本章将介绍了java并发包中与锁相关的API和组件，以及这些API和组件的使用方法和实现细节。内容主要围绕两个方面：使用，通过示例演示这些组件的使用方法以及详细介绍与所相关的API；实现，通过分析源码来剖析实现细节，因为理解实现的细节方能更加得心应手且正确的使用这些组件。希望通过以上两个方面的讲解使开发者对锁的使用和实现两个层面有一定的了解。
1、Lock接口
锁时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（但是有些锁可以允许多个线程并发的访问共享资源，比如读写锁）。在Lock接口出现之前，java程序靠的是synchronized关键字实现共享锁功能的，它提供了synchronized关键字类似的同步功能，只是在使用是需要显示的获取和释放锁，虽然他缺少了（通过synchronized块或者方法所提供的）隐式获取释放锁的便捷性，但是却拥有了锁获取与释放的可操作性、可中断的获取锁以及超时获取锁的多种synchronized关键字锁不具备的同步特性。
使用synchronized关键字将会隐式的获取锁，但是他将锁的获取和释放固化了，也就是先获取在释放。当然这种方式简化了同步的管理，可是扩展性没有显示的获取和释放来的好。例如，针对一个场景，手把手进行了锁的获取和释放,先获取锁A，然后在获取锁B，当锁B获得后，释放锁A 同时获取锁C，当锁C 释放后，在释放B同时获取锁D，以此类推。这种场景下，synchronized关键字就不那么容易实现了，而使用Lock容易的多。
Lock lock = new ReentrantLock();
lock.lock();
try{}finally{
lock.unLock();
}
在finally快中释放锁，目的是保证在获取到锁之后，最终能释放。
不要将获取锁的过程写在try块中，因为如果在获取锁（自定义锁的实现）时发生了异常，异常抛出的同时，也会导致锁无故释放。
这里先简单介绍一下Lock接口的APi，随后的章节会详细介绍AbstarctQueuedSynchronized以及常用的Lock接口的实现ReentrantLock.Lock 接口的实现基本都是通过聚合了一个同步器的子类来完成线程访问控制
2、队列同步器
队列同步器AbstractQueuedSynchronizer(以下简称同步器)，是用来构建锁或者其他同步组件的基础框架，它使用了一个int成员变量来表示同步状态，通过内置的FIFO队列来完成资源获取线程的排队工作，并发包的作者（doug Lea）期望他能够称为实现大部分同步需求的基础。
同步器的基本使用方式是继承，子类通过继承同步器并实现它的抽象方法来管理同步状态，在抽象方法的实现过程中免不了要对同步状态进行更改，这是就需要使用同步器提供的3个方法（getState()、setState(int newState)和compareAndSetSatet(int expect,int update)）来进行操作，因为他们能够保证状态的改变是安全的。子类推荐被定义为自定义同步组件的静态内部类，同步器自身没有实现任何同步接口，他仅仅是定义了若干同步状态获取和释放的方法来供自定义同步组件使用，同步器既可以支持独占式地获取同步状态，也可以支持共享式地获取同步状态，这样就可以方便实现不同类型的同步组件（ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock和CountDownLatch等）。
同步器是实现锁（也可以是任意同步组件）的关键，在锁的实现中聚合同步器，利用同步器实现锁的语义。可以这样理解二者之间的关系：锁是面向使用者的，它定义了使用者与锁交互的接口（比如可以允许两个线程并行访问），隐藏了实现细节；同步器面向的是锁的实现者，他简化了锁的实现方式，屏蔽了同步状态管理、线程的排队、等待与唤醒的底层操作。锁和同步器很好地隔离了使用者和实现者所需关注的领域。
2.1队列同步器的接口与示例
同步器的设计是基于模板方法模式的，也就是说，使用者需要继承同步器并重写指定的方法，随后将同步器组合在定义同步组件的实现中，并调用同步器提供的模板方法，而这些模板方法将会调用使用者重写的方法。
重写同步器指定的方法时，需要使用同步器提供的的如下3个方法来访问或修改同步状态
1.getState()：获取当前同步值
2.setState(int newState)：设置当前同步值
3.compareAndSetState(int expect,int update)：使用CAS设置当前状态，该方法能够保证状态设置的原子性
同步器提供的模板方法基本上分为3类：独占式获取与释放同步状态、共享式获取与释放同步状态和查询同步队列中的等待线程情况。自定义同步组件将使用同步器提供的模板方法来实现自己的同步语义
只有掌握了同步器的工作原理才能更加深入的理解并发包中其他的并发组件，所以下面通过一个独占锁的示例来深入了解一下同步器的工作原理。
顾名思义，独占锁就是在同一时刻只能有一个线程获取到锁，而其它获取锁的线程只能处于同步队列中等待，只有获取锁的线程释放了锁，后继的线程才能够获取锁，
public class Mutex implements Lock {
//静态内部类，自定义同步器
private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer{
//是否处于占有状态
@Override
protected boolean isHeldExclusively() {
return getState() == 1;
}
//当状态为0的时候获取锁
@Override
protected boolean tryAcquire(int arg) {
if(compareAndSetState(0,1)){
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
return true;
}
return false;
}
//释放锁，将状态这是为0
@Override
protected boolean tryRelease(int arg) {
if(getState() == 0){
throw new IllegalMonitorStateException();
}
setExclusiveOwnerThread(null);
setState(0);
return true;
}
Condition newCondition(){return new ConditionObject();}
}
//仅需要将操作代理到Sync上即可
private final Sync sync = new Sync();
@Override
public void lock() {
sync.acquire(1);
}
@Override
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1);
}
@Override
public boolean tryLock() {
return sync.tryAcquire(1);
}
@Override
public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireNanos(1,unit.toNanos(time));
}
@Override
public void unlock() {
