请先看——————>AQS的简单说明

        ReentrantLock底层是基于AQS实现的，在并发编程中可以实现公平锁和非公平锁来对同步资源进行控制，默认是非公平锁，并且是可重入锁。  

1.ReentrantLock的体系关联结构

2.构造方法

 可以发现ReentrantLock的非公平锁和公平锁实际是NonfairSync()和FairSync()这两个类来实现的。

3.非公平锁和公平锁的实际区别

因为sync中的lock()方法是抽象方法，所以NonfairSync和FairSync类里面会重写lock()方法。  

 

        发现在调用lock方法的唯一区别就是，非公平锁会先尝试CAS去修改状态来抢占锁，如果修改成功，则抢占锁成功并返回，如果没有修改成功，则调用acquire(1)方法。而公平锁直接是调用acquire(1)方法。  

4.非公平锁的实现

4.1tryAcquire()方法

进入到acquire方法后，先调用tryAcquire(1)方法............  

         发现此方法内还是要进行尝试抢占锁，如果此时正好state状态为0了，那么CAS进行尝试修改状态，如果成功直接返回。还会判断正在占用锁的线程和当前线程是不是同一个，如果是，则证明是要重入锁，也返回true，如果这两个都没有成功，则返回false。

4.2公平锁和非公平锁在tryAcquire方法中的区别

        公平锁的tryAcquire()方法中，就算此刻状态变为0了，不会直接CAS，而是会先判断FIFO队列中是否有等待的线程，如果有，那么就不进行CAS操作了，因为要保证公平！  

4.3addwaiter()方法

需要注意的是，在双向链表中，第一个结点为虚结点(也叫做哨兵结点)，只是占位用的，所以真正有用的数据结点是从第二个结点开始的。

进入到addwaiter()方法，当双向链表中尾指针为null时，需要进行初始化，创建虚结点并将封装线程的Node结点入队。当尾指针不为null时，将封装线程的Node结点入队，并将尾指针指向Node结点。

执行完毕后返回加入的Node结点。

4.4acquireQueued()方法

 

        我们将Node入队之后，执行acquireQueued方法，先拿到Node的前驱结点，判断是否为虚拟头结点，如果是，那么直接尝试tryAcquire()去获取锁，如果获取到了，将虚拟头结点指向Node，原来的虚拟头结点指向null，等待GC回收即可，但是如果Node的前驱结点不是虚拟头结点或没获取到锁，那么修改其前驱结点的状态直到为SIGNAL，前驱结点的状态修改完后，然后利用LockSuppor.park()将当前Node进行阻塞。

        那现在我们的好奇心飙升了，加入的Node将它的前驱结点状态修改了，然后自己又阻塞了，那么Node什么时候唤醒unPark呢？一个线程占用锁后，调用了unlock()方法解锁，那么unlock()方法有什么猫腻呢？

4.5unlock()方法

 

4.6unlock后发生的一些事情

        一个线程释放锁后，会唤醒虚拟头结点后的第一个结点，唤醒之后，还在acquireQueued()方法中，然后进行for循环，因为此时锁此时已经释放了，此时唤醒的Node的前驱就是虚拟头结点，调用tryAcquire()方法去获取锁，获取到后将虚拟头结点指向Node，原来的虚拟头结点指向null，等待GC回收即可。队列中一直后面的线程Node就还处于阻塞的状态。