【Java 多线程并发】 AQS（Abstract Queued Synchronizer）
【Java 多线程并发】 AQS（Abstract Queued Synchronizer）
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title: 【Java 多线程并发】 AQS（Abstract Queued Synchronizer）
date: 2023-07-04 10:53
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description: 【Java 多线程并发】 AQS（Abstract Queued Synchronizer）
概述
AQS（AbstractQueuedSynchronizer）是Java中用于实现同步器的抽象基类。它提供了一种基于FIFO队列的线程协作机制，可以用来构建各种类型的同步器，如锁、信号量、倒计时门栓等。
提供了两种模式的同步器：独占模式和共享模式。
核心思想
- 使用一个共享的volatile int状态变量来表示同步状态
- 通过CAS操作来实现对状态的原子更新
- LockSupport 进行唤醒等待
Node 节点
AQS的CLH队列
Lock.lock()
acquire方法 获取锁
- 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。
Lock.unlock()
release(int) 释放锁
- 用unpark()唤醒等待队列中最前边的那个未放弃线程，这里我们也用s来表示吧。
- 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
【Java 多线程并发】 AQS（Abstract Queued Synchronizer）
AQS（AbstractQueuedSynchronizer）是Java中用于实现同步器的抽象基类。它提供了一种基于FIFO队列的线程协作机制，可以用来构建各种类型的同步器，如锁、信号量、倒计时门栓等。
AQS提供了两种模式的同步器：独占模式和共享模式。独占模式只允许一个线程占用同步状态，如ReentrantLock就是一个独占模式的同步器。共享模式允许多个线程同时占用同步状态，如CountDownLatch和Semaphore就是共享模式的同步器。
AQS是一个非常重要的基础组件，很多并发工具和框架都是基于AQS来实现的，如ReentrantLock、CountDownLatch、Semaphore、ReentrantReadWriteLock等。了解AQS的原理和使用方法，对于深入理解Java并发编程和开发高效的多线程程序是非常有帮助的。
核心思想
AQS的核心思想是使用一个共享的volatile int状态变量来表示同步状态，通过CAS操作来实现对状态的原子更新。AQS内部维护了一个等待队列，用于存储等待获取同步状态的线程。当线程尝试获取同步状态时，如果发现状态已被其他线程占用，则会将该线程封装成一个节点，插入等待队列的尾部，然后进入自旋等待或被阻塞。当占用同步状态的线程释放状态时，AQS会从等待队列中选择一个线程唤醒，使其重新尝试获取同步状态。
引入
场景模拟
我们先来看下这样一个场景
在这里我们有一个能被多个线程共享操作的资源，在这个场景中应该能看出我们的数据是不安全的，因为我们并不能保证我们的操作是原子操作对吧。基于这个场景我们通过代码来看看效果
package com.example.demo;
public class AtomicDemo {
// 共享变量
private static int count = 0;
// 操作共享变量的方法
public static void incr(){
// 为了演示效果 休眠一下子
try {
Thread.sleep(1);
count ++;
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
}
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
for (int i = 0; i < 1000 ; i++) {
new Thread(()->AtomicDemo.incr()).start();
}
Thread.sleep(4000);
System.out.println("result:" + count);
}
}
通过执行发现，执行的结果是一个不确定的值，但总是会小于等于1000，至于原因，是因为incr() 方法不是一个原子操作。为什么不是原子操作这个咱们今天就不深究此处了.
迎合今天的主题，我们通过Lock来解决
package com.example.demo;
import java.util.concurrent.locks.Lock;
import java.util.concurrent.locks.ReentrantLock;
public class AtomicDemo {
// 共享变量
private static int count = 0;
private static Lock lock = new ReentrantLock();
// 操作共享变量的方法
public static void incr(){
// 为了演示效果 休眠一下子
try {
lock.lock();
Thread.sleep(1);
count ++;
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}finally {
lock.unlock();
}
}
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
for (int i = 0; i < 1000 ; i++) {
new Thread(()->AtomicDemo.incr()).start();
}
Thread.sleep(4000);
System.out.println("result:" + count);
}
}
然后我们运行发现结果都是 1000了，这也就是1000个线程都去操作这个 count 变量，结果符合我们的预期了。那lock到底是怎么实现的呢？
需求分析
我们先来分析分析
这样的图片看着比较复杂，咱们简化下。
我们自己假设下，如果要你去设计这样的方法，你应该要怎么设计，他们需要实现哪些功能，
首先是lock方法，它是不是要满足这几个功能。
需求清楚了，那我们怎么设计呢？
第一个互斥怎么做，也就是多个线程只有一个线程能抢占到资源，这个时候我们可以这样设置
// 给一个共享资源
Int state = 0 ; // 0表示资源没有被占用，可以抢占
if(state == 0 ){
// 表示可以获取锁
}else{
// 表示锁被抢占 需要阻塞等待
}
然后就是没有抢占到锁的线程的存储，我们可以通过一个队列，利用FIFO来实现存储。
最后就是线程的阻塞和唤醒。大家说说有哪些阻塞线程的方式呀？
- wait/notify: 不合适，不能唤醒指定的线程
- Sleep：休眠，类似于定时器
- Condition：可以唤醒特定线程
- LockSupport:
- LockSupport.park():阻塞当前线程
- LockSupport.unpark(Thread t):唤醒特定线程
结合今天的主题，我们选择LockSupport来实现阻塞和唤醒。
AQS 源码分析
AQS 类图
数据结构
AQS的int类型变量state
/**
* The synchronization state.