sync.release(1);
}
@Override
public Condition newCondition() {
return sync.newCondition();
}
public boolean isLocked(){
return sync.isHeldExclusively();
}
public boolean hasQueuedThreads(){
return sync.hasQueuedThreads();
}
}
上述示例中，独占锁Mutex是一个自定义同步组件，他在同一时刻只允许一个线程占有锁。Mutex中定义了一个静态内部类，该内部类继承了同步器并实现了独占锁获取和释放同步状态。在tryAcquire(int acquire)方法中，如果经过CAS设置成功（同步状态设置为1），则代表获取了同步状态，而在tryReleases(int release)方法中只是将同步状态重置为0.用户使用Mutex是并不会直接和内部同步器的实现打交道，而是调用Mutex提供的方法，zaiMutex的实现中，以获取锁的lock()方法为例，只需要在方法实现中调用同步器的模板方法Acqurie(int acqurie)即可，当前线程调用该方法获取同步状态失败后会被加入到同步队列中等待，这样就大大降低了实现一个可靠自定义同步组件的门槛
2.2队列同步器的实现与分析
接下来将从实现角度分析同步器是如何完成线程同步的，主要包括：同步队列、独占式同步状态获取与释放、共享式同步状态获取与释放以及超时获取同步状态等同步器的核心数据结构与模板方法。
1.同步队列
同步器是依赖于内部的同步队列（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，当同步状态是释放时，会把首节点中的线程唤醒，使其再次尝试获取同步状态。
同步对列中的节点（Node）用来保存获取同步状态失败的线程引用、等待状态以及前驱和后继节点，节点的属性类型与名称以及描述
节点的构成同步队列的基础，同步器拥有首节点（head）和尾节点（tail），没有成功获取同步状态的线程将会成为节点加入该队列的尾部
在图中，同步器包含了两个节点类型的引用，一个指向头结点，而另一个指向尾节点，试想一下，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, Node update)，他需要传递当前线程"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，他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。
2.独占式同步状态获取与释放
通过调用同步器的acqurie(int arg)方法还可以获取同步状态，该方法对中断不敏感，也就是由于线程获取同步状态失败后进入同步队列，后续对线程进行中断操作时，线程也不会从同步队列中移出
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
上述代码主要完成了同步状态获取、节点构造、加入同步队列以及在同步队列中自旋等待的工作，其主要逻辑是：首先调用自定义同步器实现的tryAcquire(int arg)方法，该方法保证线程安全的获取同步状态，如果同步状态获取失败，则构造同步节点（独占式Node.EXCLUSIVE，同一时刻只能有一个线程成功获取同步状态）并通过addWaiter(Node mode)方法将该节点加入到同步队列的尾部，最后调用acquireQueued(final Node node, int arg)方法，使得该节点以"死循环"的方式获取同步状态。如果获取不到则阻塞节点中的线程，而被阻塞线程的唤醒主要依靠前驱节点的出队和阻塞线程被中断来实现。
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
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;
}
}
}
}
上述代码通过使用compareAndSetTail(Node expect,Node update)方法来确保节点能够被线程安全添加。试想一下：如果一个普通的LinkedList来维护节点之间的关系，那么当一个线程获取了同步状态，而其它多个线程由于调用了acquire(int arg)方法获取同步状态失败而并发的添加到LinkedList时，LinkedList将难以保证Node的正确添加，最终的结果可能是节点的数量有偏差，而且顺序也是混乱的。
在enq(final Node node)方法中，同步器通过“死循环”来保证节点的正确添加，在“死循环”中只用通过CAS将节点设置为尾节点之后，当前线程才能从该方法放回，否则，当前线程不断地尝试设置。可以看出enq(final Node node)方法将并发添加节点的请求通过CAS变的“串行化”了。
节点进入同步队列之后，就进入了一个自选的过程，每一个节点（或者说每一个线程）都在自省的观察，当条件满足，获取到了同步状态，就可以从这个自旋的过程中退出，否则依旧留在这个自旋过程中（并会阻塞节点的线程）
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);
}
}
在acquireQueued(final Node node,int arg)方法中，当前线程在“死循环”中尝试获取同步状态，而只有前驱节点是头节点才能够尝试获取同步状态，这是为什么？
第一，头节点是成功获取到同步状态的节点，而头节点的线程释放了同步状态之后，将会唤醒其后继节点，后继节点的线程被唤醒后需要检查自己的前驱节点是否头节点。
第二，维护同步队列的FIFO原则该方法中，节点自旋获取同步状态的行为。
由于非首节点线程前驱节点出队或者被中断而从等待状态返回，随后检查自己的前驱是否是头节点，如果是则尝试获取同步状态。可以看到节点和节点之间再循环检查的过程中基本不相互通信，而是简单的判断自己的前驱是否为头节点，这样就使得节点的释放规则符合FIFO，并且也便于对过早通知的处理（过早通知是指前驱节点不是头节点的线程由于中断而被唤醒）。
独占式同步状态获取流程，也就是acquire(int arg)方法调用流程
前驱节点为头节点且能够获取同步状态的判断条件和线程进入等待状态是获取同步状态的自旋过程。当同步状态获取成功之后，当前线程从acquire(int arg)方法返回，如果对于锁这种并发组件而言，代表着当前线程获取了锁
当前线程获取同步状态并执行了相应逻辑之后，就需要释放同步状态，使得后续节点能够继续获取同步状态。通过调用同步器的release(int arg)方法可以释放同步状态，该方法在释放了同步状态之后，会唤醒其后继节点（进而使后继节点重新尝试获取同步状态）。
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
该方法执行时，会唤醒头节点的后继节点线程，unparkSuccessor(Node node)方法使用LockSupport来唤醒处于等待状态的线程。
分析了独占式同步状态获取和释放过程后，适当做个总结：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，同步器调用了tryRelease(int arg) 方法释放同步状态，然后唤醒头节点的后继节点。
