摘要
Lock在硬件层面依赖CPU指令，完全由Java代码完成，底层利用LockSupport类和Unsafe类进行操作，虽然锁有很多实现，但是都依赖AbstractQueuedSynchronizer类，我们用代码来讲下ReentrantLock的实现；
ReentrantLock调用过程
ReentrantLock类的API调用都委托给一个内部类 Sync ,而该类继承了AbstractQueuedSynchronizer类:
而Sync又分为两个子类：公平锁和非公平锁，默认为非公平锁:
Lock的调用过程如下图(其中涉及到 ReentrantLock类、Sync(抽象类)、AbstractQueuedSynchronizer类，NofairSync类，这些类将 Template方法用的淋漓尽致，相当赞)：
先来一张类依赖图：
下边是调用lock API时的流程：
Lock API详解
自底而上来看，由被调用一步步向上分析
nofairTryAcquire
来看这段代码，首先获取当前状态（初始化为0），当它等于0的时候，代表还没有任何线程获得该锁，然后通过CAS（底层是通过CompareAndSwapInt实现）改变state，并且设置当前线程为持有锁的线程；其他线程会直接返回false;当该线程重入的时候，state已经不等于0，这个时候并不需要CAS，因为该线程已经持有锁，然后会重新通过setState设置state的值，这里就实现了一个偏向锁的功能，即锁偏向该线程；
addWaiter
只有当锁被一个线程持有，另外一个线程请求获得该锁的时候才会进入这个方法
首先，new一个节点，这个时候模式为：mode为 Node.EXCLUSIVE，默认为null即排它锁；
然后：
如果该队列已经有node即tail!=null，则将新节点的前驱节点置为tail，再通过CAS将tail指向当前节点，前驱节点的后继节点指向当前节点，然后返回当前节点；
如果队列为空或者CAS失败，则通过enq入队：
进队的时候，要么是第一个入队并且设置head节点并且循环设置tail，要么是add tail，如果CAS不成功，则会无限循环，直到设置成功，即使高并发的场景，也最终能够保证设置成功，然后返回包装好的node节点；
acquireQueued
该方法的主要作用就是将已经进入虚拟队列的节点进行阻塞，我们看到，如果当前节点的前驱节点是head并且尝试获取锁的时候成功了，则直接返回，不需要阻塞；
如果前驱节点不是头节点或者获取锁的时候失败了，则进行判定是否需要阻塞：
这段代码对该节点的前驱节点的状态进行判断，如果前驱节点已经处于signal状态，则返回true，表明当前节点可以进入阻塞状态；
否则，将前驱节点状态CAS置为signal状态，然后通过上层的for循环进入parkAndCheckInterrupt代码块park：
这个时候将该线程交给操作系统内核进行阻塞；
总体来讲，acquireQueued就是依靠前驱节点的状态来决定当前线程是否应该处于阻塞状态，如果前驱节点处于cancel状态，则丢弃这些节点，重新构建队列；
Unlock API详解
流程类似lock api相关类的流程，这里讲主要的代码，unlock相对的比较简单
首先 ReentrantLock 调用 Sync的release接口也就是AbstractQueuedSynchronizer的release接口
这个时候会先调用Sync的tryRelease，如果返回true，则释放锁成功
这个接口的作用很简单，如果不是获得锁的线程调用直接抛出异常，否则，如果当前state-releases==0也就是lock已经完全释放，返回true，清除资源；
这个返回free之后，release拿到head节点，进入以下代码：
这个作用即：当头结点的状态小于0，则将头结点的状态CAS为0，然后通过链表获取下一个节点，如果下一个节点为null或者不符合要求的状态，则从队尾遍历整个链表，直到遍历到离head节点最近的一个节点并且
等待状态符合预期，则将头结点的后继节点置为该节点；
对刚刚筛出来的符合要求的节点唤醒，也就是该节点获得 争夺 锁的权利；
这就是非公平锁的特点：在队列一直等待的线程不一定比后来的线程先获得锁，至此，unlock 已经解释完成
