如果你现在打开 IDE， 你会发现上文提到的 ReentrantLock ReentrantReadWriteLock Semaphore(信号量) CountDownLatch 都是按照这个结构实现，所以我们就来看一看 AQS 的模版方法到底是怎么实现锁
AQS实现分析从上面的代码中，你应该理解了lock.tryLock() 非阻塞式获取锁就是调用自定义同步器重写的 tryAcquire() 方法，通过 CAS 设置state 状态，不管成功与否都会马上返回；那么 lock.lock() 这种阻塞式的锁是如何实现的呢？
有阻塞就需要排队，实现排队必然需要队列
CLH：Craig、Landin and Hagersten 队列，是一个单向链表，AQS中的队列是CLH变体的虚拟双向队列（FIFO）——概念了解就好，不要记
队列中每个排队的个体就是一个 Node，所以我们来看一下 Node 的结构
Node 节点AQS 内部维护了一个同步队列，用于管理同步状态。
当线程获取同步状态失败时，就会将当前线程以及等待状态等信息构造成一个 Node 节点，将其加入到同步队列中尾部，阻塞该线程
当同步状态被释放时，会唤醒同步队列中“首节点”的线程获取同步状态
为了将上述步骤弄清楚，我们需要来看一看 Node 结构 （如果你能打开 IDE 一起看那是极好的）
乍一看有点杂乱，我们还是将其归类说明一下：
上面这几个状态说明有个印象就好，有了Node 的结构说明铺垫，你也就能想象同步队列的接本结构了：
前置知识基本铺垫完毕，我们来看一看独占式获取同步状态的整个过程
独占式获取同步状态故事要从范式lock.lock() 开始
public void lock() { // 阻塞式的获取锁，调用同步器模版方法，获取同步状态 sync.acquire(1); }进入AQS的模版方法 acquire()
public final void acquire(int arg) { // 调用自定义同步器重写的 tryAcquire 方法 if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); }首先，也会尝试非阻塞的获取同步状态，如果获取失败（tryAcquire返回false），则会调用 addWaiter 方法构造 Node 节点（Node.EXCLUSIVE 独占式）并安全的（CAS）加入到同步队列【尾部】
private Node addWaiter(Node mode) { // 构造Node节点，包含当前线程信息以及节点模式【独占/共享】 Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); // 新建变量 pred 将指针指向tail指向的节点 Node pred = tail; // 如果尾节点不为空 if (pred != null) { // 新加入的节点前驱节点指向尾节点 node.prev = pred; // 因为如果多个线程同时获取同步状态失败都会执行这段代码 // 所以，通过 CAS 方式确保安全的设置当前节点为最新的尾节点 if (compareAndSetTail(pred, node)) { // 曾经的尾节点的后继节点指向当前节点 pred.next = node; // 返回新构建的节点 return node; } } // 尾节点为空，说明当前节点是第一个被加入到同步队列中的节点 // 需要一个入队操作 enq(node); return node; } private Node enq(final Node node) { // 通过“死循环”确保节点被正确添加，最终将其设置为尾节点之后才会返回，这里使用 CAS 的理由和上面一样 for (;;) { Node t = tail; // 第一次循环，如果尾节点为 null if (t == null) { // Must initialize // 构建一个哨兵节点，并将头部指针指向它 if (compareAndSetHead(new Node())) // 尾部指针同样指向哨兵节点 tail = head; } else { // 第二次循环，将新节点的前驱节点指向t node.prev = t; // 将新节点加入到队列尾节点 if (compareAndSetTail(t, node)) { // 前驱节点的后继节点指向当前新节点，完成双向队列 t.next = node; return t; } } } }你可能比较迷惑 enq() 的处理方式，进入该方法就是一个“死循环”，我们就用图来描述它是怎样跳出循环的
有些同学可能会有疑问，为什么会有哨兵节点？