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上篇文章 AQS 系列一：源码分析非公平 ReentrantLock 中，我们分析了 ReentrantLock 的非公平实现，本篇会承接上文，继续分析 ReentrantLock 的公平锁实现（以及 Condition 的实现）。
在此之前我们要先弄明白，“不公平”体现在哪里。
为何“不公”
好吧，我也不清楚。
于是我对比了 ReentrantLock 的非公平和公平实现，即 NonfairSync vs FairSync，发现 差别主要体现 在加锁，更确切的说是 获取锁环节。
## 非公平获取锁
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
...
if (c == 0) {if (compareAndSetState(0, acquires)) {setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
...
}
## 公平获取锁
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
...
if (!hasQueuedPredecessors() //### 差别体现在此处
&& compareAndSetState(0, acquires)) {setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
...
}显然，公平锁多执行了!hasQueuedPredecessors()，看看此方法的逻辑。
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
Node h, s;
if ((h = head) != null) { ## h 头结点
if ((s = h.next) == null ... ) { ## s 二号节点
...
}
if (s != null && s.thread != Thread.currentThread()) ## 检查 2 号节点绑定线程，是否当前线程
return true;
}
return false;
}hasQueuedPredecessors 方法只有在 2 号节点不为空，且绑定线程非当前线程的前提下，会返回 true。
返回 ture 意味着!hasQueuedPredecessors() = false，没有资格获取锁（就是没机会执行 compareAndSetState——尝试修改 state）
反过来讲，没有队列（无线程正在执行），或者没有 2 号节点（取消或者临时状态），再或者 2 号节点的绑定线程就是当前线程 时，才 会尝试获取锁。
我们分析下最后这种情况，2 号节点绑定的线程是第 1 个等待的线程（第 1 个获取锁失败的线程），第 1 个等待的线程 在 hasQueuedPredecessors()的运作下，成为了第 1 个有资格尝试获取锁的线程 。而这，就是 公平！
那么没有 hasQueuedPredecessors 方法的非公平锁，到底“不公平”在哪儿呢？
我们回想一下，在加 / 解锁的过程中，nonfairTryAcquire 方法被调用的位置就能得到答案了。
public final void acquire(int arg) {if (!tryAcquire(arg) ### 位置 1，尝试获取
&& acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();}
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean interrupted = false;
...
for (;;) {final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) { ### 位置 2，尝试获取
setHead(node);
p.next = null; // help GC
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node))
interrupted |= parkAndCheckInterrupt();}
...
}在上述代码中，tryAcquire（非公平实现会调用 nonfairTryAcquire）会在位置 1、2 两处触发。试想如下场景：
-
线程 T -3执行完毕，调用了 unlock；随着线程 T -2被唤醒，位置 2 处代码可能会被执行。 - 与此同时，随着新的
线程 T -1的介入，位置 1 处的代码也有可能被执行。
因此 线程 T -2和 T-1 谁能在并发中抢到锁，存在不确定性。
- 如果线程 T - 2 先执行了，T- 1 失败于位置 1 处，后续会阻塞于队列尾部；
- 如果线程 T - 1 先执行了，T- 2 失败于位置 2 处，面临又一轮阻塞，这种情况就不怎么“公平”——新来的线程 T - 1 抢先了！
原理说完了，那具体怎么构建公平的 ReentrantLock 呢？构造函数传参即可：
public ReentrantLock(boolean fair) {sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync(); ## 入参 fair 传入 true，构建公平锁}Condition 解析
使用
ReentrantLock 的加解锁过程已详细分析了一遍，如果你经常使用这个工具，肯定对衍生出另一个大咖 condition 有所了解陌生。
二话不说，先甩出 demo：
static Lock lock = new ReentrantLock();
Condition condition = lock.newCondition();;
public void doSomething(){lock.lock();
System.out.println(String.format("%s 线程，获取到锁了",Thread.currentThread().getName()));
try {System.out.println(String.format("%s 线程，await",Thread.currentThread().getName()));
TimeUnit.SECONDS.sleep(2L); // 模拟耗时业务逻辑执行
condition.await(); //await
System.out.println(String.format("%s 线程，await 被唤醒",Thread.currentThread().getName()));
} catch (InterruptedException e) {e.printStackTrace();
}
System.out.println(String.format("%s 线程，业务执行完毕",Thread.currentThread().getName()));
lock.unlock();}
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {ReentrantLockTest test = new ReentrantLockTest();
int total = 1;
while (total>0){Thread t = new Thread(()->{test.doSomething();
},"T-"+total);
t.start();
TimeUnit.MILLISECONDS.sleep(200L); // 让子线程 T - 1 率先获取到锁
lock.lock();
System.out.println(String.format("%s 线程，获取到锁了",Thread.currentThread().getName()));
test.condition.signal();
System.out.println(String.format("%s 线程，signal",Thread.currentThread().getName()));
lock.unlock();
total--;
}
}结合已掌握的加解锁原理，分析 demo 执行过程：
- 人为控制让子
线程 T -1先获取到锁，200ms 后main 线程也会尝试获取锁，当然main 线程获取不到——由于耗时达 2s 的业务逻辑疯狂执行中。（sleep 处，此时 main 线程应该构建了同步队列，main 线程作为 2 号节点的绑定线程被无情阻塞，下图）
- 2s 后，
线程 T -1搞定了难缠的业务逻辑，却又遭遇condition.await()的伏击 - 此时，
线程 main发现自己神奇的不被阻塞了，又神奇的获取到了锁。于是投桃报李，condition.signal()接unlock二连招唤醒了线程 T -1 -
线程 T -1觉醒于await处，执行完剩余逻辑
demo 的执行结果，能初步证明上述分析：
T- 1 线程，获取到锁了
T- 1 线程，await
main 线程，获取到锁了
main 线程，signal
T- 1 线程，await 被唤醒
T- 1 线程，业务执行完毕原理
构造器
从构造函数出发：
public Condition newCondition() {return sync.newCondition();
