reentrantlock获取锁失败时线程被挂起并加入aqs的clh双向同步队列，通过locksupport.park()实现零cpu等待；公平锁严格fifo，非公平锁允许插队；支持中断响应与超时等待。
ReentrantLock 获取锁失败时，线程不会忙等，而是被挂起并加入同步队列（AQS 的 CLH 队列），直到持有锁的线程释放锁后唤醒它。
同步队列（AQS CLH 队列）是等待的核心结构
ReentrantLock 基于 AbstractQueuedSynchronizer（AQS）实现。当线程调用 lock() 但锁已被占用时，AQS 会将该线程封装为一个 Node 节点，以“尾插法”加入双向同步队列。这个队列不是操作系统级的等待队列，而是 JVM 在堆内存中维护的逻辑队列。
- 每个 Node 包含线程引用、等待状态（waitStatus）、前驱和后继指针
- 初始 waitStatus 为 0；进入等待前会被设为 Node.SIGNAL（-1），表示后续节点需要被唤醒
- 头节点（head）始终是已获取锁或即将获取锁的线程；真正阻塞的是头节点的后继节点
线程挂起依赖 LockSupport.park()，不消耗 CPU
入队完成后，当前线程会执行 LockSupport.park(this)，交由 JVM 线程调度器将其置为 WAITING 状态，并从 CPU 调度器移除。该操作底层通常映射到操作系统原语（如 Linux 的 futex 或 pthread_cond_wait），不轮询、不自旋（除非启用了公平锁下的 tryAcquire 或设置了自适应自旋策略）。
- park 后线程释放所有 CPU 时间片，完全不参与调度，零 CPU 占用
- 被唤醒仅通过其他线程调用 LockSupport.unpark(thread) 触发，常见于 unlock() 中唤醒 head.next
- 注意：park 可能因虚假唤醒（spurious wakeup）返回，所以必须配合 while 循环 + 状态判断使用（AQS 内部已封装好）
公平锁与非公平锁的等待行为差异
两者都使用同一套 AQS 队列机制，关键区别在于 尝试获取锁的时机：
- 非公平锁：调用 lock() 时先直接 CAS 尝试抢锁（即“插队”），失败才入队等待。这可能导致新线程比队列中等待已久的线程更早获取锁
- 公平锁：lock() 严格遵循 FIFO，先检查队列是否为空或自己是否是队首，再尝试获取；即使锁空闲，若有前序等待者，也必须排队
- 无论哪种，一旦入队，后续等待、唤醒、超时等逻辑完全一致，均由 AQS 统一管理
中断与超时等待的特殊处理
ReentrantLock 支持响应中断（lockInterruptibly()）和带超时获取（tryLock(long, TimeUnit)），它们在等待阶段引入额外状态控制：
- lockInterruptibly() 入队后调用 park 之前会检查中断状态；park 中被中断时抛出 InterruptedException，并从队列中取消该节点（设置 waitStatus = Node.CANCELLED）
- tryLock(timeout) 底层调用 doAcquireNanos()，内部使用 System.nanoTime() 计算剩余时间，超时则主动取消节点并返回 false
- 被取消的节点仍保留在队列中，但 AQS 在唤醒传播时会跳过它们，最终由后续节点的 clean-up 逻辑剔除
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