3，Lock与Condition
3.1，互斥锁
3.1.1，可重入锁
锁的可重入性（Reentrant Locking）是指在同一个线程中，已经获取锁的线程可以再次获取该锁而不会导致死锁。这种特性允许线程在持有锁的情况下，可以递归地调用自身的同步方法或代码块，而不会因为再次尝试获取相同的锁而被阻塞。显然，通常的锁都要设计成可重入的。否则就会发生死锁。
synchronized关键字，就是可重入锁。在一个 synchronized 方法 method1() 里面调用另外一个 synchronized 方法 method2() 。如果 synchronized 关键字不可重入，那么再 method2() 处就会发生阻塞，这显然不可行。
public synchronized void method1() {
method2(); // 同一个线程可以再次进入 method2()
}
public synchronized void method2() {
// 执行某些操作
}
Concurrent包中的与互斥锁（ReentrantLock）相关类之间的继承层次：
Lock是一个接口，其定义如下：
- lock()：获取锁。如果锁已经被其他线程占用，则当前线程会被阻塞，直到锁被释放。
- lockInterruptibly()：它允许线程在等待锁的过程中响应中断。如果线程在等待锁时被中断，抛出 InterruptedException 并退出等待。
- tryLock()：尝试获取锁，但不会阻塞线程。如果锁定成功，返回 true；如果锁已被其他线程占用，立即返回 false。
- tryLock(long time, TimeUnit unit)：尝试在指定的时间内获取锁。如果锁在指定时间内被释放，则返回 true 并成功获取锁；否则返回 false。期间如果线程被中断，会抛出 InterruptedException。
- unlock()：释放锁。通常在获取锁之后的 finally 块中调用，确保锁在任务完成后被释放，避免死锁。
- newCondition()：返回一个绑定到该锁的新 Condition 实例。Condition 提供了类似于 Object 的 wait、notify、notifyAll 方法的功能，但更加灵活，可以实现多条件等待/通知机制。
package java.util.concurrent.locks;
import java.util.concurrent.TimeUnit;
public interface Lock {
void lock();
void lockInterruptibly() throws InterruptedException;
boolean tryLock();
boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
void unlock();
Condition newCondition();
}
ReentrantLock本身没有代码逻辑，实现都在其内部类Sync中：
public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
private final Sync sync;
public void lock() {
sync.lock();
}
public void lock() {
sync.lock();
}
3.1.2，公平锁&非公平锁（ lock() & tryAcquire()）
Sync是一个抽象类，它有两个子类FairSync和NonfairSync，分别对应公平锁和非公平锁。从下面的ReentrantLock否早方法可以看出，会传入一个布尔类型的变量fair指定锁是公平锁还是非公平锁。默认设置的是非共公平锁，是为了提高效率，减少线程切换。
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
公平锁： 公平锁是一种严格遵循先来先服务原则的锁机制。当多个线程争用同一个锁时，锁会按照线程请求锁的顺序来分配，即先请求的线程优先获取锁，后请求的线程则需要等待前面的线程释放锁。
Lock fairLock = new ReentrantLock(true); // true 表示使用公平锁
static final class FairSync extends Sync {
//没有一上来就抢锁，在这个函数内部排队，是公平的。
final void lock() {
acquire(1);
}
}
//AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
//FairSync
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
//只有当c===0（没有线程持有锁）
if (c == 0) {
//检查当前线程前面是否有其他线程排队等待获取锁
if (!hasQueuedPredecessors() &&
//更改锁的状态
compareAndSetState(0, acquires)) {
//将当前线程设置为锁的独占持有者
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
非公平锁： 非公平锁是一种不保证锁分配顺序的锁机制。线程在尝试获取锁时，可能会直接“插队”，即使有其他线程已经在等待锁。如果锁是空闲的，任何线程都可以获取它，无论它们何时请求锁。
Lock nonFairLock = new ReentrantLock(); // 默认构造方法，即非公平锁
static final class NonfairSync extends Sync {
...
