摘要：我們知道，這個函數將返回當前正在執行的線程的中斷狀態，并清除它。注意，中斷對線程來說只是一個建議，一個線程被中斷只是其中斷狀態被設為線程可以選擇忽略這個中斷，中斷一個線程并不會影響線程的執行。

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上一篇文章 我們逐行分析了獨占鎖的獲取操作, 本篇文章我們來看看獨占鎖的釋放。如果前面的鎖的獲取流程你已經趟過一遍了, 那鎖的釋放部分就很簡單了, 這篇文章我們直接開始看源碼.

開始之前先提一句, JAVA的內置鎖在退出臨界區之后是會自動釋放鎖的, 但是ReentrantLock這樣的顯式鎖是需要自己顯式的釋放的, 所以在加鎖之后一定不要忘記在finally塊中進行顯式的鎖釋放:

Lock lock = new ReentrantLock();
...
lock.lock();
try {
    // 更新對象
    //捕獲異常
} finally {
    lock.unlock();
}

一定要記得在 finally 塊中釋放鎖! ! !
一定要記得在 finally 塊中釋放鎖! ! !
一定要記得在 finally 塊中釋放鎖! ! !

由于鎖的釋放操作對于公平鎖和非公平鎖都是一樣的, 所以, unlock的邏輯并沒有放在 FairSync 或 NonfairSync 里面, 而是直接定義在 ReentrantLock類中:

public void unlock() {
    sync.release(1);
}

由于釋放鎖的邏輯很簡單, 這里就不畫流程圖了, 我們直接看源碼:

release方法定義在AQS類中，描述了釋放鎖的流程

public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

可以看出, 相比獲取鎖的acquire方法, 釋放鎖的過程要簡單很多, 它只涉及到兩個子函數的調用:

tryRelease(arg)

該方法由繼承AQS的子類實現, 為釋放鎖的具體邏輯

unparkSuccessor(h)

喚醒后繼線程

下面我們分別分析這兩個子函數

tryRelease方法由ReentrantLock的靜態類Sync實現:

多嘴提醒一下, 能執行到釋放鎖的線程, 一定是已經獲取了鎖的線程(這不廢話嘛!)

另外, 相比獲取鎖的操作, 這里并沒有使用任何CAS操作, 也是因為當前線程已經持有了鎖, 所以可以直接安全的操作, 不會產生競爭.

protected final boolean tryRelease(int releases) {
    
    // 首先將當前持有鎖的線程個數減1(回溯到調用源頭sync.release(1)可知, releases的值為1)
    // 這里的操作主要是針對可重入鎖的情況下, c可能大于1
    int c = getState() - releases; 
    
    // 釋放鎖的線程當前必須是持有鎖的線程
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
        throw new IllegalMonitorStateException();
    
    // 如果c為0了, 說明鎖已經完全釋放了
    boolean free = false;
    if (c == 0) {
        free = true;
        setExclusiveOwnerThread(null);
    }
    setState(c);
    return free;
}

是不是很簡單? 代碼都是自解釋的, LZ就不多嘴了.

public final boolean release(int arg) {
    if (tryRelease(arg)) {
        Node h = head;
        if (h != null && h.waitStatus != 0)
            unparkSuccessor(h);
        return true;
    }
    return false;
}

鎖成功釋放之后, 接下來就是喚醒后繼節點了, 這個方法同樣定義在AQS中.

值得注意的是, 在成功釋放鎖之后(tryRelease 返回 true之后), 喚醒后繼節點只是一個 "附加操作", 無論該操作結果怎樣, 最后 release操作都會返回 true.

事實上, unparkSuccessor 函數也不會返回任何值

接下來我們就看看unparkSuccessor的源碼：

private void unparkSuccessor(Node node) {
    int ws = node.waitStatus;
    
    // 如果head節點的ws比0小, 則直接將它設為0
    if (ws < 0)
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);

    // 通常情況下, 要喚醒的節點就是自己的后繼節點
    // 如果后繼節點存在且也在等待鎖, 那就直接喚醒它
    // 但是有可能存在 后繼節點取消等待鎖 的情況
    // 此時從尾節點開始向前找起, 直到找到距離head節點最近的ws<=0的節點
    Node s = node.next;
    if (s == null || s.waitStatus > 0) {
        s = null;
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
            if (t.waitStatus <= 0)
                s = t; // 注意! 這里找到了之并有return, 而是繼續向前找
    }
    // 如果找到了還在等待鎖的節點,則喚醒它
    if (s != null)
        LockSupport.unpark(s.thread);
}

在上一篇文章分析 shouldParkAfterFailedAcquire 方法的時候, 我們重點提到了當前節點的前驅節點的 waitStatus 屬性, 該屬性決定了我們是否要掛起當前線程, 并且我們知道, 如果一個線程被掛起了, 它的前驅節點的 waitStatus值必然是Node.SIGNAL.

