ReentrantLock流程浅析
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2023-07-10
16:24:00
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ReentrantLock
Lock
impl
static Sync
static final FairSync
static final NoFairSync
extend
AQS
extend
state
CLH
装填元素
装填机制
哨兵Node
（空节点）
线程Node
封装的线程
节点等待的
状态
前驱节点
后继节点
工作机制
构造方法是
否带参数
是
否
是否为true
是
公平锁
非公平锁
否
抢锁
抢锁成功
是
AOS
extend
记录锁的持
有者线程
注册锁的持
有者
否
首先判断等待队列中是否有等待
的节点
入队列有
否
尝试获取锁
成功
注册持有锁
线程的持有
者
失败
尾结点是否
为空
是 初始化队列
否
加入队列尾
部
判断前驱节
点是否为头
节点
否
是
再次尝试获取
锁
1设置前驱节点的等待状态为-1
2 用LoxkSport 阻塞线程
失败
成功
注册锁的持有
者线程
0:锁空闲
1锁被持有
state：
head
tail
ws:0
thread:null
ws:0
thread:B
ws:0
thread:
C
ws:0
thread:
D
1 首先线程A过来，发现锁的状态为0，即锁是空闲的，则A把锁的状态由0改为1，并在持有锁线程登记处把自己的名字登记
上，此刻A便持有锁；
2在A持有锁的同时，线程B过来，发现锁的状态为1，B则需要进入到等待队列中等待；在进入队列时首先要判断队列是否存
在，即获取尾节点，如果尾节点为空，则需要对队列进行初始化，即虚拟一个空节点，队列的头和尾都指向该节点，这个节点
作为占位节点，也称为哨兵节点，主要是明确头部，队列初始化完成之后，封装线程B的节点会从尾部加入到队列，即尾节点
会 指向B,哨兵节点会作为B的前驱节点，B会作为哨兵节点的下一个节点，同时B会把前驱节点，即哨兵节点的等待状态由默认
的0改为1；
3在A仍然持有锁的同时，线程C过来，发现锁的状态为1，则需要进入等待队列中等待，会重复上面B入队的操作，即把尾节点
指向C，然后把C的前驱节点指向B，把B的后继节点指向C,然后吧B的等待状态设置为-1
4:进入到等待队列后，通过LockSupport阻塞线程，至此线程稳稳当当的停留在等待队列中
5出队：当线程A操作完释放锁，就会把持有锁的线程设置为null,同时把锁的状态设置为0，如果这一步成功，就获取头节点，
如果头节点不为空，就找到头节点下一个等待状态为-1的节点进行唤醒；被唤醒的线程开始抢锁，抢锁成功在持有锁，失败则
依然要进入队列等待；
持有锁线程登记处：
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