L;
// 抢锁
final void lock() {
acquire(1); //1. AbstractQueuedSynchronizer.acquire
}
// 尝试直接获取锁,返回值是boolean,代表是否获取到锁
// 返回true:1.没有线程在等待锁;2.重入锁,线程本来就持有锁,也就可以理所当然可以直接获取
protected final boolean tryAcquire(int acquires) { //1.1
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
// state == 0 此时此刻没有线程持有锁
if (c == 0) {
// 虽然此时此刻锁是可以用的,但是这是公平锁,既然是公平,就得讲究先来后到,
// 看看有没有别人在队列中等了半天了
if (!hasQueuedPredecessors() && // 如果没有线程在等待,那就用CAS尝试一下,成功了就获取到锁了,
compareAndSetState(0, acquires)) { // 不成功的话,只能说明一个问题,就在刚刚几乎同一时刻有个线程抢先了 =_=因为刚刚还没人的,我判断过了
setExclusiveOwnerThread(current); // // 到这里就是获取到锁了,标记一下,告诉大家,现在是我占用了锁
return true;
}
}
// 会进入这个else if分支,说明是重入了,需要操作:state=state+1
// 这里不存在并发问题
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
// 如果到这里,说明前面的if和else if都没有返回true,说明没有获取到锁
// 回到上面一个外层调用方法继续看:
// if (!tryAcquire(arg)
// && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
// selfInterrupt();
return false;
}
}
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//1 AbstractQueuedSynchronizer.acquire
来自父类AQS,如果tryAcquire(arg) 返回true, 也就结束了。否则,acquireQueued方法会将线程压到队列中。
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public final void acquire(int arg) { // 此时 arg == 1
// 首先调用tryAcquire(1)一下,名字上就知道,这个只是试一试
// 因为有可能直接就成功了呢,也就不需要进队列排队了,
// 对于公平锁的语义就是:本来就没人持有锁,根本没必要进队列等待(又是挂起,又是等待被唤醒的)
if (!tryAcquire(arg) && //1.1
// tryAcquire(arg)没有成功,这个时候需要把当前线程挂起,放到阻塞队列中。
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) { //1.2 acquireQueued 1.3 addWaiter
selfInterrupt(); // Thread.currentThread().interrupt();
}
}
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//1.1 FairSync.tryAcquire
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// 假设tryAcquire(arg) 返回false,那么代码将执行:
// acquireQueued(addWaiteQr(Node.EXCLUSIVE), arg),
// 这个方法,首先需要执行:addWaiter(Node.EXCLUSIVE)
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//1.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter
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// 此方法的作用是把线程包装成node,同时进入到队列中
// 参数mode此时是Node.EXCLUSIVE,代表独占模式
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
// 以下几行代码想把当前node加到链表的最后面去,也就是进到阻塞队列的最后
Node pred = tail;
// tail!=null => 队列不为空(tail==head的时候,其实队列是空的,不过不管这个吧)
if (pred != null) {
// 将当前的队尾节点,设置为自己的前驱
node.prev = pred;
// 用CAS把自己设置为队尾, 如果成功后,tail == node 了,这个节点成为阻塞队列新的尾巴
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
// 进到这里说明设置成功,当前node==tail, 将自己与之前的队尾相连,
// 上面已经有 node.prev = pred,加上下面这句,也就实现了和之前的尾节点双向连接了
pred.next = node;
// 线程入队了,可以返回了
return node;
}
}
// 仔细看看上面的代码,如果会到这里,
// 说明 pred==null(队列是空的) 或者 CAS失败(有线程在竞争入队)
// 读者一定要跟上思路,如果没有跟上,建议先不要往下读了,往回仔细看,否则会浪费时间的
enq(node); //1.2.1
return node;
}
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//1.2.1 AbstractQueuedSynchronizer.enq
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// 采用自旋的方式入队
// 之前说过,到这个方法只有两种可能:等待队列为空,或者有线程竞争入队,