final void lock() {
//一上来就尝试修改state值，也就是抢锁。
//不考虑队列中有没有其他线程在排队。
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
}
//AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
//NonfairSync
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
//如果state为0，且队列中没有等待的线程，则设置当先线程为排他线程
//同时设置state值。
if (c == 0) {
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
//如果排他线程就是当前线程，才直接设置state值。
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
3.1.3，AbstractQueuedSynchronizer(AQS)
Sync的父类AbstractQueuedSynchronizer经常被称作队列同步器（AQS），这个类非常重要，该类的父类是AbstractOwnableSynchronizer。此处的锁具备synchronized功能，即可以阻塞一个线程。为了实现一把具有阻塞或唤醒功能的锁，需要几个核心要素：
- ① 需要一个state变量，标记该锁的状态。state变量至少有两个值：0、1。对state变量的操作，使用CAS保证线程安全。
- ② 需要记录当前是哪个线程持有锁。
- ③ 需要底层支持对一个线程进行阻塞或唤醒操作。
- ④ 需要有一个队列维护所有阻塞的线程，这个队列也必须是线程安全的无锁队列，也需要使用CAS。
public abstract class AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
// ...
private transient Thread exclusiveOwnerThread; // 记录持有锁的线程
}
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer extends
AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
private volatile int state; // 记录锁的状态，通过CAS修改state的值。
// ...
}
针对要素 ① 和 ②，在上面两个类中有对应的体现：state取值可以是0，1，还可以大于1，就是为了支持锁的可重入性。例如，同样一个线程，调用5次lock，state会变成5；然后调用5次unlock，state减为0。
- 当state=0，没有线程持有锁，exclusiveOwnerThread=null；
- 当state=1，有一个线程持有锁，exclusiveOwnerThread=该线程；
- 当state>0，说明该线程(exclusiveOwnerThread)重入了该锁。
对于要素 ③，Unsafe类提供了阻塞或唤醒线程的一堆操作原语，也就是park/unpark。
public final class Unsafe {
public native void unpark(Object var1);
public native void park(boolean var1, long var2);
}
有一个LockSupport的工具类，对这一原语做了简单封装：
public class LockSupport {
// ...
private static final Unsafe U = Unsafe.getUnsafe();
public static void park() {
U.park(false, 0L);
}
public static void unpark(Thread thread) {
if (thread != null)
U.unpark(thread);
}
}
在当前线程中调用park()，该线程就会被阻塞；在另外一个线程中，调用unpark(Thread thread)，传入一个被阻塞的线程，就可以唤醒阻塞在park()地方的线程。 unpark(Thread thread)，它实现了一个线程对另外一个线程的"精准唤醒"。notify也只是唤醒某一个线程，但无法执行指定唤醒哪个线程。
针对要素 ④，在AQS中利用双向链表和CAS实现了一个阻塞队列。
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer {
// ...
static final class Node {
volatile Thread thread; // 每个Node对应一个被阻塞的线程
volatile Node prev;
volatile Node next;
// ...
}
private transient volatile Node head;
private transient volatile Node tail;
// ...
