干貨滿滿（汽車里的aqs是什么意思）車子aqs是什么意思，
前言
談到并發，我們不得不說AQS(AbstractQueuedSynchronizer)，所謂的AQS即是抽象的隊列式的同步器，內部定義了很多鎖相關的方法，我們熟知的ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、CountDownLatch、Semaphore等都是基于AQS來實現的。
我們先看下AQS相關的UML圖：
思維導圖：
AQS 實現原理
AQS中 維護了一個volatile int state（代表共享資源）和一個FIFO線程等待隊列（多線程爭用資源被阻塞時會進入此隊列）。
這里volatile能夠保證多線程下的可見性，當state=1則代表當前對象鎖已經被占有，其他線程來加鎖時則會失敗，加鎖失敗的線程會被放入一個FIFO的等待隊列中，比列會被UNSAFE.park()操作掛起，等待其他獲取鎖的線程釋放鎖才能夠被喚醒。
另外state的操作都是通過CAS來保證其并發修改的安全性。
具體原理我們可以用一張圖來簡單概括：
AQS 中提供了很多關于鎖的實現方法，
getState()：獲取鎖的標志 state 值
setState()：設置鎖的標志 state 值tryAcquire(int)：獨占方式獲取鎖。嘗試獲取資源，成功則返回 true，失敗則返回 false。
tryRelease(int)：獨占方式釋放鎖。嘗試釋放資源，成功則返回 true，失敗則返回 false。
這里還有一些方法并沒有列出來，接下來我們以ReentrantLock作為突破點通過源碼和畫圖的形式一步步了解AQS內部實現原理。
目錄結構
文章準備模擬多線程競爭鎖、釋放鎖的場景來進行分析AQS源碼：
三個線程(線程一、線程二、線程三)同時來加鎖/釋放鎖
目錄如下：
線程一加鎖成功時AQS內部實現
線程二/三加鎖失敗時AQS中等待隊列的數據模型線程一釋放鎖及線程二獲取鎖實現原理
通過線程場景來講解公平鎖具體實現原理通過線程場景來講解 Condition 中 await()和signal()實現原理
這里會通過畫圖來分析每個線程加鎖、釋放鎖后AQS內部的數據結構和實現原理
場景分析
線程一加鎖成功
如果同時有三個線程并發搶占鎖，此時線程一搶占鎖成功，線程二和線程三搶占鎖失敗，具體執行流程如下：
此時AQS內部數據為：
線程二、線程三加鎖失敗：
有圖可以看出，等待隊列中的節點Node是一個雙向鏈表，這里SIGNAL是Node中waitStatus屬性，Node中還有一個nextWaiter屬性，這個并未在圖中畫出來，這個到后面Condition會具體講解的。
具體看下搶占鎖代碼實現：
java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .NonfairSync:
static final class NonfairSync extends Sync {
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
}
這里使用的ReentrantLock 非公平鎖，線程進來直接利用CAS嘗試搶占鎖，如果搶占成功state值回被改為 1，且設置對象獨占鎖線程為當前線程。如下所示：
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}
protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) {
exclusiveOwnerThread = thread;
}
線程二搶占鎖失敗
我們按照真實場景來分析，線程一搶占鎖成功后，state變為 1，線程二通過CAS修改state變量必然會失敗。此時AQS中FIFO(First In First Out 先進先出)隊列中數據如圖所示：
我們將線程二執行的邏輯一步步拆解來看：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
先看看tryAcquire()的具體實現： java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .nonfairTryAcquire():
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
nonfairTryAcquire()方法中首先會獲取state的值，如果不為 0 則說明當前對象的鎖已經被其他線程所占有，接著判斷占有鎖的線程是否為當前線程，如果是則累加state值，這就是可重入鎖的具體實現，累加state值，釋放鎖的時候也要依次遞減state值。
如果state為 0，則執行CAS操作，嘗試更新state值為 1，如果更新成功則代表當前線程加鎖成功。
以線程二為例，因為線程一已經將state修改為 1，所以線程二通過CAS修改state的值不會成功。加鎖失敗。
線程二執行tryAcquire()后會返回 false，接著執行addWaiter(Node.EXCLUSIVE)邏輯，將自己加入到一個FIFO等待隊列中，代碼實現如下：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter():
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
這段代碼首先會創建一個和當前線程綁定的Node節點，Node為雙向鏈表。此時等待對內中的tail指針為空，直接調用enq(node)方法將當前線程加入等待隊列尾部：
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) {
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
第一遍循環時tail指針為空，進入 if 邏輯，使用CAS操作設置head指針，將head指向一個新創建的Node節點。此時AQS中數據：
執行完成之后，head、tail、t都指向第一個Node元素。
接著執行第二遍循環，進入else邏輯，此時已經有了head節點，這里要操作的就是將線程二對應的Node節點掛到head節點后面。此時隊列中就有了兩個Node節點：