*/
private volatile int state;
与之相关的操作
/**
* 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);
}
Node 节点
属性说明
源码
/**
* Wait queue node class.
*
* <p>The wait queue is a variant of a "CLH" (Craig, Landin, and
* Hagersten) lock queue. CLH locks are normally used for
* spinlocks. We instead use them for blocking synchronizers, but
* use the same basic tactic of holding some of the control
* information about a thread in the predecessor of its node. A
* "status" field in each node keeps track of whether a thread
* should block. A node is signalled when its predecessor
* releases. Each node of the queue otherwise serves as a
* specific-notification-style monitor holding a single waiting
* thread. The status field does NOT control whether threads are
* granted locks etc though. A thread may try to acquire if it is
* first in the queue. But being first does not guarantee success;
* it only gives the right to contend. So the currently released
* contender thread may need to rewait.
*
* <p>To enqueue into a CLH lock, you atomically splice it in as new
* tail. To dequeue, you just set the head field.
* <pre>
* +------+ prev +-----+ +-----+
* head | | <---- | | <---- | | tail
* +------+ +-----+ +-----+
* </pre>
*
* <p>Insertion into a CLH queue requires only a single atomic
* operation on "tail", so there is a simple atomic point of
* demarcation from unqueued to queued. Similarly, dequeuing
* involves only updating the "head". However, it takes a bit
* more work for nodes to determine who their successors are,
* in part to deal with possible cancellation due to timeouts
* and interrupts.
*
* <p>The "prev" links (not used in original CLH locks), are mainly
* needed to handle cancellation. If a node is cancelled, its
* successor is (normally) relinked to a non-cancelled
* predecessor. For explanation of similar mechanics in the case
* of spin locks, see the papers by Scott and Scherer at
* http://www.cs.rochester.edu/u/scott/synchronization/
*
* <p>We also use "next" links to implement blocking mechanics.
* The thread id for each node is kept in its own node, so a
* predecessor signals the next node to wake up by traversing
* next link to determine which thread it is. Determination of
* successor must avoid races with newly queued nodes to set
* the "next" fields of their predecessors. This is solved
* when necessary by checking backwards from the atomically
* updated "tail" when a node's successor appears to be null.
* (Or, said differently, the next-links are an optimization
* so that we don't usually need a backward scan.)
*
* <p>Cancellation introduces some conservatism to the basic
* algorithms. Since we must poll for cancellation of other
* nodes, we can miss noticing whether a cancelled node is
* ahead or behind us. This is dealt with by always unparking
* successors upon cancellation, allowing them to stabilize on
* a new predecessor, unless we can identify an uncancelled
* predecessor who will carry this responsibility.
*
* <p>CLH queues need a dummy header node to get started. But
* we don't create them on construction, because it would be wasted
* effort if there is never contention. Instead, the node
* is constructed and head and tail pointers are set upon first
* contention.
*
* <p>Threads waiting on Conditions use the same nodes, but
* use an additional link. Conditions only need to link nodes
* in simple (non-concurrent) linked queues because they are
* only accessed when exclusively held. Upon await, a node is
* inserted into a condition queue. Upon signal, the node is
* transferred to the main queue. A special value of status
* field is used to mark which queue a node is on.
*
* <p>Thanks go to Dave Dice, Mark Moir, Victor Luchangco, Bill
* Scherer and Michael Scott, along with members of JSR-166
* expert group, for helpful ideas, discussions, and critiques
* on the design of this class.
*/
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;
...