3.共享式同步状态获取与释放
共享式获取与独占式获取最主要的区别在于同一时刻能否有多个线程同时获取到同步状态。以文件的读写为例，如果一个程序对该文件进行读操作，那么这一时刻对于该文件的写操作均被阻塞，而读操作能够同时进行。写操作要求对资源的独占式访问，而读操作可以是共享式访问，两种不同的访问模式在同一时刻对文件或者资源的访问情况，
左半部分共享式访问资源时，其他共享式的访问均被允许，而独占式访问被阻塞，右半部分是独占式访问资源时，同一时刻其他访问均被阻塞。通过调用同步器的acquireShared(int arg)方法可以共享式的获取同步状态
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}
private void doAcquireShared(int arg) {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
在acquireShared(int arg)方法中，同步器调用tryAcquireShare(int arg)方法尝试获取同步状态，tryAcquireShare(int arg)方法返回值为int类型，当返回值大于等于0时表示能够获取到同步状态。因此，在共享式获取的自旋过程中，成功获取到同步状态并退出自旋条件就是tryAcquireShare(int arg)返回值大于等于0.可以看到，在doAcquireShared(int arg)方法的自选过程中，如果当前节点的前驱为头节点时，尝试获取同步状态，如果返回值大于等于0，表示该次获取同步状态成功并从自旋过程中退出。
与独占式一样，共享式获取也需要释放同步状态，通过调用releaseShared(int arg)方法可以释放同步状态。
public final boolean releaseShared(int arg) { if (tryReleaseShared(arg)) { doReleaseShared(); return true; } return false; }
该方法释放同步状态之后，将会唤醒后续处于等待状态的节点，对于能够支持多个线程同时访问的并发组件（比如Semaphore）,它和独占式主要区别在于tryReleaseShared(int arg)方法必须确保同步状态（或者资源数）线程安全释放，一般是通过循环和CAS保证的，因为释放同步状态的操作会同时来自多个线程。
4.独占式超时获取同步状态
通过调用同步器的doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout)方法可以超时获取同步状态，即在指定时间段内获取同步状态，如果获取到同步状态则放回true，否则，返回false。该方法提供了传统java同步操作(比如synchronized关键字)所不具备的特性。
在分析该方法的实现前，先介绍一下响应中断的同步状态的获取，在java5之前，当一个线程获取不到锁而被阻塞在synchronized之外时，对该线程进行中断操作，此时线程的中断标志位会被修改，但线程依旧或阻塞在synchronized上，等待获取锁。在java5中，同步器提供了acquireInterruptibly(int arg)方法，这个方法在等待获取同步状态时，如果当前线程被中断，会立刻返回，并抛出interruptedException。
超时获取同步状态过程可以被视作响应中断获取同步状态过程中的“增强版”，doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout)方法在支持响应中断的基础上，增加了超时获取的特性。针对超时获取，主要需要计算出需要睡眠的时间间隔nanosTimeout，为了防止过早的通知，nanosTimeout计算公式为：nanosTimeout = now - lastTime，其中now为当前唤醒时间，lastTIme为上次唤醒时间，如果nanosTimeout大于0则表示超时时间未到，需要继续睡眠nanosTimeout纳秒，反之，表示已经超时。
private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (nanosTimeout <= 0L)
return false;
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
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 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);
}
}
该方法在自旋过程中，当节点的前驱节点为头节点时尝试获取同步状态，如果获取成功则从该方法返回，这个过程和段展示同步获取的过程类似，但是在同步状态获取失败上有所不同。如果当前线程获取同步状态失败，则判断是否超时（nanosTimeout小于等于0表示已经超时），如果没有超时，重新计算超时间隔nanosTimeout，然后使得当前线程等待nanosTimeout纳秒（当已到设置的超时时间，该线程会从LockSupport.parkNanos(Object blocker,long nanos)方法返回）。
如果nanosTimeout小于等于spinForTimeoutThreshold(1000纳秒)时，将不会是该线程进行超时等待，而是进入快速的自旋过程。原因在于，非常短的超时等待无法做到十分精确，如果这时在进行超时等待，相反会让nanosTimeout的超时从整体上表现的反而不精确。因此，在超时非常短的场景下，同步器会进入无条件的快速自旋
独占式超时获取同步状态doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout)方法和独占式获取同步状态acquire(int args)在流程上非常相似，其主要区别在于未获取到同步状态的处理逻辑，acquire(int args)在未获取到同步状态时，将会使当前线程一直处于等待状态，而doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout)方法会使当前线程等待nanosTimeout纳秒，如果当前线程在nanosTimeout纳秒内没有获取到同步状态，将会从等待逻辑中自动返回
5自定义同步组件——TwinsLock
在前面的章节中，对同步器AbstractQueuedSynchronized进行了实现层的分析，本节通过辨析一个自定义同步组件来加深对同步器的理解
设计一个同步工具：该工具在同一时刻，之允许至多两个线程的访问，超过两个线程的访问将被阻塞，
首先，确定访问模式。twinsLock能够在同一时刻支持多个线程的访问，这显然是共享式访问，因此，需要使用同步器提供的acquireShared(int args)方法等和Shared相关方法，这就要求TwinsLock必须重写tryAcquireShare(int args)方法和tryReleaseShared(int args)方法，这样才能保证同步器的共享式同步状态的获取和释放方法得以执行。
