ReentranLock部份源码：可以发现ReentrantLock本身并没有继承AQS，但是里面有个类叫做sync内部类继承了AQS；
ReentrantLock总体上做了几件事情：1.构造，2加锁（加锁失败要入队，入队之后要阻塞，阻塞之后需要等待被唤醒。）
第二个内部类：（NonfairSync）不公平的同步器
第三个内部类：公平的同步器
先看构造器：
1.无参在构造器，返回了一个不公平的同步器
2.有参构造，传入的是一个布尔量
3.这就是ReentrantLock既可以实现公平的锁，也可以实现不公平的锁的原因。
4.构造完成后调用lock方法上锁；
此处的方法具体是锁，主要是创建的对象是公平的锁还是非公平的锁决定的
5.acuire方法：（ctrl+单机acquire方法）
这段使用了短路原算法，如果尝试获得一个锁失败了，那么就会执行后面的内容，addwaiter.(Node.Exclusive)表示以独占的方式添加一个等待的线程。
ALT+CTRL点击tryAcquire进入非公平的锁，进入之后是这个函数：
这个函数又调用这个函数
获取当前的线程，获取状态，如果是0表示没有线程抢占锁，那么就使用cas抢占锁，成功之后就把自己设置独占的线程；就可以执行代码块。
否则就会判断
当前的线程是不是里面设置的正在运行的线程。判断的目的是表示线程重入，以便修改，所以就是自加了1；这就是非公平锁的工作过程；
总结就是非公平的同步锁上锁的过程就是： 调用lock()->acquire(1)->tryAcquire(1)&&acquireQueue(addWaiter(Node.Exclusive),arg)->
tryacquire(1):实现的原理是，先获取当前的线程，获取状态，若果是0就表示没有占有锁，于是使用cas的方式去抢占锁，抢占锁成功之后就设置当前的线程为一个为独占的线程；
否则判断当前的线程是不是正在运行的线程，判断的目的是表示线程重入；如果是就加1；
获得不了锁，先以排他锁的方式添加一个waiter，这各方法，先创建一个节点，这个节点是当前的一个线程；然后获取队列的队尾，如果这个队列的对尾不为空就将这个新的节点的前面指向队尾，然后使用cas原子性操作，将tail指向node，修改成功就把原先的旧尾巴的下一个指针指向node；
否则就说明这个队列是空的即tail == null 一旦tail == null就执行下面的initializeSyncQueue(),这个函数是一个初始化同步队列的函数：由于tail == null ,head == null ,他创建了一个空的节点，并且用cas操作将head换成了这个空节点，并且将tail指向这个空节点，这时tail就不再是null节点了，于是就可以执行之前的if的语句块，增加一个新的线程节点存放在waiter队列之中。
接着执行下面的操作：
之前的函数会返回一个节点，接着会执行下面的函数：acquireQueue()
这个函数帮助我们设置节点的阻塞状态，P节点为node的前一个节点，判断前一个节点是不是一个头，如果前一个节点是一个头结点，于是就再一次的请求锁（原因由于前一个节点是头，说明正在运行，就意味着可能很快就释放锁，于是尝试获取锁，如果前一个既是头结点并且强成功，那么就把自己设置为头结点，p节点（原先的节点）的next就指向null，这样做可以帮助Gc，这就是之前的addwaiter函数创建一个空节点的原因；并且空节点不会占用资源，所以接下来的节点一定会强锁成功，未来不一定能够强，但是只有一个线程抢锁）； 挂起之前一直抢锁；如果抢不到就使用shouldparkAfterFailedAcquire(),让线程停。 。
做了以下的工作： 获得前一个节点的的等待状态，如果状态是singal就返回true；如果ws>0,就说明线程状态是cancelled，那么取消，于是就应该删除这个节点：P节点的ws>0时，就让node的前一个节点变为p节点的前一个，并且让p节点变为原先p的前一个，一直等到p节点的ws的值小于0，于是退出循环，就意味着p节点的状态是一个小于0的数字。并且让p的next指向node；中间的节点相当于被抛弃了；
初次之外还做了其他的判断，比如-2；就进入else语句：主要是将不是singal的变为singal；保证这个节点插入在一个singal节点之后；
接着执行函数
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