核心差异在于是否检查AQS队列：公平锁先调用hasQueuedPredecessors()确认无前序等待者才CAS抢锁，保证FIFO顺序；非公平锁直接CAS抢锁，失败才入队，提升吞吐但可能导致饥饿。
ReentrantLock 的公平锁与非公平锁，核心差异在于线程获取锁时是否检查同步队列（AQS 的 CLH 队列）中是否有等待者——这完全由 tryAcquire 的实现逻辑决定，而 AQS 本身不区分公平性，只是提供统一的排队、阻塞、唤醒框架。
公平锁：先到先得，严格按队列顺序
公平锁的 tryAcquire 方法在尝试获取锁前，会先调用 hasQueuedPredecessors() 判断当前线程是否是队列头节点的后继（即队列为空，或当前线程在队列最前面）。只有该条件为 false 时，才尝试 CAS 设置 state 并设置 owner。这意味着即使锁刚被释放，如果队列里已有等待线程，新来的线程也必须入队，不能插队。
- 关键判断：
!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires) -
hasQueuedPredecessors()检查：队列是否非空，且头结点的 next 是否不为 null 且指向当前线程——本质是确认“有没有人比我更早等在队列里” - 效果：吞吐量略低，但避免线程饥饿，响应时间更可预测
非公平锁：允许“插队”，提升吞吐量
非公平锁的 tryAcquire 不检查队列，上来就尝试一次 CAS 获取锁。成功则直接占有；失败才进入 AQS 标准流程（入队 → 挂起 → 等待唤醒）。这就导致刚释放锁的瞬间，可能被一个刚调用 lock() 的新线程抢走，而队列头部的线程还得继续等。
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- 典型流程：先 CAS 抢锁 → 失败才调用
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg) - 插队行为发生在锁释放后的“窗口期”，不是无序调度，而是利用了 CPU 缓存与 CAS 的快速性
- 效果：减少线程切换和队列操作开销，平均吞吐更高，但可能使等待久的线程延迟增加
AQS 如何统一支撑两种模式
AQS 本身只做三件事：管理 state 状态、维护 FIFO 同步队列、提供 acquire/release 模板方法。公平性由子类（ReentrantLock 的内部 Sync 实现）对 tryAcquire 的定制决定。AQS 的 acquire 方法始终先调用 tryAcquire，再根据返回值决定是否入队——它不干预“要不要查队列”，只执行“查完之后怎么办”。
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acquire(int arg)流程固定：tryAcquire → 成功则返回；失败则 addWaiter → acquireQueued - 公平 Sync 和非公平 Sync 是 AQS 的两个不同子类，各自重写
tryAcquire，其余逻辑（如release、isHeldExclusively）基本一致 - 队列操作（enq、setHead、shouldParkAfterFailedAcquire 等）对两者完全透明且复用
构造与选择：new ReentrantLock(boolean) 决定行为
ReentrantLock 构造时传入 true 创建 FairSync 实例，传 false（默认）创建 NonfairSync 实例。二者都继承自 AQS，共享同一套 AQS 基础设施，仅在争抢入口逻辑上分叉。
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new ReentrantLock()→ NonfairSync → 先抢后排队 -
new ReentrantLock(true)→ FairSync → 先看队列再抢 - 注意：公平锁不能完全杜绝插队（比如 Condition.await 后重新 lock 仍要排队），但能保证 lock() 调用的顺序性
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