SIGNAL 状态是唤醒后继节点的唯一可靠依据，因其代表前驱节点承诺在释放锁时 unpark 当前节点；其他状态无此语义，且需通过 shouldParkAfterFailedAcquire() 主动设置或跳过已取消节点来保障该契约。
为什么 SIGNAL 状态是唤醒后继节点的唯一可靠依据
线程在同步队列中挂起前，必须确保它的前驱节点 waitStatus 是 SIGNAL（-1），否则调用 LockSupport.park() 后可能永远无法被唤醒。这不是约定，而是 AQS 的硬性协作契约：只有 SIGNAL 才代表“我释放锁时，会负责 unpark 你”。其他状态如 0、CANCELLED 或 CONDITION 都不具备这个语义。
常见错误现象：ThreadA 入队后发现前驱是 head 且其 waitStatus == 0，直接 park → 卡死；或前驱已 CANCELLED 却未跳过，导致唤醒链断裂。
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shouldParkAfterFailedAcquire()会主动把前驱从0改成SIGNAL，但前提是该前驱还“活着”（非CANCELLED） - 如果前驱是
CANCELLED，当前节点会继续往前找第一个非取消节点，并尝试将其设为SIGNAL - 若遍历到
head仍找不到可用前驱（比如 head 自身刚被设为CANCELLED），则当前节点需自旋重试获取锁，不 park
signal() 调用后，SIGNAL 状态如何在出队过程中被实际消费
当线程成功 release 锁并执行出队逻辑（如 unparkSuccessor()），它只检查自己节点的 next 是否存在且 waitStatus ；真正触发唤醒的是：当前节点（即将出队的 head）的 <code>waitStatus 必须是 SIGNAL，才说明“我承诺过要唤醒后继”。如果不是，就跳过唤醒——这正是防止误唤醒的关键守门机制。
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典型场景：head 节点释放锁前，其 waitStatus 是 SIGNAL，于是调用 unpark(s.next.thread)；s 被唤醒后，在 acquireQueued() 中尝试获取锁，成功则成为新 head，原 head 被移除。
- 若 head 的
waitStatus != SIGNAL（比如是0或PROPAGATE），unparkSuccessor()不会唤醒任何后继，除非是共享模式下走setHeadAndPropagate() -
SIGNAL是独占模式下“一对一唤醒”的唯一开关，不可被绕过或忽略 - 注意：
unparkSuccessor()并不校验后继节点是否有效，它只负责 unpark；后续由被唤醒线程自己检查前驱是否已出队、state 是否可获取
容易被忽略的 SIGNAL 状态维护细节
很多人以为 SIGNAL 是入队时设置的，其实不是。它是在首次尝试 acquire 失败后，由当前线程**主动设置前驱**得到的。这意味着：一个节点的 SIGNAL 状态永远属于它的前驱，而不是自己；而自己能否被唤醒，完全取决于前驱是否真的持有 SIGNAL 并成功释放。
- 节点刚入队时
waitStatus == 0，此时它不能 park，必须先调用shouldParkAfterFailedAcquire()尝试改前驱状态 - 如果前驱正在 cancel（
waitStatus == CANCELLED），当前节点会帮助清理链表，并继续向前找，这个过程可能跨越多个取消节点 - 极端情况：head 本身是
CANCELLED，但 head.next 是正常节点 → 此时 head.next 无法靠 head 唤醒，必须依赖外部线程再次 release 或内部自旋竞争
共享模式下 SIGNAL 和 PROPAGATE 的分工边界
在 ReentrantReadWriteLock 或 Semaphore 中，SIGNAL 依然存在，但它只用于“通知下一个节点可以开始竞争”，而真正实现批量唤醒的是 PROPAGATE。也就是说：SIGNAL 解决“谁来启动唤醒”，PROPAGATE 解决“唤醒之后要不要继续传下去”。两者不互斥，但职责分明。
- 头节点完成共享获取后，若
h.waitStatus == PROPAGATE或propagate > 0，就会调用unparkSuccessor(h)继续唤醒 - 但这个唤醒动作的前提，仍是 h 的后继节点已处于可被 unpark 状态 —— 即它的前驱（h）曾成功设过
SIGNAL或已进入传播流程 - 不要试图复用
SIGNAL实现共享唤醒，那是PROPAGATE的专属职责；混淆二者会导致唤醒遗漏或重复
