16图，一个state竟然搞出了这么多并发锁
上篇文章扔掉源码，15张图带你彻底理解java AQS通过15张图讲解了AQS管程模型中入口等待队列原理。AQS使用FIFO队列实现了一个锁相关的并发器模板，可以基于这个模板来实现各种锁。JDK建议并发锁工具类使用内部类实现AQS的同步属性。
今天我们就来聊一聊基于AQS实现的各种锁。
1 ReentrantLock
我们先来看一下UML类图：
从图中可以看到，ReentrantLock使用抽象内部类Sync来实现了AQS的方法，然后基于Sync这个同步器实现了公平锁和非公平锁。主要实现了下面3个方法：
tryAcquire(int arg)：获取独占锁 tryRelease(int arg)：释放独占锁 isHeldExclusively：当前线程是否占有独占锁
ReentrantLock默认实现的是非公平锁，可以在构造函数指定。
从实现的方法可以看到，ReentrantLock中获取的锁是独占锁，我们再来看一下获取和释放独占锁的代码：
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
独占锁的特点是调用上面acquire方法，传入的参数是1。
1.1 获取公平锁
获取锁首先判断同步状态(state)的值。
1.1.1 state等于0
这说明没有线程占用锁，当前线程如果符合下面两个条件，就可以获取到锁：
没有前任节点，如下图：
CAS的方式更新state值(把0更新成1)成功。
如果获取独占锁成功，会更新AQS中exclusiveOwnerThread为当前线程，这个很容易理解。
1.1.2 state不等于0
这说明已经有线程占有锁，判断占有锁的线程是不是当前线程，如下图：
state += 1值如果小于0，会抛出异常。
如果获取锁失败，则进入AQS队列等待唤醒。
1.2 获取非公平锁
跟公平锁相比，非公平锁的唯一不同是如果判断到state等于0，不用判断有没有前任节点，只要CAS设置state值(把0更新成1)成功，就获取到了锁。
1.3 释放锁
公平锁和非公平锁，释放逻辑完全一样，都是在内部类Sync中实现的。释放锁需要注意两点，如下图：
为什么state会大于1，因为是可以重入的，占有锁的线程可以多次获取锁。
1.4 总结
公平锁的特点是每个线程都要进行排队，不用担心线程永远获取不到锁，但有个缺点是每个线程入队后都需要阻塞和被唤醒，这一定程度上影响了效率。非公平锁的特点是每个线程入队前都会先尝试获取锁，如果获取成功就不会入队了，这比公平锁效率高。但也有一个缺点，队列中的线程有可能等待很长时间，高并发下甚至可能永远获取不到锁。
2 ReentrantReadWriteLock
我们先来看一下UML类图：
从图中可以看到，ReentrantReadWriteLock使用抽象内部类Sync来实现了AQS的方法，然后基于Sync这个同步器实现了公平锁和非公平锁。主要实现了下面3个方法：
tryAcquire(int arg)：获取独占锁 tryRelease(int arg)：释放独占锁 tryAcquireShared(int arg)：获取共享锁 tryReleaseShared(int arg)：释放共享锁 isHeldExclusively：当前线程是否占有独占锁
可见ReentrantReadWriteLock里面同时用到了共享锁和独占锁。
下图是定义的几个常用变量：
下面这2个方法用户获取共享锁和独占锁的数量：
static int sharedCount(int c) { return c >>> SHARED_SHIFT; }
static int exclusiveCount(int c) { return c & EXCLUSIVE_MASK; }
从sharedCount可以看到，共享锁的数量要右移16位获取，也就是说共享锁占了高16位。从上图EXCLUSIVE_MASK的定义看到，跟EXCLUSIVE_MASK进行与运算，得到的是低16位的值，所以独占锁占了低16位。如下图：
这样上面获取锁数量的方法就很好理解了。参考1[1]
2.1 读锁
读锁的实现对应内部类ReadLock。
2.1.1 获取读锁
获取读锁实际上是ReadLock调用了AQS的下面方法,传入参数是1：
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}
ReentrantReadWriteLock内部类Sync实现了tryAcquireShared方法，主要包括如下三种情况：
使用exclusiveCount方法查看state中是否有独占锁，如果有并且独占线程不是当前线程，返回-1，获取失败。 使用sharedCount查看state中共享锁数量，如果读锁数量小于最大值(MAX_COUNT=65535)，则再满足下面3个条件就可以获取成功并返回1：
当前线程不需要阻塞(readerShouldBlock)。在公平锁中，需要判断是否有前置节点，如下图就需要阻塞:
在非公平锁中，则是判断第一个节点是不是有独占锁，如下图就需要阻塞:
使用CAS把state的值加SHARED_UNIT(65536)。
这里是不是就更理解读锁占高位的说法了，获取一个读锁，state的值就要加SHARED_UNIT这么多个。
给当前线程的holdCount加1。
如果2失败，自旋，重复上面的步骤直到获取到锁。
tryAcquireShared(获取共享锁)会返回一个整数，如下：
返回负数：获取锁失败。 返回0：获取锁成功但是之后再由线程来获取共享锁时就会失败。 返回正数:获取锁成功而且之后再有线程来获取共享锁时也可能会成功。
2.1.2 释放读锁
ReentrantReadWriteLock释放读锁是在ReadLock中调用了AQS下面方法，传入的参数是1：
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}
ReentrantReadWriteLock内部类Sync实现了releaseShared方法，具体逻辑分为下面两步：
当前线程holdCounter值减1。 CAS的方式将state的值减去SHARED_UNIT。
2.2 写锁
写锁的实现对应内部类WriteLock。
2.2.1 获取写锁
ReentrantReadWriteLock获取写锁其实是在WriteLock中调用了AQS的下面方法，传入参数1：
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