}
阻塞队列是整个AQS核心中的核心。 head指向双向链表头部，tail指向双向链表尾部。入队就是把新的Node加到tail后面，然后对tail进行CAS操作；出队就是对head进行CAS操作，把head向后移一个位置。
初始时，head=tail=NULL; 然后，在往队列中加入阻塞的线程时，会新建一个空的Node，让head和tail都指向这个空的Node；之后，在后面加入被阻塞的线程对象。所以，当head=tail的时候，说明队列为空。
3.1.4，阻塞队列与唤醒机制（⭐）
addWaiter(…)方法将当前线程封装成一个 Node，然后添加到等待队列的尾部。该方法的目的是让线程进入同步队列，以便在适当的时机被唤醒或中断。
//AbstractQueuedSynchronizer
private Node addWaiter(Node mode) {
//创建节点，尝试将节点追加到队列尾部。
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
//获取tail节点，将tail节点的next设置为当前节点。
Node pred = tail;
//如果tail不存在，就初始化队列。
if (pred != null) {
node.prev = pred;
//先尝试加到队列尾部，如果不成功，则执行enq(node);
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
//enq内部会进行队列的初始化，新建一个空的Node。然后不断尝试自旋，直至成功把该Node加入队列尾部为止。
enq(node);
return node;
}
在addWaiter(…)方法把Thread对象加入阻塞队列之后的工作就要靠acquireQueued(…)方法完成。 线程一旦进入acquireQueued(…)就会被无限期阻塞，即使有其他线程调用interrupt()方法也不能将其唤醒，除非有其他线程释放了锁，并且该线程拿到了锁，才会从acquireQueued(…)返回。
进入acquireQueued(…)，该线程被阻塞。在该方法返回的一刻，就是拿到锁的那一刻，也就是被唤醒的那一刻，此时会删除队列的第一个元素（head指针前移一个节点）。
//AbstractQueuedSynchronizer
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
//被唤醒，如果自己在队列头部，则尝试拿锁。
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
//拿锁成功，出队列；
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
首先，acquireQueued(…)方法有一个返回值，表示什么意思？虽然该方法不会中断响应，但它会记录被阻塞期间有没有其他线程向它发送过中断信号。如果有，则该方法返回true；否则，返回false。
//AbstractQueuedSynchronizer
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
static void selfInterrupt() {
Thread.currentThread().interrupt();
}
当acquireQueued(…)返回true时，会调用selfInterrupt()，自己给自己发送中断信号，也就是自己把自己的中断标志位设为true。之所以要这么做，是因为自己在阻塞期间，收到其他线程中断信号没有及时响应，现在要进行补偿。这样一来，如果该线程在lock代码块内部有调用sleep()之类的阻塞方法，就可以抛出异常，响应该中断信号。
阻塞就发生在下面这个方法中：
//AbstractQueuedSynchronizer
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
线程调用park()方法，自己把自己阻塞起来，直到被其他线程唤醒，该方法返回。
park()返回有两种情况：
- 其他线程调用了unpark(Thread t)
- 其他线程调用了t.interrupt()。这里要注意的是，lock()不能响应中断，但LockSupport.park()会响应中断。
也正因为LockSupport.park()可能被中断唤醒，acquireQueued(…)方法才写了一个for死循环。唤醒之后，如果发现自己排在队列头部，就去拿锁；如果拿不到锁，则再次阻塞自己。不断循环重复此过程，直到拿到锁。
被唤醒之后，通过Thread.interrupted()来判断是否被中断唤醒。如果是情况1，返回fasle；如果是情况2，返回true。
3.1.5，unlock()
unlock不区分公平还是非公平：当前线程要释放锁，先调用tryRelease(arg)方法，如果返回true，则取出head，让head获取锁。
//ReentrantLock
public void unlock() {
sync.release(1);
}
//AbstractQueuedSynchronizer
public final boolean release(int arg) {
//tryRelease(...)方法释放锁
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//unparkSuccessor(...)方法唤醒队列中的后继者
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
tryRelease方法：
//ReentrantLock
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
//只有锁的拥有者才有资格调用unlock()函数，否则抛出异常
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
//每次调用tryRelease，state值减1，直到0，才代表锁可以被成功释放
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
//没有使用CAS，而直接用set。因为是排他锁，只有一个线程能调减state值。
setState(c);
return free;
}
unparkSuccessor方法：
//ReentrantLock