在喚醒后繼節點的操作中, 我們也需要依賴于節點的waitStatus值.

下面我們仔細分析 unparkSuccessor函數:

首先, 傳入該函數的參數node就是頭節點head, 并且條件是

h != null && h.waitStatus != 0

h!=null 我們容易理解, h.waitStatus != 0是個什么意思呢?

我不妨逆向來思考一下, waitStatus在什么條件下等于0? 從上一篇文章到現在, 我們發現之前給 waitStatus賦值過的地方只有一處, 那就是shouldParkAfterFailedAcquire 函數中將前驅節點的 waitStatus設為Node.SIGNAL, 除此之外, 就沒有了.

然而, 真的沒有了嗎???

其實還有一處, 那就是新建一個節點的時候, 在addWaiter 函數中, 當我們將一個新的節點添加進隊列或者初始化空隊列的時候, 都會新建節點 而新建的節點的waitStatus在沒有賦值的情況下都會初始化為0.

所以當一個head節點的waitStatus為0說明什么呢, 說明這個head節點后面沒有在掛起等待中的后繼節點了(如果有的話, head的ws就會被后繼節點設為Node.SIGNAL了), 自然也就不要執行 unparkSuccessor 操作了.

另外一個有趣的問題是, 為什么要從尾節點開始逆向查找, 而不是直接從head節點往后正向查找, 這樣只要正向找到第一個, 不就可以停止查找了嗎?

首先我們要看到，從后往前找是基于一定條件的：

if (s == null || s.waitStatus > 0)

即后繼節點不存在，或者后繼節點取消了排隊，這一條件大多數條件下是不滿足的。因為雖然后繼節點取消排隊很正常，但是通過上一篇我們介紹的shouldParkAfterFailedAcquire方法可知，節點在掛起前，都會給自己找一個waitStatus狀態為SIGNAL的前驅節點，而跳過那些已經cancel掉的節點。

所以，這個從后往前找的目的其實是為了照顧剛剛加入到隊列中的節點，這就牽涉到我們上一篇特別介紹的“尾分叉”了：

private Node addWaiter(Node mode) {
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); //將當前線程包裝成Node
    Node pred = tail;
    // 如果隊列不為空, 則用CAS方式將當前節點設為尾節點
    if (pred != null) {
        node.prev = pred; //step 1, 設置前驅節點
        if (compareAndSetTail(pred, node)) { // step2, 將當前節點設置成新的尾節點
            pred.next = node; // step 3, 將前驅節點的next屬性指向自己
            return node;
        }
    }
    enq(node); 
    return node;
}

如果你仔細看上面這段代碼, 可以發現節點入隊不是一個原子操作, 雖然用了compareAndSetTail操作保證了當前節點被設置成尾節點，但是只能保證，此時step1和step2是執行完成的，有可能在step3還沒有來的及執行到的時候，我們的unparkSuccessor方法就開始執行了，此時pred.next的值還沒有被設置成node，所以從前往后遍歷的話是遍歷不到尾節點的，但是因為尾節點此時已經設置完成，node.prev = pred操作也被執行過了，也就是說，如果從后往前遍歷的話，新加的尾節點就可以遍歷到了，并且可以通過它一直往前找。

所以總結來說，之所以從后往前遍歷是因為，我們是處于多線程并發的條件下的，如果一個節點的next屬性為null, 并不能保證它就是尾節點（可能是因為新加的尾節點還沒來得及執行pred.next = node）, 但是一個節點如果能入隊, 則它的prev屬性一定是有值的,所以反向查找一定是最精確的。

最后, 在調用了 LockSupport.unpark(s.thread) 也就是喚醒了線程之后, 會發生什么呢?

