concurrent包是基於AQS (AbstractQueuedSynchronizer)框架的，AQS框架借助於兩個類：
- Unsafe（提供CAS操作）
- LockSupport（提供park/unpark操作）
因此，LockSupport非常重要。
兩個重點
（1）操作對象
歸根結底，LockSupport.park()和LockSupport.unpark(Thread thread)調用的是Unsafe中的native代碼：
//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類中的對應方法：
//park public native void park(boolean isAbsolute, long time); //unpack public native void unpark(Object var1); park函數是將當前調用Thread阻塞，而unpark函數則是將指定線程Thread喚醒。
與Object類的wait/notify機制相比，park/unpark有兩個優點：
- 以thread為操作對象更符合阻塞線程的直觀定義
- 操作更精准，可以准確地喚醒某一個線程（notify隨機喚醒一個線程，notifyAll喚醒所有等待的線程），增加了靈活性。
（2）關於“許可”
在上面的文字中，我使用了阻塞和喚醒，是為了和wait/notify做對比。
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其實park/unpark的設計原理核心是“許可”：park是等待一個許可，unpark是為某線程提供一個許可。
如果某線程A調用park，那么除非另外一個線程調用unpark(A)給A一個許可，否則線程A將阻塞在park操作上。 -
有一點比較難理解的，是unpark操作可以再park操作之前。
也就是說，先提供許可。當某線程調用park時，已經有許可了，它就消費這個許可，然后可以繼續運行。這其實是必須的。考慮最簡單的生產者(Producer)消費者(Consumer)模型：Consumer需要消費一個資源，於是調用park操作等待；Producer則生產資源，然后調用unpark給予Consumer使用的許可。非常有可能的一種情況是，Producer先生產，這時候Consumer可能還沒有構造好（比如線程還沒啟動，或者還沒切換到該線程）。那么等Consumer准備好要消費時，顯然這時候資源已經生產好了，可以直接用，那么park操作當然可以直接運行下去。如果沒有這個語義，那將非常難以操作。 -
但是這個“許可”是不能疊加的，“許可”是一次性的。
比如線程B連續調用了三次unpark函數，當線程A調用park函數就使用掉這個“許可”，如果線程A再次調用park，則進入等待狀態。
Unsafe.park和Unsafe.unpark的底層實現原理
在Linux系統下，是用的Posix線程庫pthread中的mutex（互斥量），condition（條件變量）來實現的。
mutex和condition保護了一個_counter的變量，當park時，這個變量被設置為0，當unpark時，這個變量被設置為1。
源碼：
每個Java線程都有一個Parker實例，Parker類是這樣定義的：
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類實際上用Posix的mutex，condition來實現的。
在Parker類里的_counter字段，就是用來記錄“許可”的。
- park 過程
當調用park時，先嘗試能否直接拿到“許可”，即_counter>0時，如果成功，則把_counter設置為0，並返回：
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，則構造一個ThreadBlockInVM，然后檢查_counter是不是>0，如果是，則把_counter設置為0，unlock mutex並返回：
ThreadBlockInVM tbivm(jt); if (_counter > 0) { // no wait needed _counter = 0; status = pthread_mutex_unlock(_mutex); 否則，再判斷等待的時間，然后再調用pthread_cond_wait函數等待，如果等待返回，則把_counter設置為0，unlock mutex並返回：
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 過程
當unpark時，則簡單多了，直接設置_counter為1，再unlock mutex返回。如果_counter之前的值是0，則還要調用pthread_cond_signal喚醒在park中等待的線程：
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") ; } }