addWaiter()方法執行完后，會返回當前線程創建的節點信息。繼續往后執行acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg) 邏輯，此時傳入的參數為線程二對應的Node節點信息：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued():
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;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndChecknIterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
acquireQueued()這個方法會先判斷當前傳入的Node對應的前置節點是否為head，如果是則嘗試加鎖。加鎖成功過則將當前節點設置為head節點，然后空置之前的head節點，方便后續被垃圾回收掉。
如果加鎖失敗或者Node的前置節點不是head節點，就會通過shouldParkAfterFailedAcquire方法 將head節點的waitStatus變為了SIGNAL=-1，最后執行parkAndChecknIterrupt方法，調用LockSupport.park()掛起當前線程。
此時AQS中的數據如下圖：
此時線程二就靜靜的待在AQS的等待隊列里面了，等著其他線程釋放鎖來喚醒它。
線程三搶占鎖失敗
看完了線程二搶占鎖失敗的分析，那么再來分析線程三搶占鎖失敗就很簡單了，先看看addWaiter(Node mode)方法：
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
此時等待隊列的tail節點指向線程二，進入if邏輯后，通過CAS指令將tail節點重新指向線程三。接著線程三調用enq()方法執行入隊操作，和上面線程二執行方式是一致的，入隊后會修改線程二對應的Node中的waitStatus=SIGNAL。最后線程三也會被掛起。此時等待隊列的數據如圖：
線程一釋放鎖
現在來分析下釋放鎖的過程，首先是線程一釋放鎖，釋放鎖后會喚醒head節點的后置節點，也就是我們現在的線程二，具體操作流程如下：
執行完后等待隊列數據如下：
此時線程二已經被喚醒，繼續嘗試獲取鎖，如果獲取鎖失敗，則會繼續被掛起。如果獲取鎖成功，則AQS中數據如圖：
接著還是一步步拆解來看，先看看線程一釋放鎖的代碼：
java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.release()
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
這里首先會執行tryRelease()方法，這個方法具體實現在ReentrantLock中，如果tryRelease執行成功，則繼續判斷head節點的waitStatus是否為 0，前面我們已經看到過，head的waitStatue為SIGNAL(-1)，這里就會執行unparkSuccessor()方法來喚醒head的后置節點，也就是我們上面圖中線程二對應的Node節點。
此時看ReentrantLock.tryRelease()中的具體實現：
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
執行完ReentrantLock.tryRelease()后，state被設置成 0，Lock 對象的獨占鎖被設置為 null。此時看下AQS中的數據：
接著執行java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor()方法，喚醒head的后置節點：
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
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;
}
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
這里主要是將head節點的waitStatus設置為 0。
此時重新將head指針指向線程二對應的Node節點，且使用LockSupport.unpark方法來喚醒線程二。
被喚醒的線程二會接著嘗試獲取鎖，用CAS指令修改state數據。 執行完成后可以查看AQS中數據：
此時線程二被喚醒，線程二接著之前被park的地方繼續執行，繼續執行acquireQueued()方法。
線程二喚醒繼續加鎖
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;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
此時線程二被喚醒，繼續執行for循環，判斷線程二的前置節點是否為head，如果是則繼續使用tryAcquire()方法來嘗試獲取鎖，其實就是使用CAS操作來修改state值，如果修改成功則代表獲取鎖成功。接著將線程二設置為head節點，然后空置之前的head節點數據，被空置的節點數據等著被垃圾回收。
此時線程二獲取鎖成功，AQS中隊列數據如下：
等待隊列中的數據都等待著被垃圾回收。
線程二釋放鎖/線程三加鎖
當線程二釋放鎖時，會喚醒被掛起的線程三，流程和上面大致相同，被喚醒的線程三會再次嘗試加鎖，具體代碼可以參考上面內容。具體流程圖如下：
此時AQS中隊列數據如圖：
公平鎖實現原理
上面所有的加鎖場景都是基于非公平鎖來實現的，非公平鎖是ReentrantLock的默認實現，那我們接著來看一下公平鎖的實現原理，這里先用一張圖來解釋公平鎖和非公平鎖的區別：
非公平鎖執行流程：
這里我們還是用之前的線程模型來舉例子，當線程二釋放鎖的時候，喚醒被掛起的線程三，線程三執行tryAcquire()方法使用CAS操作來嘗試修改state值，如果此時又來了一個線程四也來執行加鎖操作，同樣會執行tryAcquire()方法。
這種情況就會出現競爭，線程四如果獲取鎖成功，線程三仍然需要待在等待隊列中被掛起。這就是所謂的非公平鎖，線程三辛辛苦苦排隊等到自己獲取鎖，卻眼巴巴的看到線程四插隊獲取到了鎖。
公平鎖執行流程：
公平鎖在加鎖的時候，會先判斷AQS等待隊列中是存在節點，如果存在節點則會直接入隊等待，具體代碼如下.