在ReentrantReadWriteLock内部类Sync实现了tryAcquire方法，首先获取state值和独占锁数量(exclusiveCount),之后分如下两种情况，如下图：
state不等于0:
独占锁数量等于0，这时说明有线程占用了共享锁，如果当前线程不是独占线程，获取锁失败。 独占锁数量不等于0，独占锁数量加1后大于MAX_COUNT，获取锁失败。 上面2种情况不符合，获取锁成功，state值加1。
state等于0，判断当前线程是否需要阻塞(writerShouldBlock)。
在公平锁中，跟readerShouldBlock的逻辑完全一样，就是判断队列中head节点的后继节点是不是当前线程。在非公平锁中，直接返回false，即可以直接尝试获取锁。
如果当前线程不需要阻塞，并且给state赋值成功，使用CAS方式把state值加1，把独占线程置为当前线程。
2.2.2 释放写锁
ReentrantReadWriteLock释放写锁其实是在WriteLock中调用了AQS的下面方法，传入参数1：
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
ReentrantReadWriteLock在Sync中实现了tryRelease(arg)方法，逻辑如下：
判断当前线程是不是独占线程，如果不是，抛出异常。 state值减1后，用新state值判断独占锁数量是否等于0
如果等于0，则把独占线程置为空，返回true，这样上面的代码就可以唤醒队列中的后置节点了 如果不等于0，返回false，不唤醒后继节点。
3 CountDownLatch
我们先来看一下UML类图：
从上面的图中看出，CountDownLatch的内部类Sync实现了获取共享锁和释放共享锁的逻辑。
使用CountDownLatch时，构造函数会传入一个int类型的参数count，表示调动count次的countDown后主线程才可以被唤醒。
public CountDownLatch(int count) {
if (count < 0) throw new IllegalArgumentException("count < 0");
this.sync = new Sync(count);
}
上面的Sync(count)就是将AQS中的state赋值为count。
3.1 await
CountDownLatch的await方法调用了AQS中的acquireSharedInterruptibly(int arg)，传入参数1，不过这个参数并没有用。代码如下：
public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireSharedInterruptibly(arg);
}
Sync中实现了tryAcquireShared方法，await逻辑如下图：
上面的自旋过程就是等待state的值不断减小，只有state值成为0的时候，主线程才会跳出自旋执行之后的逻辑。
3.2 countDown
CountDownLatch的countDown方法调用了AQS的releaseShared(int arg)，传入参数1，不过这个参数并没有用。内部类Sync实现了tryReleaseShared方法，逻辑如下图：
3.3 总结
CountDownLatch的构造函数入参值会赋值给state变量，入队操作是主线程入队，每个子线程调用了countDown后state值减1，当state值成为0后唤醒主线程。
4 Semaphore
Semaphore是一个信号量，用来保护共享资源。如果线程要访问共享资源，首先从Semaphore获取锁(信号量)，如果信号量的计数器等于0，则当前线程进入AQS队列阻塞等待。否则，线程获取锁成功，信号量减1。使用完共享资源后，释放锁(信号量加1)。
Semaphore跟管程模型不一样的是，允许多个(构造函数的permits)线程进入管程内部，因此也常用它来做限流。
UML类图如下：
Semaphore的构造函数会传入一个int类型参数，用来初始化state的值。
4.1 acquire
获取锁的操作调用了AQS中的acquireSharedInterruptibly方法，传入参数1，代码见CountDownLatch中await小节。Semaphore在公平锁和非公平锁中分别实现了tryAcquireShared方法。
4.1.1 公平锁
Semaphore默认使用非公平锁，如果使用公平锁，需要在构造函数指定。获取公平锁逻辑比较简单，如下图：
4.1.2 非公平锁
acquire在非公平的锁唯一的区别就是不会判断AQS队列是否有前置节点(hasQueuedPredecessors)，而是直接尝试获取锁。
除了acquire方法外，还有其他几个获取锁的方法，原理类似，只是调用了AQS中的不同方法。
4.2 release
释放锁的操作调用了AQS中的releaseShared(int arg)方法，传入参数1，在内部类Sync中实现了tryReleaseShared方法，逻辑很简单：使用CAS的方式将state的值加1，之后唤醒队列中的后继节点。
5 ThreadPoolExecutor
ThreadPoolExecutor中也用到了AQS，看下面的UML类图：
Worker主要在ThreadPoolExecutor中断线程的时候使用。Worker自己实现了独占锁，在中断线程时首先进行加锁，中断操作后释放锁。按照官方说法，这里不直接使用ReentrantLock的原因是防止调用控制线程池的方法(类似setCorePoolSize)时能够重新获取到锁，
5.1 tryAcquire
使用CAS的方式把AQS中state从0改为1，把当前线程置为独占线程。
5.2 tryRelease
把独占线程置为空，把AQS中state改为0。
Worker初始化的时候会把state置为-1，这样是不能获取锁成功的。只有调用了runWorker方法，才会通过释放锁操作把state更为0。这样保证了只中断运行中的线程，而不会中断等待中的线程。
6 总结
AQS基于双向队列实现了入口等待队列，基于state变量实现了各种并发锁，上篇文章讲了入口等待队列，而这篇文章主要讲了基于AQS的并发锁原理。
在管程模型中，还有一块儿没有介绍，就是条件等待队列，请看下篇。 ·············· END ··············
感谢阅读，如果对你有帮助，请点个再看。欢迎大家加我微信，围观朋友圈，做点赞之交，一起进步。想要进技术交流群的朋友，加我微信回复进群。
参考资料
参考1: https://blog.csdn.net/fxkcsdn/article/details/82217760