concurrent包是基于AQS (AbstractQueuedSynchronizer)框架的，AQS框架借助于两个类：
- Unsafe（提供CAS操作）
- LockSupport（提供park/unpark操作）
因此，LockSupport非常重要。
两个重点
（1）操作对象
归根结底，LockSupport.park()和LockSupport.unpark(Thread thread)调用的是Unsafe中的native代码：
//LockSupport中 public static void park() { UNSAFE.park(false, 0L); } //LockSupport中 public static void unpark(Thread thread) { if (thread != null) UNSAFE.unpark(thread); } Unsafe类中的对应方法：
//park public native void park(boolean isAbsolute, long time); //unpack public native void unpark(Object var1); park函数是将当前调用Thread阻塞，而unpark函数则是将指定线程Thread唤醒。
与Object类的wait/notify机制相比，park/unpark有两个优点：
- 以thread为操作对象更符合阻塞线程的直观定义
- 操作更精准，可以准确地唤醒某一个线程（notify随机唤醒一个线程，notifyAll唤醒所有等待的线程），增加了灵活性。
（2）关于“许可”
在上面的文字中，我使用了阻塞和唤醒，是为了和wait/notify做对比。
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其实park/unpark的设计原理核心是“许可”：park是等待一个许可，unpark是为某线程提供一个许可。
如果某线程A调用park，那么除非另外一个线程调用unpark(A)给A一个许可，否则线程A将阻塞在park操作上。 -
有一点比较难理解的，是unpark操作可以再park操作之前。
也就是说，先提供许可。当某线程调用park时，已经有许可了，它就消费这个许可，然后可以继续运行。这其实是必须的。考虑最简单的生产者(Producer)消费者(Consumer)模型：Consumer需要消费一个资源，于是调用park操作等待；Producer则生产资源，然后调用unpark给予Consumer使用的许可。非常有可能的一种情况是，Producer先生产，这时候Consumer可能还没有构造好（比如线程还没启动，或者还没切换到该线程）。那么等Consumer准备好要消费时，显然这时候资源已经生产好了，可以直接用，那么park操作当然可以直接运行下去。如果没有这个语义，那将非常难以操作。 -
但是这个“许可”是不能叠加的，“许可”是一次性的。
比如线程B连续调用了三次unpark函数，当线程A调用park函数就使用掉这个“许可”，如果线程A再次调用park，则进入等待状态。
Unsafe.park和Unsafe.unpark的底层实现原理
在Linux系统下，是用的Posix线程库pthread中的mutex（互斥量），condition（条件变量）来实现的。
mutex和condition保护了一个_counter的变量，当park时，这个变量被设置为0，当unpark时，这个变量被设置为1。
源码：
每个Java线程都有一个Parker实例，Parker类是这样定义的：
class Parker : public os::PlatformParker { private: volatile int _counter ; ... public: void park(bool isAbsolute, jlong time); void unpark(); ... } class PlatformParker : public CHeapObj<mtInternal> { protected: pthread_mutex_t _mutex [1] ; pthread_cond_t _cond [1] ; ... } 可以看到Parker类实际上用Posix的mutex，condition来实现的。
在Parker类里的_counter字段，就是用来记录“许可”的。
- park 过程
当调用park时，先尝试能否直接拿到“许可”，即_counter>0时，如果成功，则把_counter设置为0，并返回：
void Parker::park(bool isAbsolute, jlong time) { // Ideally we'd do something useful while spinning, such // as calling unpackTime(). // Optional fast-path check: // Return immediately if a permit is available. // We depend on Atomic::xchg() having full barrier semantics // since we are doing a lock-free update to _counter. if (Atomic::xchg(0, &_counter) > 0) return; 如果不成功，则构造一个ThreadBlockInVM，然后检查_counter是不是>0，如果是，则把_counter设置为0，unlock mutex并返回：
ThreadBlockInVM tbivm(jt); if (_counter > 0) { // no wait needed _counter = 0; status = pthread_mutex_unlock(_mutex); 否则，再判断等待的时间，然后再调用pthread_cond_wait函数等待，如果等待返回，则把_counter设置为0，unlock mutex并返回：
if (time == 0) { status = pthread_cond_wait (_cond, _mutex) ; } _counter = 0 ; status = pthread_mutex_unlock(_mutex) ; assert_status(status == 0, status, "invariant") ; OrderAccess::fence(); - unpark 过程
当unpark时，则简单多了，直接设置_counter为1，再unlock mutex返回。如果_counter之前的值是0，则还要调用pthread_cond_signal唤醒在park中等待的线程：
void Parker::unpark() { int s, status ; status = pthread_mutex_lock(_mutex); assert (status == 0, "invariant") ; s = _counter; _counter = 1; if (s < 1) { if (WorkAroundNPTLTimedWaitHang) { status = pthread_cond_signal (_cond) ; assert (status == 0, "invariant") ; status = pthread_mutex_unlock(_mutex); assert (status == 0, "invariant") ; } else { status = pthread_mutex_unlock(_mutex); assert (status == 0, "invariant") ; status = pthread_cond_signal (_cond) ; assert (status == 0, "invariant") ; } } else { pthread_mutex_unlock(_mutex); assert (status == 0, "invariant") ; } }