公平鎖在獲取鎖是也是首先會執行acquire()方法，只不過公平鎖單獨實現了tryAcquire()方法：
#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire():
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
這里會執行ReentrantLock中公平鎖的tryAcquire()方法
#java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync.tryAcquire():
static final class FairSync extends Sync {
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
}
這里會先判斷state值，如果不為 0 且獲取鎖的線程不是當前線程，直接返回 false 代表獲取鎖失敗，被加入等待隊列。如果是當前線程則可重入獲取鎖。
如果state=0則代表此時沒有線程持有鎖，執行hasQueuedPredecessors()判斷AQS等待隊列中是否有元素存在，如果存在其他等待線程，那么自己也會加入到等待隊列尾部，做到真正的先來后到，有序加鎖。具體代碼如下：
#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.hasQueuedPredecessors():
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
Node t = tail;
Node h = head;
Node s;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
這段代碼很有意思，返回false代表隊列中沒有節點或者僅有一個節點是當前線程創建的節點。返回true則代表隊列中存在等待節點，當前線程需要入隊等待。
先判斷head是否等于tail，如果隊列中只有一個Node節點，那么head會等于tail。
接著判斷(s = h.next) == null，這種屬于一種極端情況，在enq()入隊操作中，此時不是原子性操作，可能存在這種情況：
在第一個紅框處，例如 線程一 執行完成，此時 head 已經有值，而還未執行tail=head的時候，此時 線程二 判斷 head != tail成立。而接著 線程一 執行完第二個紅框處，此時tail = node，但是并未將head.next指向node。而這時 線程二 就會得到head.next == null成立，直接返回 true。這種情況代表有節點正在做入隊操作。
如果head.next不為空，那么接著判斷head.next節點是否為當前線程，如果不是則返回 false。大家要記清楚，返回 false 代表 FIFO 隊列中沒有等待獲取鎖的節點，此時線程可以直接嘗試獲取鎖，如果返回 true 代表有等待線程，當前線程如要入隊排列，這就是體現公平鎖的地方。
非公平鎖和公平鎖的區別： 非公平鎖性能高于公平鎖性能。非公平鎖可以減少CPU喚醒線程的開銷，整體的吞吐效率會高點，CPU也不必取喚醒所有線程，會減少喚起線程的數量
非公平鎖性能雖然優于公平鎖，但是會存在導致線程饑餓的情況。在最壞的情況下，可能存在某個線程一直獲取不到鎖。不過相比性能而言，饑餓問題可以暫時忽略，這可能就是ReentrantLock默認創建非公平鎖的原因之一了。
Condition 實現原理
Condition 簡介
上面已經介紹了AQS所提供的核心功能，當然它還有很多其他的特性，這里我們來繼續說下Condition這個組件。
Condition`是在`java 1.5`中才出現的，它用來替代傳統的`Object`的`wait()`、`notify()`實現線程間的協作，相比使用`Object`的`wait()`、`notify()`，使用`Condition`中的`await()`、`signal()`這種方式實現線程間協作更加安全和高效。因此通常來說比較推薦使用`Condition
其中AbstractQueueSynchronizer中實現了Condition中的方法，主要對外提供awaite(Object.wait())和signal(Object.notify())調用。
Condition Demo 示例
使用示例代碼：
public class ReentrantLockDemo {
static ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
public static void main(String[] args) {
Condition condition = lock.newCondition();
new Thread(() -> {
lock.lock();
try {
System.out.println("線程一加鎖成功");
System.out.println("線程一執行 await 被掛起");
condition.await();
System.out.println("線程一被喚醒成功");
} catch (Exception e) {
e.printStackTrace();
} finally {
lock.unlock();
System.out.println("線程一釋放鎖成功");
}
}).start();
new Thread(() -> {
lock.lock();
try {
System.out.println("線程二加鎖成功");
condition.signal();
System.out.println("線程二喚醒線程一");
} finally {
lock.unlock();
System.out.println("線程二釋放鎖成功");
}
}).start();
}
}
執行結果如下圖：
這里線程一先獲取鎖，然后使用await()方法掛起當前線程并釋放鎖，線程二獲取鎖后使用signal喚醒線程一。
Condition 實現原理圖解