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
Node s = node.next;
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
3.1.6，trylock()
tryLock()实现基于调用非公平锁的tryAcquire(…)，对state进行CAS操作，如果操作成功就拿到锁；如果操作不成功则直接返回false，也不阻塞。
//ReentrantLock
public boolean tryLock() {
return sync.nonfairTryAcquire(1);
}
3.2，读写锁
和互斥锁相比，读写锁（ReentrantReadWriteLock）就是读线程和读线程之间不互斥。
3.2.1，类继承层次
ReadWriteLock是一个接口，内部由两个Lock接口组成。
public interface ReadWriteLock {
Lock readLock();
Lock writeLock();
}
ReentrantReadWriteLock实现了该接口，使用方式如下：
ReadWriteLock readWriteLock = new ReentrantReadWriteLock();
Lock readLock = readWriteLock.readLock();
readLock.lock();
// 进行读取操作
readLock.unlock();
Lock writeLock = readWriteLock.writeLock();
writeLock.lock();
// 进行写操作
writeLock.unlock();
也就是说，当使用ReadWriteLock的时候，并不是直接使用，而是获得其内部的读锁和写锁，然后分别调用lock/unlock。
3.2.2，读写锁基本原理
从表面来看，ReadLock和WriteLock是两把锁，实际上它只是同一把锁的两个视图而已。什么叫两个视图呢？可以理解为一把锁，线程分为两类：读线程和写线程。读线程和写线程之间不互斥（可以同时拿到这把锁），读线程之间不互斥、写线程之间互斥。
从下面的构造方法也可以看出，readerLock和writerLock实际公用同一个sync对象。sync对象同互斥锁一样，分为非公平锁和公平两种策略，并继承自AQS。
public ReentrantReadWriteLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
readerLock = new ReadLock(this);
writerLock = new WriteLock(this);
}
同互斥锁一样，读写锁也是用state变量表示锁状态的。只是state变量在这里的含义和互斥锁完全不同。在内部类Sync中，对state变量进行重新定义，如下所示：
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
// ...
static final int SHARED_SHIFT = 16;
static final int SHARED_UNIT = (1 << SHARED_SHIFT);
static final int MAX_COUNT = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
static final int EXCLUSIVE_MASK = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
// 持有读锁的线程的重入次数
static int sharedCount(int c) { return c >>> SHARED_SHIFT; }
// 持有写锁的线程的重入次数
static int exclusiveCount(int c) { return c & EXCLUSIVE_MASK; }
// ...
private volatile int state;
}
也就是把state变量拆成两半，低16位，用来记录写锁；高16位，用来记录"读"锁。但同一时间既然只能有一个线程写，为什么还需要16位呢？因为一个写线程可能多次重入。16位的数值范围是0到65535，这意味着一个线程最多可以重入写锁65535次。这个范围通常已经足够大，能够满足绝大多数场景中的需求；高16位的值等于5，既可以表示5个线程都拿到了该锁；也可以表示一个读线程重入了5次。
为什么要把一个int类型变量拆成两半，而不是用两个int型变量分别表示读锁和写锁的状态呢？
CAS操作只能在一次操作中对一个内存地址的值进行比较和交换。无法用一次CAS同时操作两个int变量，所以用来一个int型的高16位和低16位分别表示读锁和写锁的状态。
- 当state = 0时，说明既没有线程持有读锁，也没有线程持有写锁；
- 当state !=0时，要么有线程持有读锁，要么有线程持有写锁，两者不能同时成立，因为读和写互斥。这时再进一步通过sharedCount(state)和exclusiveCount(state)判断到底时读线程还是写线程持有了该锁。
3.2.3，lock() & unlock()
public static class ReadLock implements Lock, java.io.Serializable {
// ...
public void lock() {
sync.acquireShared(1);
}
public void unlock() {
sync.releaseShared(1);
}
// ...
}
public static class WriteLock implements Lock, java.io.Serializable {
// ...
public void lock() {
sync.acquire(1);
}
public void unlock() {
sync.release(1);
}
// ...
}
acquire/release、acquireShared/releaseShared是AQS里面的两对模板方法。互斥锁和读写锁的写锁都是基于acquire/release模板方法来实现的。读写锁的读锁是基于acquireShared/releaseShared这对模板方法来实现的。这两对模板方法的代码如下：
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
// ...
