AQS unparkSuccessor 方法中for循环从tail开始而不是head的解释

用 API 的实现来证明自己的观点，逻辑上是不正确的。因为 AQS 的核心是一个 CLH 队列的变体，整个 API 都依赖它实现。所以是先有的 Node 类，然后才有基于它实现的 API。

在 AQS 的 wait queue 中，每个结点 status 都保存在它的前驱结点中 ( predecessor )。那么为什么要这么设计? 用每个结点保存自己的 status, 然后只有当该结点是头结点并且 tryAcquire 成功时再将 head 指向下一个结点不可以么? 可以。但是麻烦些。因为在第一个结点入列或是结点数减少到1 时就要求既保证 head 的 CAS 设置，又要保证 tail的。那么如果我只将 head 视作一个逻辑头结点 ( dummy node ) 呢? 这样，很自然的，它存储第二个结点的状态，第二个结点存储第三个结点的状态，以此类推。我就只需要控制 tail 的 CAS 设置了。

基于上述结论。

对于一个指定的结点，我们获取它的状态最方便的就是通过一个 prev 引用获取其前驱结点，然后获取存储在其中的状态。所以 prev 引用是务必要保证可靠的。由于双向链表实现的队列在入列时包含两个链接的操作 ( tail.next = node; node.prev = tail )。而 CAS 只能保证对一个变量的操作的原子性。因此重点是保证 prev 引用的可靠，而非 next 引用的。因此如 @风干鸡所提到的，原 CLH 算法并没有 next 引用， Doug Lea 在此做出了优化，但是不保证一个结点通过 next 引用一定能其后继结点。可以理解为一次快速尝试。但是由于 prev 是可靠的，因而我们一定能通过从 tail 开始反向遍历的方式找到一个结点。

对于入列时的 tail 的 CAS 设置，我这里在提一下。源码:

private Node enq(final Node node) {
    for (;;) {
        Node t = tail;
        if (t == null) { // Must initialize
            if (compareAndSetHead(new Node()))
                tail = head;
        } else {
            node.prev = t;                     // ①
            if (compareAndSetTail(t, node)) {  // ②
                t.next = node;                 // ③            
                return t;
            }
        }
    }
}

① 处将新结点 node 的 prev 引用指向当前的 t，即 tail 结点。

然而，由于①、②这两行代码的合在一起并非原子性的，所以很有可能在设置 tail 时存在着竞争，也即 tail 被其它线程更新过了。所以要自旋操作，即在死循环中操作，直到成功为止。自旋地 CAS volatile 变量是很经典的用法。

如果设置成功了，那么从 node.prev 执行完毕到正在用 CAS 设置 tail 时， tail 变量是没有被修改的，所以如果 CAS成功，那么 node.prev = t 一定是指向上一个 tail 的。

同样的，②、③合在一起也并非原子操作，更重要的是，next field 的设置发生在 CAS 操作之后，所以可能会存在 tail 已经更新，但是 last tail 的 next field 还未设置完毕，即它的lastTail.next为 null 这种情况。因此如果此时访问该结点的 next 引用可能就会得到它在队尾，不存在后继结点的"错觉"。而我们总是能够通过从 tail 开始反向查找，借助可靠的 prev 引用来定位到指定的结点。

简单总结一下，prev 引用的设置发生在 CAS之前，因此如果 CAS 设置 tail 成功，那么 prev 一定是正确地指向 last tail,而 next 引用的设置发生在其后，因而会存在一个 tail 更新成功，但是 last tail 的 next 引用还未设置的尴尬时期。

所以我们说 prev 是可靠的，而 next 有时会为 null,但并不一定真的就没有后继结点。

附上 JDK 8 中 AQS.Node 中对 next引用的注释

/**
 * Link to the successor node that the current node/thread
 * unparks upon release. Assigned during enqueuing, adjusted
 * when bypassing cancelled predecessors, and nulled out (for
 * sake of GC) when dequeued. The enq operation does not
 * assign next field of a predecessor until after attachment,
 * so seeing a null next field does not necessarily mean that
 * node is at end of queue. However, if a next field appears
 * to be null, we can scan prev's from the tail to
 * double-check.  The next field of cancelled nodes is set to
 * point to the node itself instead of null, to make life
 * easier for isOnSyncQueue.
 */
 volatile Node next;

综上所述，因为避免对 head 和 tail 同时原子性的更新，使 head 总是一个 dummy 结点，很自然的结点的 status 总是存储在其前驱结点中。所以为了方便访问前驱结点， prev 引用就一定要保证是可靠的。而 CAS 只能保证一个变量的操作的原子性，因此 next 引用不需要是可靠的，存在就是为了方便快速获取后继结点，然而由于不可靠，所以不保证能获取成功。所以从 tail 开始反向遍历是一定能查找到指定结点的。