// 自旋在这边的语义是:CAS设置tail过程中,竞争一次竞争不到,我就多次竞争,总会排到的
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
// 之前说过,队列为空也会进来这里
if (t == null) { // Must initialize
// 初始化head节点
// 细心的读者会知道原来 head 和 tail 初始化的时候都是 null 的
// 还是一步CAS,你懂的,现在可能是很多线程同时进来呢
if (compareAndSetHead(new Node()))
// 给后面用:这个时候head节点的waitStatus==0, 看new Node()构造方法就知道了
// 这个时候有了head,但是tail还是null,设置一下,
// 把tail指向head,放心,马上就有线程要来了,到时候tail就要被抢了
// 注意:这里只是设置了tail=head,这里可没return哦,没有return,没有return
// 所以,设置完了以后,继续for循环,下次就到下面的else分支了
tail = head;
} else {
// 下面几行,和上一个方法 addWaiter 是一样的,
// 只是这个套在无限循环里,反正就是将当前线程排到队尾,有线程竞争的话排不上重复排
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
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// 现在,又回到这段代码了
// if (!tryAcquire(arg)
// && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) {
// selfInterrupt();
//}
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//1.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued
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// 下面这个方法,参数node,经过addWaiter(Node.EXCLUSIVE),此时已经进入阻塞队列
// 注意一下:如果acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))返回true的话,
// 意味着上面这段代码将进入selfInterrupt(),所以正常情况下,下面应该返回false
// 这个方法非常重要,应该说真正的线程挂起,然后被唤醒后去获取锁,都在这个方法里了
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
// p == head 说明当前节点虽然进到了阻塞队列,但是是阻塞队列的第一个,因为它的前驱是head
// 注意,阻塞队列不包含head节点,head一般指的是占有锁的线程,head后面的才称为阻塞队列
// 所以当前节点可以去试抢一下锁
// 这里我们说一下,为什么可以去试试:
// 首先,它是队头,这个是第一个条件,其次,当前的head有可能是刚刚初始化的node,
// enq(node) 方法里面有提到,head是延时初始化的,而且new Node()的时候没有设置任何线程
// 也就是说,当前的head不属于任何一个线程,所以作为队头,可以去试一试,
// tryAcquire已经分析过了, 忘记了请往前看一下,就是简单用CAS试操作一下state
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
// 到这里,说明上面的if分支没有成功,要么当前node本来就不是队头,
// 要么就是tryAcquire(arg)没有抢赢别人,继续往下看
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && //1.3.1
parkAndCheckInterrupt()) //1.3.2
interrupted = true;
}
} finally {
// 什么时候 failed 会为 true???
// tryAcquire() 方法抛异常的情况
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
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//1.3.1 AbstractQueuedSynchronizer.shouldParkAfterFailedAcquire
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// 刚刚说过,会到这里就是没有抢到锁呗,这个方法说的是:"当前线程没有抢到锁,是否需要挂起当前线程?"
// 第一个参数是前驱节点,第二个参数才是代表当前线程的节点
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
// 前驱节点的 waitStatus == -1 ,说明前驱节点状态正常,当前线程需要挂起,直接可以返回true
if (ws == Node.SIGNAL)
/*
* This node has already set status asking a release
* to signal it, so it can safely park.
*/
return true;
// 前驱节点 waitStatus大于0 ,之前说过,大于0 说明前驱节点取消了排队。
// 这里需要知道这点:进入阻塞队列排队的线程会被挂起,而唤醒的操作是由前驱节点完成的。
// 所以下面这块代码说的是将当前节点的prev指向waitStatus<=0的节点,
// 简单说,就是为了找个好爹,因为你还得依赖它来唤醒呢,如果前驱节点取消了排队,
// 找前驱节点的前驱节点做爹,往前遍历总能找到一个好爹的
if (ws > 0) {
/*
* Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
* indicate retry.
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
/*
* 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.