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) && // tryAcquire方法由多个Sync子类实现
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0) // tryAcquireShared方法由多个Sync子类实现
doAcquireShared(arg);
}
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) { // tryRelease方法由多个Sync子类实现
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) { // tryReleaseShared方法由多个Sync子类实现
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}
// ...
}
将读/写、公平/非公平进行排列组合，就有4种组合。如下，上面的两个方法都是在Sync种实现的。Sync种的两个方法又是模板方法，在NonfairSync和FairSync种分别有实现。最终的对应关系如下：
- 读锁的公平实现：Sync.tryAcquireShared() + FairSync 中的 lock() & tryAcquire()。tryAcquire())。
- 读锁的非公平实现：Sync.tryAcquireShared() + NonfairSync中的 lock() & tryAcquire()。
- 写锁的公平实现：Sync.tryAcquire() + FairSync中的 lock() & tryAcquire()。
- 写锁的非公平实现：Sync.tryAcquire() + NonfairSync中的 lock() & tryAcquire()。
/**
* Nonfair version of Sync
*/
static final class NonfairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -8159625535654395037L;
// 写线程枪锁的时候是否应该阻塞
final boolean writerShouldBlock() {
// 写线程在抢锁之前永远不被阻塞，非公平锁
return false; // writers can always barge
}
// 读线程抢锁的时候是否应该阻塞
final boolean readerShouldBlock() {
// 读线程抢锁的时候，当队列中第一个元素是写线程的时候要阻塞
return apparentlyFirstQueuedIsExclusive();
}
}
/**
* Fair version of Sync
*/
static final class FairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -2274990926593161451L;
// 写线程抢锁的时候是否应该阻塞
final boolean writerShouldBlock() {
// 写线程在抢锁之前，如果队列中有其他线程在排队，则阻塞。公平锁
return hasQueuedPredecessors();
}
// 读线程抢锁的时候是否应该阻塞
final boolean readerShouldBlock() {
// 读线程在抢锁之前，如果队列中有其他线程在排队，阻塞。公平锁
return hasQueuedPredecessors();
}
}
对于非公平，读锁和写锁的实现策略稍有差异：
- 写锁能抢锁，前提是state=0，只有在没有其他线程持有读锁或写锁的情况下，它才有机会去抢锁。或者state !=0，但哪个持有写锁的线程是自己，再次重入。写线程是非公平的，即writerShouldBlock()方法一直返回false。
- 对于读线程，假设当前线程被读线程持有，然后其他读线程还非公平地一直去抢，可能导致写线程永远拿不到锁，所以对于读线程的非公平，要做一些"约束"。当发现队列的第一个元素是写线程的时候，读线程也要阻塞，不能直接去抢。即偏向写线程。
3.2.4，WriteLock公平锁&非公平锁
写锁是排他锁，实现策略类似于互斥锁，重写了tryAcquire/tryRelease方法。
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
//写线程只能有一个，但写线程可以多次重入
int w = exclusiveCount(c);
//当c!=0 说明有读线程或者写线程持有锁
if (c != 0) {
// (Note: if c != 0 and w == 0 then shared count != 0)
// w == 0, 说明锁被读线程持有，只能返回：w!=0，持有写锁的线程不是自己，也只能返回。
if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
return false;
//16位用满了，超过了最大重入次数。
if (w + exclusiveCount(acquires) > MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
// Reentrant acquire
setState(c + acquires);
return true;
}
//公平锁实现和非公平锁实现只是writerShouldBlock()分别被FairSync和NonfairSync实现。
if (writerShouldBlock() ||
!compareAndSetState(c, c + acquires))
return false;
//抢锁成功后，将ownerThread设成自己。
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
- c!=0 and w==0，说明当前一定是读线程拿着锁，写锁一定拿不到，返回false。
- c!=0 and w!=0，说明当前一定是写线程拿着锁，执行current!=getExclusive-OwnerThread()的判断，发现ownerThread不是自己，返回false。