當然是回到最初的原點啦, 從哪里跌倒(被掛起)就從哪里站起來(喚醒)唄:

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    LockSupport.park(this); // 喏, 就是在這里被掛起了, 喚醒之后就能繼續往下執行了
    return Thread.interrupted();
}

那接下來做什么呢?

還記得我們上一篇在講“鎖的獲取”的時候留的問題嗎？ 如果線程從這里喚醒了，它將接著往下執行。

注意，這里有兩個線程：
一個是我們這篇講的線程，它正在釋放鎖，并調用了LockSupport.unpark(s.thread) 喚醒了另外一個線程;
而這個另外一個線程，就是我們上一節講的因為搶鎖失敗而被阻塞在LockSupport.park(this)處的線程。

我們再倒回上一篇結束的地方，看看這個被阻塞的線程被喚醒后，會發生什么。從上面的代碼可以看出，他將調用 Thread.interrupted()并返回。

我們知道，Thread.interrupted()這個函數將返回當前正在執行的線程的中斷狀態，并清除它。接著，我們再返回到parkAndCheckInterrupt被調用的地方:

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;
            }
            // 我們在這里！在這里！！在這里！！！
            // 我們在這里！在這里！！在這里！！！
            // 我們在這里！在這里！！在這里！！！
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
                interrupted = true;
        }
    } finally {
        if (failed)
            cancelAcquire(node);
    }
}

具體來說，就是這個if語句

if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
    interrupted = true;

可見，如果Thread.interrupted()返回true，則 parkAndCheckInterrupt()就返回true, if條件成立，interrupted狀態將設為true;
如果Thread.interrupted()返回false, 則 interrupted 仍為false。

再接下來我們又回到了for (;;) 死循環的開頭，進行新一輪的搶鎖。

假設這次我們搶到了，我們將從 return interrupted處返回，返回到哪里呢？ 當然是acquireQueued的調用處啦:

public final void acquire(int arg) {
    if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
        selfInterrupt();
}

我們看到，如果acquireQueued的返回值為true, 我們將執行 selfInterrupt():

static void selfInterrupt() {
    Thread.currentThread().interrupt();
}

而它的作用，就是中斷當前線程。

繞了這么一大圈，到最后還是中斷了當前線程，到底是在干嘛呢？

其實這一切的原因都在于:

我們并不知道線程被喚醒的原因。

具體來說，當我們從LockSupport.park(this)處被喚醒，我們并不知道是因為什么原因被喚醒，可能是因為別的線程釋放了鎖，調用了 LockSupport.unpark(s.thread)，也有可能是因為當前線程在等待中被中斷了，因此我們通過Thread.interrupted()方法檢查了當前線程的中斷標志，并將它記錄下來，在我們最后返回acquire方法后，如果發現當前線程曾經被中斷過，那我們就把當前線程再中斷一次。

為什么要這么做呢？

從上面的代碼中我們知道，即使線程在等待資源的過程中被中斷喚醒，它還是會不依不饒的再搶鎖，直到它搶到鎖為止。也就是說，它是不響應這個中斷的，僅僅是記錄下自己被人中斷過。

最后，當它搶到鎖返回了，如果它發現自己曾經被中斷過，它就再中斷自己一次，將這個中斷補上。

注意，中斷對線程來說只是一個建議，一個線程被中斷只是其中斷狀態被設為true, 線程可以選擇忽略這個中斷，中斷一個線程并不會影響線程的執行。

線程中斷是一個很重要的概念，這個我們以后有機會再細講。(已成文，參見Thread類源碼解讀(3)——線程中斷interrupt)

最后再小小的插一句，事實上在我們從return interrupted;處返回時并不是直接返回的，因為還有一個finally代碼塊：

finally {
    if (failed)
        cancelAcquire(node);
}

它做了一些善后工作，但是條件是failed為true，而從前面的分析中我們知道，要從for(;;)中跳出來，只有一種可能，那就是當前線程已經拿到了鎖，因為整個爭鎖過程我們都是不響應中斷的，所以不可能有異常拋出，既然是拿到了鎖，failed就一定是true，所以這個finally塊在這里實際上并沒有什么用，它是為響應中斷式的搶鎖所服務的，這一點我們以后有機會再講。

(完)

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