*/
// 仔细想想,如果进入到这个分支意味着什么
// 前驱节点的waitStatus不等于-1和1,那也就是只可能是0,-2,-3
// 在我们前面的源码中,都没有看到有设置waitStatus的,所以每个新的node入队时,waitStatu都是0
// 正常情况下,前驱节点是之前的 tail,那么它的 waitStatus 应该是 0
// 用CAS将前驱节点的waitStatus设置为Node.SIGNAL(也就是-1)
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
// 这个方法返回 false,那么会再走一次 for 循序,
// 然后再次进来此方法,此时会从第一个分支返回 true
return false;
}
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// private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)
// 这个方法结束根据返回值我们简单分析下:
// 如果返回true, 说明前驱节点的waitStatus==-1,是正常情况,那么当前线程需要被挂起,等待以后被唤醒
// 我们也说过,以后是被前驱节点唤醒,就等着前驱节点拿到锁,然后释放锁的时候叫你好了
// 如果返回false, 说明当前不需要被挂起,为什么呢?往后看
// 跳回到前面是这个方法
// if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
// parkAndCheckInterrupt())
// interrupted = true;
// 1. 如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回true,
// 那么需要执行parkAndCheckInterrupt():
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//1.3.2 AbstractQueuedSynchronizer.parkAndCheckInterrupt
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// 这个方法很简单,因为前面返回true,所以需要挂起线程,这个方法就是负责挂起线程的
// 这里用了LockSupport.park(this)来挂起线程,然后就停在这里了,等待被唤醒=======
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
// 2. 接下来说说如果shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的情况
/* 仔细看shouldParkAfterFailedAcquire(p, node),我们可以发现,其实第一次进来的时候,一般都不会返回true的,原因很简单,
前驱节点的waitStatus=-1是依赖于后继节点设置的。也就是说,我都还没给前驱设置-1呢,怎么可能是true呢,但是要看到,这个方法是套
在循环里的,所以第二次进来的时候状态就是-1了。*/
// 解释下为什么shouldParkAfterFailedAcquire(p, node)返回false的时候不直接挂起线程:
// => 是为了应对在经过这个方法后,node已经是head的直接后继节点了。剩下的读者自己想想吧。
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说到这里,也就明白了,多看几遍 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg)
这个方法吧。自己推演下各个分支怎么走,哪种情况下会发生什么,走到哪里。
解锁操作
最后,就是还需要介绍下唤醒的动作了。我们知道,正常情况下,如果线程没获取到锁,线程会被 LockSupport.park(this);
挂起停止,等待被唤醒。
// ReentrantLock.unlock
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// 唤醒的代码还是比较简单的,你如果上面加锁的都看懂了,下面都不需要看就知道怎么回事了
public void unlock() {
sync.release(1);
}
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// AbstractQueuedSynchronizer.release
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public final boolean release(int arg) {
// 往后看吧
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
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// Sync.tryRelease
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// 回到ReentrantLock看tryRelease方法
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
// 是否完全释放锁
boolean free = false;
// 其实就是重入的问题,如果c==0,也就是说没有嵌套锁了,可以释放了,否则还不能释放掉
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
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// AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor
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// 唤醒后继节点
// 从上面调用处知道,参数node是head头结点
private void unparkSuccessor(Node node) {
/*
* If status is negative (i.e., possibly needing signal) try
* to clear in anticipation of signalling. It is OK if this
* fails or if status is changed by waiting thread.
*/
int ws = node.waitStatus;
// 如果head节点当前waitStatus<0, 将其修改为0
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
/*
* Thread to unpark is held in successor, which is normally
* just the next node. But if cancelled or apparently null,
* traverse backwards from tail to find the actual
* non-cancelled successor.
*/
// 下面的代码就是唤醒后继节点,但是有可能后继节点取消了等待(waitStatus==1)
// 从队尾往前找,找到waitStatus<=0的所有节点中排在最前面的
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 从后往前找,仔细看代码,不必担心中间有节点取消(waitStatus==1)的情况
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
// 唤醒线程
LockSupport.unpark(s.thread);
}
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唤醒线程以后,被唤醒的线程将从以下代码中继续往前走:
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private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this); // 刚刚线程被挂起在这里了
return Thread.interrupted();
}
// 又回到这个方法了:acquireQueued(final Node node, int arg),这个时候,node的前驱是head了
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好了,后面就不分析源码了,剩下的还有问题自己去仔细看看代码吧。
公平锁和非公平锁
ReentrantLock 默认采用非公平锁,除非你在构造方法中传入参数 true 。
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public ReentrantLock() {
// 默认非公平锁
sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
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公平锁的 lock 方法:
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static final class FairSync extends Sync {
final void lock() {
acquire(1);
}
// AbstractQueuedSynchronizer.acquire(int arg)
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
// 1. 和非公平锁相比,这里多了一个判断:是否有线程在等待
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;
}
}
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非公平锁的 lock 方法:
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static final class NonfairSync extends Sync {
final void lock() {
// 2. 和公平锁相比,这里会直接先进行一次CAS,成功就返回了
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
// AbstractQueuedSynchronizer.acquire(int arg)
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
}
/**
* Performs non-fair tryLock. tryAcquire is implemented in
* subclasses, but both need nonfair try for trylock method.