}
AQS的CLH队列
CLH（三个大牛的名字组成）队列为一个双向队列
- 有阻塞就需要排队，实现排队必然需要队列
- State变量+CLH双端队列
定义的方法
Lock.lock()
抢占锁
- 成功 -> 设置成独占锁
- 失败 -> [[#acquire方法]]
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
这个方法逻辑比较简单，if条件成立说明 抢占锁成功并设置 当前线程为独占锁
else 表示抢占失败，acquire(1) 方法我们后面具体介绍
compareAndSetState(0, 1)：用到了CAS 是一个原子操作方法，底层是UnSafe.作用就是设置 共享操作的 state 由0到1. 如果state的值是0就修改为1
setExclusiveOwnerThread：代码很简单，进去看一眼即可
acquire方法
获取锁
- 尝试抢锁 -> [[#tryAcquire(int)]]
- 抢锁失败 -> 尝试入队 [[#addWaiter]]
- 都失败 -> 自我中断selfInterrupt()
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
- 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)
再次尝试抢占锁
-> [[#nonfairTryAcquire]]
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
nonfairTryAcquire
非公平抢锁
- 锁状态 == 0 尝试抢锁
- 锁状态 != 0 && current == getExclusiveOwnerThread
- 自己是拥有锁的线程
- 重入锁
- 失败
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
//再次尝试抢占锁
if (c == 0) {
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
// 重入锁的情况
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
// false 表示抢占失败
return false;
}
addWaiter
将阻塞的线程添加到双向链表的结尾
- 尾节点不为空 -> CAS 进行节点插入
- 失败 -> [[#enq(Node)]]
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;
}
enq(Node)
- 自旋
- 尾节点为空 -> 创建空的标记节点作为 head 节点
- 正常流程 -> CAS 自旋
private Node enq(final Node node) {
//CAS"自旋"，直到成功加入队尾
for (;;) {
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;
}
}
}
}
第一个if语句
else语句
线程3进来会执行如下代码
那么效果图
acquireQueued(Node, int)
线程 进入等待状态休息，直到其他线程彻底释放资源后唤醒自己，自己再拿到资源
OK，通过tryAcquire()和addWaiter()，该线程获取资源失败，已经被放入等待队列尾部了。聪明的你立刻应该能想到该线程下一部该干什么了吧：进入等待状态休息，直到其他线程彻底释放资源后唤醒自己，自己再拿到资源，然后就可以去干自己想干的事了。没错，就是这样！是不是跟医院排队拿号有点相似 ~ acquireQueued()就是干这件事：在等待队列中排队拿号（中间没其它事干可以休息），直到拿到号后再返回。
- 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。
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
}
//如果自己可以休息了，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);
}
}
到这里了，我们先不急着总结acquireQueued()的函数流程，先看看shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()具体干些什么。
shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node)
- pred.waitStatus
- ws == Node.SIGNAL 如果已经告诉前驱拿完号后通知自己一下，那就可以安心休息了
- 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。
- ws < 0 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！
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，那就可以安心休息了
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;
}
整个流程中，如果前驱结点的状态不是SIGNAL，那么自己就不能安心去休息，需要去找个安心的休息点，同时可以再尝试下看有没有机会轮到自己拿号。
parkAndCheckInterrupt()
如果线程找好安全休息点后，那就可以安心去休息了。此方法就是让线程去休息，真正进入等待状态。
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。
}
好了，我们可以小结下了。
看了shouldParkAfterFailedAcquire()和parkAndCheckInterrupt()，现在让我们再回到acquireQueued()，总结下该函数的具体流程：
acquire() 总结
总结下它的流程吧
- 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。
Lock.unlock()
release(int)
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()
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {//这里是先尝试释放一下资源，一般都可以释放成功，除了多次重入但只释放一次的情况。
Node h = head;
//这里判断的是 阻塞队列是否还存在和head节点是否是tail节点，因为之前说过，队列的尾节点的waitStatus是为0的
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//到这里就说明head节点已经释放成功啦，就先去叫醒后面的直接节点去抢资源吧
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
tryRelease(int)
此方法尝试去释放指定量的资源。下面是tryRelease()的源码：
可以看到state - 1, 也就是我们前面说的每次上锁都会在state+1 ,并且判断当前线程是否是拥有锁的线程, 所以lock2次之后, unlock三次就会报错
当state=0 的时候将锁的线程置为null
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
解锁后继节点
该⽅法的⽤途是：如果节点的接班⼈(successor)存在的话，则唤醒它
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
}
这个函数并不复杂。
Release 总结
用unpark()唤醒等待队列中最前边的那个未放弃线程，这里我们也用s来表示吧。
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
加锁和解锁的队列演示
AQS在加锁和解锁过程中，对队列节点的操作进⾏演示，在详细介绍演示之前，我 们先来整体看⼀下，如果有线程A、线程B和线程C这三个线程在AQS的调度下，会是什么样⼦的
其中，线程A⾸先抢到锁，所以它不需要链表进⾏排队。
那么线程B和线程C由于没有抢到锁（由 state是否等于0进⾏判断），那么就需要组成⼀个链表，头节点就是⼀个“空”的节点（即：通过 new Node()）创建的。
⽽线程B和线程C则会相机组成链表，并调⽤park阻塞操作。等待后续的 unpark解除阻塞
加锁操作队列演示
线程A第一个执行了lock()
线程B第二个执行了lock(),此时会构建等待队列链表
线程C再执行lock()
解锁操作队列
解锁操作伴随着加锁操作，那么下⾯我们先假设⼀个场景，即使线程A先抢到了锁，线程B阻塞等 待，那么当线程A执⾏完毕掉⽤了unlock⽅法后，如何唤醒线程B去继续抢锁的
现在，我们把视野再拉回来。我们在上⾯演示了多个线程的加锁操作对线程等待队列的影响。那 么，我们再来看⼀下这些线程分别调⽤解锁操作，这个队列中的等待线程⼜会是怎么的操作逻辑 呢？好，下⾯我们就先来看⼀下线程A执⾏unlock操作
线程B执行unlock
线程C执行
总结
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