ReentrantLock 通过 AQS 的 volatile state 字段、happens-before 规则及内存屏障，确保锁操作前后所有共享变量的可见性；其语义与 synchronized 一致，临界区内变量无需额外 volatile 修饰。
ReentrantLock 通过 AQS（AbstractQueuedSynchronizer）中 volatile 修饰的 state 字段，结合 Java 内存模型（JMM）定义的 happens-before 规则和底层内存屏障机制，来保证锁获取操作的内存可见性。
volatile state 是可见性的核心载体
ReentrantLock 的加锁（lock()）和解锁（unlock()）最终都操作 AQS 的 state 字段，该字段被声明为 volatile int state。这意味着：
- 每次读取
state（如尝试获取锁时的getState()）都会触发“读 volatile 变量”动作，强制线程从主内存重新加载所有共享变量（包括非 volatile 的普通变量），清空本地工作内存缓存； - 每次写入
state（如成功获取锁后设置setState(1)或释放锁时setState(0)）都会触发“写 volatile 变量”动作，将当前线程工作内存中所有已修改的共享变量（不只是state）刷新回主内存； - 这并非仅同步
state本身，而是借助 volatile 的语义“捎带”完成临界区内所有共享变量的可见性保障。
happens-before 关系确保跨线程可见
根据 JSR-133 内存模型，unlock 操作 happens-before 后续的 lock 操作（针对同一锁实例）。具体表现为：
- 线程 A 执行
unlock()时，对state的写操作（如设为 0）构成一个 volatile 写； - 线程 B 随后执行
lock()，其对state的读操作（如读到 0 后 CAS 成功）构成一个 volatile 读； - JMM 规定：前一个 volatile 写与后一个 volatile 读之间建立 happens-before 关系，从而保证线程 A 在 unlock 前对任意共享变量（如
count、flag等非 volatile 字段）的所有写操作，对线程 B 在 lock 后的读操作全部可见。
底层由内存屏障与 LOCK 指令支撑
volatile 的语义在硬件层面由 JVM 实现保障：
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- 对
state的写操作前插入StoreStore和StoreLoad内存屏障，禁止编译器和 CPU 将临界区内的写操作重排序到 unlock 之后； - 对应汇编指令通常包含
lock addl $0x0, (%esp)（或类似带LOCK前缀的指令），该指令强制将当前 CPU 写缓冲区中的所有待刷新数据（不限于state）一次性写回主内存，并使其他 CPU 缓存行失效； - 因此，unlock 不是“只刷
state”，而是把整个临界区结束时工作内存里所有脏数据一并同步出去。
与 synchronized 语义一致，无需额外 volatile 修饰
Java 规范明确要求：所有 Lock 实现必须提供与内置 monitor 锁相同的内存同步语义。也就是说，ReentrantLock 的 lock/unlock 对等价于 synchronized 的 monitorenter/monitorexit：
- 临界区内的变量读写天然具备原子性 + 可见性；
- 被保护的共享变量（如
int count）无需再声明为volatile； - 若在临界区外单独读写某个标志位（如轮询用的
boolean running），仍需volatile或其他同步手段，因为那已超出锁的保护范围。