其次 ，定义资源数。TwinsLock在同一时刻允许至多两个线程的同时访问，表明同步资源的数为2，这样可以设置初始状态status为2，当一个线程进行获取，status减1，该线程释放，则status加1，状态的合法范围为0，1和2，其中0表示当前已经有两个线程获取了同步资源，此时再有其他线程对同步状态进行获取，该线程只能被阻塞。再同步状态变更时，需要使用compareAndSet(int expect,int update)方法做原子性保障。
最后，组合自定义同步器。前章，自定义同步组件通过组合自定义同步器来完成同步功能，一般情况下自定义同步器会被自定义同步组件的内部类。
public class TwinsLock implements Lock {
private static final Sync sync = new Sync(2);
private static final class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer{
public Sync(int count) {
if(count < 0){
throw new IllegalArgumentException("count must large than zero")；
}
setState(count);
}
@Override
protected int tryAcquireShared(int arg) {
for (;;){
int current = getState();
int newCount = current - arg;
if(newCount < 0 || compareAndSetState(current,newCount)){
return newCount;
}
}
}
@Override
protected boolean tryReleaseShared(int arg) {
for (;;){
int current = getState();
int newCount = current + arg;
if(compareAndSetState(current,newCount)){
return true;
}
}
}
}
@Override
public void lock() {
sync.acquireShared(1);
}
@Override
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
}
@Override
public boolean tryLock() {
return false;
}
@Override
public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
return false;
}
@Override
public void unlock() {
sync.releaseShared(1);
}
@Override
public Condition newCondition() {
return null;
}
}
在上述示例中，TwinsLock实现了Lock接口，提供了面向使用者的接口，使用者调用lock()方法获取锁，随后调用unLock()方法释放锁，而同一时刻只能有两个线程同时获取到锁。TwinsLock同时包含了一个自定义同步器Sync，而该同步器面向线程访问和同步状态控制。以共享式获取同步状态为例：同步器回先计算出获取后的同步状态，然后通过CAS确保状态的正确设置，当tryAcquireShared(int arg)方法返回值大于等于0时，当前线程才获取同步状态，对于上层的TwinsLock而言，则表示当前线程获得了锁。
同步器作为一个桥梁，连接线程访问以及同步状态控制的底层技术与不同并发组件(比如Lock、CountDownLatch等)的接口语义
下面编写一个测试来验证TwinsLock是否能按照预期工作。在测试用例中，定义了工作者线程Worker，该线程在执行过程中获取锁，当获取锁之后是当前线程睡眠1秒（并不释放锁），随后打印当前线程名称，最后再次睡眠1秒并释放锁；
public class TwinsLockTest {
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
final Lock twinsLock=new TwinsLock();
class Worker extends Thread{
@Override
public void run(){
while(true){
twinsLock.lock();
try{
Thread.sleep(1000);
System.out.println(Thread.currentThread().getName());
Thread.sleep(1000);
}catch(Exception e){
e.printStackTrace();
}finally{
twinsLock.unlock();
}
}
}
}
for(int i=0;i<10;i++){
Worker worker=new Worker();
worker.setDaemon(true);
worker.start();
}
for(int i=0;i<10;i++){
Thread.sleep(1000);
System.out.println("....................");
}
}
}
3.重入锁
重入锁ReenTrantLock，顾名思义，就是支持重进入的锁，他表示该锁能够支持一个线程对资源的重复加锁，除此之外，该锁的还支持获取锁时的公平和非公平选择。
回忆在同步器一节中的示例（Mutex），同时考虑如下场景：当一个线程调用Mutex的loc()方法取锁后，如果再次调用lock()方法，则该线程将会被自己锁阻塞，原因是Mutex在实现tryAcquires(int acquires)方法时没有考虑占有锁的线程再次获取锁的场景，而在调用tryAcquire(int acquires)方法时返回false，导致该线程阻塞。简单的说Mutex是一个不支持重进入的锁。而synchronized关键字是隐式的支持重进入，比如synchronized修饰的递归方法，在方法执行时，执行线程在获取了锁时出现阻塞自己的情况。
ReenTrantLock虽然没能像synchronized关键字一样支持隐式的重进入，但是在调用lock()方法时，已经获取到锁的线程，能够再次调用lock(0方法获取锁而不被阻塞。
这里提到了一个锁获取的公平性问题，如果在绝对时间上，先对锁进行获取的请求一定先被满足，那么这个锁是公平的，反之，是不公平的。公平的获取锁，也就是等待时间最长的最优先获取锁，也可以说获取是顺序的。ReenTrantLock提供了一个构造函数，能够控制锁是否是公平的。
事实上，公平的锁机制往往没有非公平的效率高，但是，并不是任何场景都是以TPS作为唯一的指标，公平锁能够减少“饥饿”的发生概率，等待越久的请求越是能够得到优先满足。
下面将着重分析ReenTrantLock是如何实现重进入和公平性取锁的特性，并通过测试来验证公平性获取锁对性能的影响。
1.实现重进入
重进入是指任意线程在获取到锁之后能够再次获取该锁而不会被锁阻塞，该特性的实现需要解决以下两个问题
1.线程再次获取锁
所需要去识别获取锁的线程是否为当前占据锁的线程，如果是则再次成功获取
2.锁的最终释放
线程重复n次获取锁，随后在第n次释放该锁后，其他线程能够获取到该锁。锁的最终释放要求进行技术自增，计数表示当前锁被重复获取的次数，而锁被释放时，技术自减，当计数器等于0时表示锁已经成功释放。