我們還是用上面的demo作為實例，執行的流程如下：
線程一執行await()方法：
先看下具體的代碼實現，#java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.ConditionObject.await()：
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)) {
LockSupport.park(this);
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);
}
await()方法中首先調用addConditionWaiter()將當前線程加入到Condition隊列中。
執行完后我們可以看下Condition隊列中的數據：
具體實現代碼為：
private Node addConditionWaiter() {
Node t = lastWaiter;
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;
}
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}
這里會用當前線程創建一個Node節點，waitStatus為CONDITION。接著會釋放該節點的鎖，調用之前解析過的release()方法，釋放鎖后此時會喚醒被掛起的線程二，線程二會繼續嘗試獲取鎖。
接著調用isOnSyncQueue()方法是判斷當前的線程節點是不是在同步隊列中，因為上一步已經釋放了鎖，也就是說此時可能有線程已經獲取鎖同時可能已經調用了singal()方法，如果已經喚醒，那么就不應該park了，而是退出while方法，從而繼續爭搶鎖。
此時線程一被掛起，線程二獲取鎖成功。
具體流程如下圖：
線程二執行signal()方法：
首先我們考慮下線程二已經獲取到鎖，此時AQS等待隊列中已經沒有了數據。
接著就來看看線程二喚醒線程一的具體執行流程：
public final void signal() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter;
if (first != null)
doSignal(first);
}
先判斷當前線程是否為獲取鎖的線程，如果不是則直接拋出異常。 接著調用doSignal()方法來喚醒線程。
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
final boolean transferForSignal(Node node) {
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}
/**
* Inserts node into queue, initializing if necessary. See picture above.
* @param node the node to insert
* @return nodes predecessor
*/
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
這里先從transferForSignal()方法來看，通過上面的分析我們知道Condition隊列中只有線程一創建的一個Node節點，且waitStatue為CONDITION，先通過CAS修改當前節點waitStatus為 0，然后執行enq()方法將當前線程加入到等待隊列中，并返回當前線程的前置節點。
加入等待隊列的代碼在上面也已經分析過，此時等待隊列中數據如下圖：
接著開始通過CAS修改當前節點的前置節點waitStatus為SIGNAL，并且喚醒當前線程。此時AQS中等待隊列數據為：
線程一被喚醒后，繼續執行await()方法中的 while 循環。
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)) {
LockSupport.park(this);
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);
}
因為此時線程一的waitStatus已經被修改為 0，所以執行isOnSyncQueue()方法會返回false。跳出while循環。
接著執行acquireQueued()方法，這里之前也有講過，嘗試重新獲取鎖，如果獲取鎖失敗繼續會被掛起。直到另外線程釋放鎖才被喚醒。
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;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
此時線程一的流程都已經分析完了，等線程二釋放鎖后，線程一會繼續重試獲取鎖，流程到此終結。
Condition 總結
我們總結下 Condition 和 wait/notify 的比較：
Condition 可以精準的對多個不同條件進行控制，wait/notify 只能和 synchronized 關鍵字一起使用，并且只能喚醒一個或者全部的等待隊列；
Condition 需要使用 Lock 進行控制，使用的時候要注意 lock()后及時的 unlock()，Condition 有類似于 await 的機制，因此不會產生加鎖方式而產生的死鎖出現，同時底層實現的是 park/unpark 的機制，因此也不會產生先喚醒再掛起的死鎖，一句話就是不會產生死鎖，但是 wait/notify 會產生先喚醒再掛起的死鎖。
總結
這里用了一步一圖的方式結合三個線程依次加鎖/釋放鎖來展示了ReentrantLock的實現方式和實現原理，而ReentrantLock底層就是基于AQS實現的，所以我們也對AQS有了深刻的理解。
另外還介紹了公平鎖與非公平鎖的實現原理，Condition的實現原理，基本上都是使用源碼+繪圖的講解方式，盡量讓大家更容易去理解。
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