}
## Sync 类创建 ConditionObject
final ConditionObject newCondition() {return new ConditionObject();
}ConditionObject 是 AQS 中的另一内部类，看看它的属性：
## ConditionObject 类
private transient Node firstWaiter;
private transient Node lastWaiter;感觉上和 AQS 的设定上有些像？
## AQS 类
private transient volatile Node head;
private transient volatile Node tail;先大胆猜测一下，condition 中很可能会再次构建同步队列。
await()
接下来就是验证我们的猜测的过程：
public final void await() throws InterruptedException {if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter(); ## 创建等待队列，node 是尾节点。详情参看[addConditionWaiter 详情]
int savedState = fullyRelease(node); ## 重置 state，返回重置前的 state 值。详情参看[fullyRelease 详情]
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) { ## 是否在 AQS 同步队列中
LockSupport.park(this); ## 不在 AQS 同步队列的节点，阻塞当前线程
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}- addConditionWaiter 详情
private Node addConditionWaiter() {if (!isHeldExclusively()) ## 当前线程是否 owner 线程，如果不是，抛异常——这儿决定了 await 必须用在 lock()方法之后
throw new IllegalMonitorStateException();
Node t = lastWaiter;
// If lastWaiter is cancelled, clean out.
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;
}
Node node = new Node(Node.CONDITION); ## 创建新节点，原子形赋值 waitStatus=CONDITION=-2，并绑定当前线程到 node 节点
## node 会作为尾节点，置于队列最后
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}- fullyRelease 详情
final int fullyRelease(Node node) {
try {int savedState = getState(); ## 获取当前 state
if (release(savedState))
return savedState;
throw new IllegalMonitorStateException();} catch (Throwable t) {
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
throw t;
}
}
public final boolean release(int arg) {if (tryRelease(arg)) { ## 尝试“清 0”state
Node h = head; ## 此处 head 不为空，unpark 线程 main，return true
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
protected final boolean tryRelease(int releases) {int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread()) ## 当前线程验证，如果当前线程!=owner，抛异常
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) { ## 如果 state 清 0，同事清空 owner 线程，return true
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}有了之前分析 ReentrantLock 的经验，与之非常相像的 condition 代码应该不难拿下。
这里画出 await 方法中 fullyRelease(node)执行前后的节点和关键属性的变化：
图右侧（await 方法执行到了 LockSupport.park(this)时），线程 T -1已经阻塞，线程 main则解除阻塞状态。
通过上图很容易看出，我们之前的猜测是正确的：await方法又构建了一个同步队列，不过这次的头、尾指针在 ConditionObject 类中。
signal()
再来看看 signal 方法作了什么：
public final void signal() {if (!isHeldExclusively()) ## 和 await()方法中的一样，先验证 owner 线程
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter;
if (first != null)
doSignal(first);
}
private void doSignal(Node first) {
do {if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) ## condition 头结点传递
&& (first = firstWaiter) != null);
}
final boolean transferForSignal(Node node) {if (!node.compareAndSetWaitStatus(Node.CONDITION, 0))
return false;
Node p = enq(node); ## 将 ConditionObject 头结点移动到 AQS 队列尾部。详情参看[enq 详情]
int ws = p.waitStatus;
if (ws > 0 || !p.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL)) ## 取消或修改 waitStatus 失败才作 unpark 操作，此处 unpark 不会触发
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}- enq 详情
private Node enq(Node node) {for (;;) {
Node oldTail = tail;
if (oldTail != null) {node.setPrevRelaxed(oldTail); ## 入参 node，成为了 AQS 队列新的尾节点
if (compareAndSetTail(oldTail, node)) {
oldTail.next = node;
return oldTail;
}
} else {initializeSyncQueue(); ## 初始化 AQS 队列
}
}
}signal 中最神奇的莫过于 enq(node)方法，它完成了节点的转移，condition 队列头结点 -> AQS 队列尾节点。
通过下图观察整个 signal 方法产生的各对象结构和属性变化：
观察可知，signal 执行后节点转移已经完成，线程 T - 1 依然阻塞，此时 ConditionObject 已经完成了它的历史使命。
线程 T - 1 什么时候解除阻塞呢？其实这部分上篇文章已经分析过了，就是我们的老朋友 unlock()。
区别在于线程 T - 1 被唤醒后，执行的是 await 后续的逻辑：
public final void await() throws InterruptedException {if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) { ## 2. 下次循环，node 已经在 AQS 队列中，返回 true，跳出循环
LockSupport.park(this); ## 1. 线程 T - 1 觉醒于此
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
if (acquireQueued(node, savedState) ## 3. 再度获取到锁
&& interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}后记
至此，我们已经了解了 ReentrantLock 的主逻辑的源码实现（公平、非公平、condition），本系列的下篇文章将进入下一副本——CountDownLatch，敬请期待！