ReenTrantLock是通过组合自定义同步器来实现锁的获取与释放，以非公平性（默认的）实现为例，获取同步状态的代码如下
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
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;
}
该方法增加了再次获取同步状态的处理逻辑：通过判断当前线程是否获取锁的线程来决定获取操作是否成功，如果获取锁的线程再次请求，则将同步状态值进行增加并返回true，表示获取同步状态成功
成功获取锁的线程再次获取锁，只是增加了同步状态值，这也就要求ReenTrantLock在释放同步状态时减少同步状态值。
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;
}
如果该锁被获取了n次，那么前（n-1）次tryRelease(int releases)方法必须返回false，而只用同步状态完全释放了，才能返回true。可以看到，该方法将同步状态是否为0作为最终释放的条件，当同步状态为0时，将占有线程设置为null，并返回true，表示释放成功。
2.公平锁和非公平锁的区别
公平性与否是针对获取锁而言的，如果一个锁是公平的，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
回顾上一小节中介绍的nonfairTryAcquire(int acquires)方法，对于非公平锁，只要CAS设置同步状态成功，则表示当前线程获取了锁，而公平锁则不同
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;
}
该方法与nonfairTryAcquire(int acquires)比较，唯一不同的位置为判断条件多了hasQueuedPredecessors()方法，即加入了同步队列中当前节点是否有前驱节点的判断，如果方法返回true，则表示有线程比当前线程跟早地请求获取锁，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。
下面编写一个测试来观察公平和非公平锁在获取锁的区别，在测试用例中定义了内部类ReenTrantLock2，该类主要公开了getQueueThreads()方法，该方法返回正在等待获取锁的线程列表，由于列表是逆序输出，为了方便观察结果，将其进行反转，测试用例（部分）
public class FairAndUnfairTest {
private static Lock fairLock = new ReentrantLock2(true);
private static Lock unfairLock = new ReentrantLock2(false);
public static void main(String[] args) {
fair();
// unfair();
}
public static void fair(){
testLock(fairLock);
}
public static void unfair(){
testLock(unfairLock);
}
public static void testLock(Lock lock){
for (int i = 0; i<5; i++){
Job job = new Job(lock);
job.setName(String.valueOf(i));
job.start();
}
}
private static class Job extends Thread{
private Lock lock;
public Job(Lock lock){
this.lock = lock;
}
@Override
public void run(){
for (int i=0; i<2; i++){
lock.lock();
try{
SleepUtils.second(1);
System.out.println("Lock by " + Thread.currentThread().getName() + ", Waiting by " + ((ReentrantLock2)lock).getQueuedThreads());
}finally {
lock.unlock();
}
}
}
}
private static class ReentrantLock2 extends ReentrantLock{
public ReentrantLock2(boolean fair){
super(fair);
}
@Override
public Collection<Thread> getQueuedThreads(){
ArrayList<Thread> threads = new ArrayList<>(super.getQueuedThreads());
Collections.reverse(threads);
return threads;
}
}
}
观察结果（其中每个数字代表一个线程），公平性锁每次都是从同步队列中的第一个节点获取到锁，而非公平性锁出现了一个线程连续获取锁。
为什么会出现线程连续获取锁的情况呢？回顾nonfairTryAcquire(int acquires)方法，当一个线程请求锁时，只要获取了同步状态即成功获取锁。刚释放锁的线程再次获取同步状态的几率会非常大，使得其他线程只能再同步队列中等待。
非公平性锁可能是线程“饥饿”，为什么他又被设定成默认的实现呢？再次观察上表的结果，如果每次不同线程获取到锁定义为1切换，公平性锁在测试中进行了10次切换。而非公平性锁只有5次切换，这说明非公平性锁的开销更小
下面运行测试用例（10个线程，每个线程获取100000次锁），通过vmstat统计测试运行是系统上下文切换次数
在测试中公平性锁与非公平性锁相比，总耗时是其94.3倍，总切换次数是其133倍。可以看出，公平性锁保证了锁的获取按照FIFO原则，而代价是进行大量的线程切换。非公平性锁虽然可能造成线程“饥饿”，但是极少数的线程切换，保证了其更大的吞吐量
4.读写锁
之前提到锁（如mutex和ReenTrantLock）基本上都是排他锁，这些锁在同一时刻只允许一个线程进行访问，而读写锁在同一时刻可以允许多个读线程访问，但是在写线程访问时，所有的读线程和其他写线程均被阻塞。读写锁维护了一个对锁，一个读锁和一个写锁，通过分离读锁和写锁，使得并发性相比一般的排他锁有了很大提升。
除了保证写操作对读操作的可见性以及并发性的提升之外，读写锁能够简化读写交互场景的编程方式。假设在程序中定义一个共享的用作缓存数据结构，他大部分时间提供读服务（例如查询和搜索），而写操作占有的时间很少，但是写操作完成之后的更新需要对后续的读服务可见。
在没有读写锁支持的(java5之前)时候，如需完成上述工作就要使用java的等待通知机制，就是当写操作开始时，所有晚于写操作的读操作均会进入等待状态，只有写操作完成并进行通知之后，所有的等待读操作才能继续执行（写操作之间依靠是synchronized关键字进行同步），这样做的目的是使读操作能读到正确的数据，不会出现脏读。改用读写锁实现上述功能，只需要在读操作是获取读锁，写操作是获取写锁即可。当写锁被获取到时，后续（非当前写操作线程）的读写操作都会被阻塞，写锁释放之后，所有的操作继续执行，编程方式相对于使用等待通知机制的实现方式而言，变的简单明了。