*/
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
// 这里没有对阻塞队列进行判断
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
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总结:公平锁和非公平锁只有两处不同:
- 非公平锁在调用 lock 后,首先就会调用 CAS 进行一次抢锁,如果这个时候恰巧锁没有被占用,那么直接就获取到锁返回了。
- 非公平锁在 CAS 失败后,和公平锁一样都会进入到 tryAcquire 方法,在 tryAcquire 方法中,如果发现锁这个时候被释放了(state == 0),非公平锁会直接 CAS 抢锁,但是公平锁会判断等待队列是否有线程处于等待状态,如果有则不去抢锁,乖乖排到后面。
公平锁和非公平锁就这两点区别,如果这两次 CAS 都不成功,那么后面非公平锁和公平锁是一样的,都要进入到阻塞队列等待唤醒。
相对来说,非公平锁会有更好的性能,因为它的吞吐量比较大。当然,非公平锁让获取锁的时间变得更加不确定,可能会导致在阻塞队列中的线程长期处于饥饿状态。
AbstractQueuedSynchronizer 独占锁的取消排队
这篇文章说的是 AbstractQueuedSynchronizer,只不过好像 Condition 说太多了,赶紧把思路拉回来。
接下来,我想说说怎么取消对锁的竞争?
上篇文章提到过,最重要的方法是这个,我们要在这里面找答案:
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final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
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首先,到这个方法的时候,节点一定是入队成功的。
我把 parkAndCheckInterrupt() 代码贴过来:
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private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
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这两段代码联系起来看,是不是就清楚了。
如果我们要取消一个线程的排队,我们需要在另外一个线程中对其进行中断。比如某线程调用 lock() 老久不返回,我想中断它。一旦对其进行中断,此线程会从 LockSupport.park(this);
中唤醒,然后 Thread.interrupted();
返回 true。
我们发现一个问题,即使是中断唤醒了这个线程,也就只是设置了 interrupted = true
然后继续下一次循环。而且,由于 Thread.interrupted();
会清除中断状态,第二次进 parkAndCheckInterrupt 的时候,返回会是 false。
所以,我们要看到,在这个方法中,interrupted 只是用来记录是否发生了中断,然后用于方法返回值,其他没有做任何相关事情。
所以,我们看外层方法怎么处理 acquireQueued 返回 false 的情况。
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public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();
}
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所以说,lock() 方法处理中断的方法就是,你中断归中断,我抢锁还是照样抢锁,几乎没关系,只是我抢到锁了以后,设置线程的中断状态而已,也不抛出任何异常出来。调用者获取锁后,可以去检查是否发生过中断,也可以不理会。
来条分割线。有没有被骗的感觉,我说了一大堆,可是和取消没有任何关系啊。
我们来看 ReentrantLock 的另一个 lock 方法:
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public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1);
}
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方法上多了个 throws InterruptedException
,经过前面那么多知识的铺垫,这里我就不再啰里啰嗦了。
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public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
}
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继续往里:
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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())
// 就是这里了,一旦异常,马上结束这个方法,抛出异常。
// 这里不再只是标记这个方法的返回值代表中断状态
// 而是直接抛出异常,而且外层也不捕获,一直往外抛到 lockInterruptibly
throw new InterruptedException();
}
} finally {
// 如果通过 InterruptedException 异常出去,那么 failed 就是 true 了
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
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既然到这里了,顺便说说 cancelAcquire 这个方法吧:
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private void cancelAcquire(Node node) {
// Ignore if node doesn't exist
if (node == null)
return;
node.thread = null;
// Skip cancelled predecessors
// 找一个合适的前驱。其实就是将它前面的队列中已经取消的节点都”请出去“
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// predNext is the apparent node to unsplice. CASes below will
// fail if not, in which case, we lost race vs another cancel
// or signal, so no further action is necessary.