- c!=0 and w!=0 and current = getExclusiveOwnerThread()，才会走到 if (w + exclusiveCount(acquires) > MAX_COUNT)。判断重入次数，重入次数超过最大值，抛出异常。
- if (c=0)，说明当前既没有读线程，也没有写线程持有该锁。可以通过CAS操作开抢。
tryRelease()分析
protected final boolean tryRelease(int releases) {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
int nextc = getState() - releases;
boolean free = exclusiveCount(nextc) == 0;
if (free)
setExclusiveOwnerThread(null);
//因为写锁是排他的，在当前线程持有写锁的时候，其他线程不会持有写锁也不会持有读锁。所以，这里对state值的调减不需要CAS操作，直接减1即可。
setState(nextc);
return free;
}
tryLock和lock方法不区分公平/非公平。
//ReentrantReadWriteLock
public boolean tryLock( ) {
return sync.tryWriteLock();
}
final boolean tryWriteLock() {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
//当state不是0的时候，如果写线程获取锁的个数是0，或者写线程不是当前线程，则返回枪锁失败。
if (c != 0) {
int w = exclusiveCount(c);
if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
return false;
if (w == MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
}
//只要不是上面的情况，则通过CAS设置state的值。
//如果设置成功，就将排他线程设置为当前线程并返回true。
if (!compareAndSetState(c, c + 1))
return false;
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
3.2.5，ReadLock公平锁&非公平锁
读锁是共享锁，重写了tryAcquireShared/tryReleaseShared方法其实现策略和排他锁有很大差异。
//ReentrantReadWriteLock
protected final int tryAcquireShared(int unused) {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
//写锁被某线程持有，并且这个线程还不是自己，读锁肯定拿不到，直接返回。
if (exclusiveCount(c) != 0 &&
getExclusiveOwnerThread() != current)
return -1;
int r = sharedCount(c);
//公平和非公平的差异就在于这个函数
if (!readerShouldBlock() &&
r < MAX_COUNT &&
//CAS拿读锁，高16位加1
compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
//r之前等于0，说明这是第一个拿到读锁的线程
if (r == 0) {
firstReader = current;
firstReaderHoldCount = 1;
//不是第一个
} else if (firstReader == current) {
firstReaderHoldCount++;
} else {
HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
cachedHoldCounter = rh = readHolds.get();
else if (rh.count == 0)
readHolds.set(rh);
rh.count++;
}
return 1;
}
//上面拿读锁失败，进入这个函数不断自旋拿读锁
return fullTryAcquireShared(current);
}
if (exclusiveCount(c) != 0 &&
getExclusiveOwnerThread() != current)
return -1;
低16位不等于0，说明有写线程持有锁，并且只有当ownerThread !=自己时，才返回-1。如果current=ownerThread，则这段代码不会返回。这是因为一个写线程可以再次去拿读锁！也就是说，一个线程在持有WriteLock后，再去调用ReadLock.lock也是可以的。
compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT))
把state的高16位加1（读锁的状态），但因为是在高16位，必须把1左移16位再加1。
firstReader，cacheHoldConunter之类的变量，只是一些统计变量，在ReentrantRead-WriteLock对外的一些查询函数中会用到，例如，查询持有读锁的线程列表，但对整个读写互斥机制没有影响。
protected final boolean tryReleaseShared(int unused) {
Thread current = Thread.currentThread();
// ...
for (;;) {
int c = getState();
int nextc = c - SHARED_UNIT;
if (compareAndSetState(c, nextc))
// Releasing the read lock has no effect on readers,
// but it may allow waiting writers to proceed if
// both read and write locks are now free.