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。java并发包提供读写锁的实现是ReentranWriteLock
4.1读写锁的接口与示例
ReadWriteLock仅定义了获取读锁和写锁的两个方法，即ReadLock()方法和writeLock()方法，而其实现——ReentranReadWriteLock，除接口方法之外，还提供了一些便于外界监控其内部工作状态的方法
public class Cache {
static Map<String,Object> map = new HashMap<>();
static ReentrantReadWriteLock rwl = new ReentrantReadWriteLock();
static Lock r = rwl.readLock();
static Lock w = rwl.writeLock();
/**
* 获取一个key对应的value
* @param key
* @return
*/
public static final Object get(String key){
r.lock();
try {
return map.get(key);
}finally {
r.unlock();
}
}
/**
* 设置key对应的value，并返回旧的value
* @param key
* @param value
* @return
*/
public static final Object put(String key,Object value){
w.lock();
try {
return map.put(key,value);
}finally {
w.unlock();
}
}
/**
* 清空所有的内容
*/
public static final void clear(){
w.lock();
try {
map.clear();
}finally {
w.unlock();
}
}
}
上述案例中，Cache组合一个非线程安全的HashMap作为缓存的实现，同时使用读写锁的读锁和写锁来保证Cache是线程安全的。在读操作get(string key)方法中，需要获取读锁，这使得并发访问该方法是不会被阻塞。写操作put(String key,Object value)和clear()方法，在跟新HashMap时必须提前获取写锁，当获取写锁后，其他线程对于读锁和写锁的获取均被阻塞，而只有写锁被释放之后，其他读写操作才能继续。Cache使用了读写锁提升读操作的并发性，也保证了每次写之后对所有的读写操作的可见性，同时简化了编程方式。
4.2读写锁的实现与分析
接下来分析ReentranReadWriteLock的实现，主要包括读写状态的设计、写锁的获取与释放、读锁的获取与释放以及锁降级（以下没有特别说明读写锁均可认为是ReentranReadWriteLock）
1、读写状态的设计
读写锁同样依赖自定义同步器来实现同步同步功能，而读写状态就是其同步的同步状态。回想ReentranLock中自定义同步器的实现，同步状态表示锁被一个线程获取的次数，而读写锁的自定义同步器需要再同步状态（一个整型变量）上维护多个读线程和一个线程的状态，使得该状态的设计成为读写锁实现的关键。
如果在一个整型变量上维护多种状态，就一定需要“按位切割使用”这个变量，读写锁将变量切分成两个部位，高16位表示读，低16位表示写
当前同步状态表示一个线程已经获取了写锁，且重进入了两次，同时也连续获取两次读锁，读写锁是如何迅速确定读和写各自的状态呢？答案是通过位运算。假设当前同步状态值为S，写状态等于S & 0x0000FFFF （将高16位全部抹去），读状态等于S>>>16(无符号补0右移16位)。当写状态增加1时，等于S+1，当读状态增加1时，等于S+（1<<16）,也就是S+0x00010000.
根据状态的划分能得出一个推论：S不等于0时，当写状态（S&0x0000FFFF）等于0是，则读状态（s>>>16）大于0，即读锁已被获取。
2、写锁的获取与释放
写锁是一个支持重进入的排它锁。如果当前线程已经获取了写锁，则增加写状态。如果当前线程在获取写锁时，读锁已经被获取（读状态不为0）或者该线程不是已经获取写锁的线程，则当前线程进入等待状态，获取写锁的代码
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
int w = exclusiveCount(c);
if (c != 0) {
// 存在读锁或者当前获取线程不是已经获取写锁的线程
if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
return false;
if (w + exclusiveCount(acquires) > MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
// Reentrant acquire
setState(c + acquires);
return true;
}
if (writerShouldBlock() ||
!compareAndSetState(c, c + acquires))
return false;
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
该方法除了冲入条件（当前线程为获取了写锁的线程）之外，增加了一个读锁是否存在的判断。如果存在读锁，则写锁不能获取，原因在于：读写锁要确保写锁的操作对读锁可见，如果允许读锁在已被获取的情况下对写锁的获取，那么正在运行的其他读线程就无法感知到当前线程的操作。因此，只有等待其他读线程都释放了读锁，写锁才能被当前线程获取，而写锁一旦被获取，则其他读写线程的后续访问均被阻塞。
写锁的释放与ReentranLock的释放过程基本类似，每次释放均减少写状态，当写状态为0时表示写锁已被释放，从而等待的读写线程能够继续访问读写锁，同时前次写线程的修改对后续读写线程可见
3.读锁的获取与释放
读锁是一个支持重进入的共享锁，他能够被多个线程同时获取，在没有其他写线程访问（或者写状态为0）时，读锁总会被成功的获取，而所做的也只是（线程安全的）增加读状态。如果当前线程已经获取了读锁，则增加读状态。如果当前线程在获取读锁时，写锁已被其他线程获取，则进入等待状态。获取读锁的实现从java5到java6变的复杂许多，主要原因是新增了一些功能，例如getReadHoldCount()方法，作用是返回当前线程获取读锁的次数。读状态是所有线程获取读锁次数的总和，而每个线程各自获取读锁的次数只能选择保存在ThreadLock中，由线程自身维护，这个获取读锁的实现变的复杂，因此这里将获取读锁的代码做了删减
for (;;) {
int c = getState();
if (exclusiveCount(c) != 0) {
if (getExclusiveOwnerThread() != current)
return -1;
// else we hold the exclusive lock; blocking here
// would cause deadlock.