Node predNext = pred.next;
// Can use unconditional write instead of CAS here.
// After this atomic step, other Nodes can skip past us.
// Before, we are free of interference from other threads.
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// If we are the tail, remove ourselves.
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
// If successor needs signal, try to set pred's next-link
// so it will get one. Otherwise wake it up to propagate.
int ws;
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // help GC
}
}
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其实这个方法没什么好说的,一行行看下去就是了,节点取消,只要把 waitStatus 设置为 Node.CANCELLED,会有非常多的情况被从阻塞队列中请出去,主动或被动。
总结
总结一下吧。
在并发环境下,加锁和解锁需要以下三个部件的协调:
- 锁状态。我们要知道锁是不是被别的线程占有了,这个就是 state 的作用,它为 0 的时候代表没有线程占有锁,可以去争抢这个锁,用 CAS 将 state 设为 1,如果 CAS 成功,说明抢到了锁,这样其他线程就抢不到了,如果锁重入的话,state进行 +1 就可以,解锁就是减 1,直到 state 又变为 0,代表释放锁,所以 lock() 和 unlock() 必须要配对啊。然后唤醒等待队列中的第一个线程,让其来占有锁。
- 线程的阻塞和解除阻塞。AQS 中采用了 LockSupport.park(thread) 来挂起线程,用 unpark 来唤醒线程。
- 阻塞队列。因为争抢锁的线程可能很多,但是只能有一个线程拿到锁,其他的线程都必须等待,这个时候就需要一个 queue 来管理这些线程,AQS 用的是一个 FIFO 的队列,就是一个链表,每个 node 都持有后继节点的引用。AQS 采用了 CLH 锁的变体来实现,感兴趣的读者可以参考这篇文章关于CLH的介绍,写得简单明了。
示例图解析
下面属于回顾环节,用简单的示例来说一遍,如果上面的有些东西没看懂,这里还有一次帮助你理解的机会。
首先,第一个线程调用 reentrantLock.lock(),翻到最前面可以发现,tryAcquire(1) 直接就返回 true 了,结束。只是设置了 state=1,连 head 都没有初始化,更谈不上什么阻塞队列了。要是线程 1 调用 unlock() 了,才有线程 2 来,那世界就太太太平了,完全没有交集嘛,那我还要 AQS 干嘛。
如果线程 1 没有调用 unlock() 之前,线程 2 调用了 lock(), 想想会发生什么?
线程 2 会初始化 head【new Node()】,同时线程 2 也会插入到阻塞队列并挂起 (注意看这里是一个 for 循环,而且设置 head 和 tail 的部分是不 return 的,只有入队成功才会跳出循环)
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private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
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首先,是线程 2 初始化 head 节点,此时 head==tail, waitStatus==0

然后线程 2 入队:

同时我们也要看此时节点的 waitStatus,我们知道 head 节点是线程 2 初始化的,此时的 waitStatus 没有设置, java 默认会设置为 0,但是到 shouldParkAfterFailedAcquire 这个方法的时候,线程 2 会把前驱节点,也就是 head 的waitStatus设置为 -1。
那线程 2 节点此时的 waitStatus 是多少呢,由于没有设置,所以是 0;
如果线程 3 此时再进来,直接插到线程 2 的后面就可以了,此时线程 3 的 waitStatus 是 0,到 shouldParkAfterFailedAcquire 方法的时候把前驱节点线程 2 的 waitStatus 设置为 -1。

这里可以简单说下 waitStatus 中 SIGNAL(-1) 状态的意思,Doug Lea 注释的是:代表后继节点需要被唤醒。也就是说这个 waitStatus 其实代表的不是自己的状态,而是后继节点的状态,我们知道,每个 node 在入队的时候,都会把前驱节点的状态改为 SIGNAL,然后阻塞,等待被前驱唤醒。这里涉及的是两个问题:有线程取消了排队、唤醒操作。其实本质是一样的,读者也可以顺着 “waitStatus代表后继节点的状态” 这种思路去看一遍源码。
参考
一行一行源码分析清楚AbstractQueuedSynchronizer
Java同步框架AQS原文分析