} else if (readerShouldBlock()) {
// Make sure we're not acquiring read lock reentrantly
if (firstReader == current) {
// assert firstReaderHoldCount > 0;
} else {
if (rh == null) {
rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current)) {
rh = readHolds.get();
if (rh.count == 0)
readHolds.remove();
}
}
if (rh.count == 0)
return -1;
}
}
if (sharedCount(c) == MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
if (compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
if (sharedCount(c) == 0) {
firstReader = current;
firstReaderHoldCount = 1;
} else if (firstReader == current) {
firstReaderHoldCount++;
} else {
if (rh == null)
rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
rh = readHolds.get();
else if (rh.count == 0)
readHolds.set(rh);
rh.count++;
cachedHoldCounter = rh; // cache for release
}
return 1;
}
}
在tryAcquireShared(int unused)方法中，如果其他线程已经获取了写锁，则当前线程获取读锁失败，进入等待状态。如果当前线程获取了写锁或者写锁未被获取，则当前线程（线程安全，依靠CAS保证）增加读状态，成功获取读锁。
读锁的每次释放（线程安全的，可能有多个读线程同时释放读锁）均减少读状态，减少的值为（1<<16）。
4.锁降级
锁降级指的是写锁降级成为读锁。如果当前线程拥有写锁，然后将其释放，最后在获取读锁，这种分段完成的过程不能称之为锁降级。锁降级是指把持住（当前拥有的）写锁，再获取到读锁，随后释放（先前拥有的）写锁过程。
接下来看一个锁降级的示例。因为数据不常变化，所以多个线程可以并发的进行数据处理，当数据变更后，如果当前线程感知到数据的变化，则进行数据的准备工作，同时其他处理线程将被阻塞，直到当前线程完成数据的准备工作。
public void ProcessDate {
readLock.lock();
if(!update){
//必须先释放读锁
readLock.unlock();
//锁降级从写锁获取到开始
writeLock.lock();
try {
if(!update){
update = true;
}
readLock.lock()；
}finally {
writeLock.unlock();
}
//锁降级完成，写锁降级为读锁
}
try{
//使用数据的流程
}finally{
readLock.unlock();
}
}
上述示例中，当数据发生变更后，update变量（布尔类型且volatile 修饰）被设置为false，此时所有访问processDate方法的线程都能感知到变化，但只有一个线程能够获取到写锁，其他线程会被阻塞在读锁和写锁的lcok()方法上。当前线程获取写锁完成数据准备之后，再次获取读锁，随后在释放写锁，完成降级
锁降级中读锁的获取是否必要呢？答案是必要的。主要为了保证数据的可见性，如果当前线程不获取读锁而是直接释放写锁，假设此刻另一个线程（记作线程T）获取了写锁并修改了数据，那么当前线程无法感知线程T的数据更新。如果当前线程获取读锁，即遵循锁降级的步骤，则线程T将会被阻塞，直到当前线程使用数据并释放读锁之后，线程T才能获取写锁进行数据更新。
ReentranReadWriteLock不支持锁升级（把持读锁、获取写锁，最后释放读锁的过程）。目的也是保证数据可见性，如果读锁已被多个线程获取，其中任意线程成功获取了写锁并更新了数据，则其更新对其他货物到读锁的线程是不可见的。
5.LockSupport工具
在Java多线程中，当需要阻塞或者唤醒一个线程时，都会使用LockSupport工具类来完成相应的工作。LockSupport定义了一组公共静态方法，这些方法提供了最基本的线程阻塞和唤醒功能，而LockSupport也因此成为了构建同步组件的基础工具。
LockSupport定义了一组以park开头的方法用来阻塞当前线程，以及unpark(Thread)方法来唤醒一个被阻塞的线程，这些方法描述如下
6.1Condition接口
Condition定义了等待/通知两种类型的方法，当前线程调用这些方法时，需要提前获取到Condition对象关联的锁。Condition对象是由Lock（调用Lock对象的newCondition()方法）创建出来，换句话说，Condition是依赖Lock对象的。
Condition的使用方式比较简单，需要注意在调用方法前获取锁，使用方式
public class ConditionTest {
Lock lock1 = new ReentrantLock();
Condition conditi = lock1.newConditon();
public void conditionWait(){
lock1.lock();
try {
condition.await();
}finally {
lock1.unlock();
}
}
public void conditionSignal(){
lock1.lock();
try {
condition.signal();
}finally {
lock1.unlock();
}
}
}
如示例所示，一般都会将Condition对象作为成员变量。当调用await()方法后，当前线程会释放锁并在此等待，而其他线程调用Condition对象的signal()方法，通知当前线程后，当前线程才从await()方法返回，并且再返回前已经获取了锁。
获取一个Condition必须通过Lock的newCondition()方法，下面通过一个有界队列的示例来深入了解Condition的使用方法。有界队列是一种特殊的队列，当队列为空时，队列的获取操作将会阻塞获取线程获取线程，直到队列出现“空位”
public class BoundedQueue<T> {
private Object[] items;
//添加的下标，删除的下标和数组当前数量
private int addIndex,removeIndex,count;
Lock lock = new ReentrantLock();
Condition notEmpty = lock.newCondition();
Condition notFull = lock.newCondition();
public BoundedQueue(int size){
items = new Object[size];
}
//添加一个元素，如果数组满，则添加线程进入等待状态，直到有"空位"
public void add(T t) throws InterruptedException {
lock.lock();
try {
while (count == items.length){
notFull.await();
items[addIndex] = t;
if(++addIndex == items.length)
addIndex = 0;
++count;
notEmpty.signal();
}
}finally {
lock.unlock();
}
}
//由头部删除一个元素，如果数组空，则删除线程进如等待状态，直到有新添加元素
public T remove() throws InterruptedException {
lock.lock();
try {
while (count == 0)
notEmpty.await();
Object x = items[removeIndex];
if(++removeIndex == items.length)
--count;
notFull.signal();
return (T)x;
}finally {
lock.unlock();
}
}
}
上述示例中，BoundedQueue通过add(T t)方法添加一个元素，通过remove() 方法移出一个元素，以添加方法为例
首先需要获得锁，目的是确保数组修改的可见性和排他性，当数组数量等于数组长度是，表示数组已满，则调用notFull.await(),当前线程随之释放锁并进入等待状态。如果数组数量不等于数组长度，表示数组未满，则添加元素到数组中，同时通知等待在notEmpty上的线程，数组中已经有新元素可以获取。
在添加和删除方法中使用while循环而非if判断，目的是防止过早或意外的通知，只用添加符合才能够退出循环，回想之前提到的等待/通知的经典范式，二者非常相似。
6.2 Condition的实现分析
ConditionObject是同步器AbstractQueuedSynchronizer的内部类，因为Condition操作需要获取相关联的锁，所以作为同步器的内部类也较为合理。每个Condition对象都包含着一个队列（以下称为等待队列），该队列是Condition对象实现等待/通知功能的关键。
下面将分析condition的实现，主要包括：等待队列、等待和通知，下面提到的Condition如果不加说明均指ConditionObject。
1.等待队列
等待队列是一个FIFO的队列，在队列中的每个节点都包含了一个线程引用，改线程就是在Condition对象中等待的线程，如果一个线程调用了Condition.await()方法，那么该线程将会释放锁、构造成节点加入到等待队列中并进入等待状态。事实上，节点的定义服用了同步器中节点的定义，也就是说，同步队列和等待队列中节点类型都是同步器的静态内部类AbstractQueuedSynchronized.Node.
一个Condition包含一个等待队列，Condition拥有首节点（firstWaiter）和尾节点（lastWaiter）。当前线程调用Condition.await()方法，将会以当前线程构造节点，并将节点从尾部加入等待队列，等待对列的基本结构
如图所示，Condition拥有首尾节点的引用，而新增节点只需要将原有的尾节点nextWaiter指向他并更新尾节点即可。上述节点引用更新的过程并没有使用CAS保证，原因在于调用await()方法的线程必定是获取了锁的线程，也就是说该过程是由锁来保证安全的。
在object的监视器模型上，一个对象拥有一个同步对列的等待队列，而并发包中的Lock（更确切的说是同步器）拥有一个同步队列和多个等待队列
如图所示，condition的实现是同步器内部类，因此每个Condition实例都能能够访问同步器提供的方法，相当于每个Condition都拥有所属同步器的引用
2.等待
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相关联锁。
如果从队列（同步对列和等待队列）的角度来看await()方法，当调用await()方法时，相当于同步同步对列的首节点（获取锁的节点）移动到了Condition的等待队列中
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();//在等待队列中创建新的节点
int savedState = fullyRelease(node);//释放同步状态
int interruptMode = 0;
//检测节点是否在同步队列中，如果没有则一直阻塞
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
//检查阻塞过程中是否发生中断，若有中断则退出while循环
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
//尝试获取同步状态
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
调用该方法的线程成功获取了锁的线程，也就是同步对列中的首节点，该方法会将当前线程构造成节点并加入等待队列中，然后释放同步状态，唤醒同步队列中的后继节点，然后当前线程会进入等待状态。
当等待队列中的节点被唤醒，则唤醒的节点的线程开始尝试获取同步状态。如果不是通过其他线程调用Condition.signal()方法唤醒，而是等待线程进行中断，则会抛出InterruptedException
如果从对列的角度去看，当前线程加入Condition的等待队列
如图所示，同步队列的首节点并不会直接加入等待队列，而是同步addConditionWaiter()方法把当前线程构造成一个新的节点并将其加入等待队列中
3.通知
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())//判断当前线程是否是锁的拥有者
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter;//获取第一个等待节点
if (first != null)
doSignal(first);//唤醒首节点
}
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)// 当前首节点出队列
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
//将节点从条件队列传输到同步队列。如果成功返回true。
} while (!transferForSignal(first) &&//
(first = firstWaiter) != null);
}
final boolean transferForSignal(Node node) {
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
// 将当前node加入到同步队列中，等待获取锁
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
//通知前驱节点，在释放状态唤醒。
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}
调用该方法的前置条件是当前线程必须获取了锁，可以看到signal()方法进行了isHeldExclusively()检查，也就是当前线程必须是获取了锁的线程。接着获取等待队列的首节点，将其移动到同步队列并使用LockSuppot唤醒节点中的线程。
通过调用同步器的enq(Node node)方法，等待队列中的头节点线程安全的移动到同步队列。当节点移动到同步队列后，当前线程在使用LockSupport唤醒该节点的线程。
被唤醒后的线程，将从await()方法中的while循环中退出（isOnSyncQueue(Node node)方法返回true，节点已经在同步队列中），进而同步器的acquireQueued()方法加入到获取同步状态的竞争中。
成功获取同步状态（或者说锁）之后，被唤醒的线程将从先前调用的await()方法返回，此时该线程已经成功获取了锁。
Condition的signalAll()方法，相当于对等待队列中的每个节点均执行一次signal()方法，效果就是将等待队列中的所有节点全部移动到同步对列中，并唤醒每个节点的线程。
7.本章小结
本章介绍了java并发包中与锁相关的API和组件，通过示例讲述了这些API 和组件的使用方法以及需要注意的地方，并在此基础上详细的剖析了队列同步器、重入锁、读写锁以及Condition的API和组件的实现细节才能够更加准确的运用他们