return nextc == 0;
}
}
因为读锁是共享锁，多个线程会同时持有读锁，所以对读锁的释放不能直接减1，而是需要通过一个for循环 + CAS操作不断重试。这是tryReleaseShared和tryReleased的根本差异所在。
3.3，Condition
3.3.1，Condition与Lock的关系
Condition本身也是一个接口，其功能和wait/notify类似，如下：
public interface Condition {
void await() throws InterruptedException;
boolean await(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
long awaitNanos(long nanosTimeout) throws InterruptedException;
void awaitUninterruptibly();
boolean awaitUntil(Date deadline) throws InterruptedException;
void signal();
void signalAll();
}
wait()/notify()必须和synchronized一起使用，Condition也必须和Lock一起使用。因此，在Lock的接口中，有一个与Condition相关的接口：
public interface Lock {
void lock();
void lockInterruptibly() throws InterruptedException;
// 所有的Condition都是从Lock中构造出来的
Condition newCondition();
boolean tryLock();
boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
void unlock();
}
3.3.2，Condition的使用场景
以ArrayBlockingQueue为例。如下面所示为一个用数组实现的阻塞队列，执行put(…)操作的时候，队列满了，生产者线程被阻塞；执行take()的时候，队列为空，消费者线程被阻塞。
public class ArrayBlockingQueue<E> extends AbstractQueue<E>
implements BlockingQueue<E>, java.io.Serializable {
//...
final Object[] items;
int takeIndex;
int putIndex;
int count;
// 一把锁+两个条件
final ReentrantLock lock;
private final Condition notEmpty;
private final Condition notFull;
public ArrayBlockingQueue(int capacity, boolean fair) {
if (capacity <= 0)
throw new IllegalArgumentException();
this.items = new Object[capacity];
// 构造器中创建一把锁加两个条件
lock = new ReentrantLock(fair);
// 构造器中创建一把锁加两个条件
notEmpty = lock.newCondition();
// 构造器中创建一把锁加两个条件
notFull = lock.newCondition();
}
public void put(E e) throws InterruptedException {
Objects.requireNonNull(e);
final ReentrantLock lock = this.lock;
lock.lockInterruptibly();
try {
while (count == items.length)
// 非满条件阻塞，队列容量已满
notFull.await();
enqueue(e);
} finally {
lock.unlock();
}
}
private void enqueue(E e) {
// assert lock.isHeldByCurrentThread();
// assert lock.getHoldCount() == 1;
// assert items[putIndex] == null;
final Object[] items = this.items;
items[putIndex] = e;
if (++putIndex == items.length) putIndex = 0;
count++;
// put数据结束，通知消费者非空条件
notEmpty.signal();
}
public E take() throws InterruptedException {
final ReentrantLock lock = this.lock;
lock.lockInterruptibly();
try {
while (count == 0)
// 阻塞于非空条件，队列元素个数为0，无法消费
notEmpty.await();
return dequeue();
} finally {
lock.unlock();
}
}
private E dequeue() {
// assert lock.isHeldByCurrentThread();
// assert lock.getHoldCount() == 1;
// assert items[takeIndex] != null;
final Object[] items = this.items;
@SuppressWarnings("unchecked")
E e = (E) items[takeIndex];
items[takeIndex] = null;
if (++takeIndex == items.length) takeIndex = 0;
count--;
if (itrs != null)
itrs.elementDequeued();
// 消费成功，通知非满条件，队列中有空间，可以生产元素了。
notFull.signal();
return e;
}
// ...
}
3.3.3，Condition实现原理
可以发现，Condition的使用很方便，避免了wait/notify的生产者通知生产者，消费者通知消费者的问题。具体实现如下：
由于Condition必须和Lock一起使用，所以Condition的实现也是Lock的一部分。首先查看互斥锁和读写锁中Condition的构造方法
public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
// ...
public Condition newCondition() {
return sync.newCondition();
}
}
public class ReentrantReadWriteLock implements ReadWriteLock, java.io.Serializable {
// ...
private final ReentrantReadWriteLock.ReadLock readerLock;
private final ReentrantReadWriteLock.WriteLock writerLock;
// ...
public static class ReadLock implements Lock, java.io.Serializable {
// 读锁不支持Condition
public Condition newCondition() {
// 抛异常
throw new UnsupportedOperationException();
}
}
public static class WriteLock implements Lock, java.io.Serializable {
// ...
public Condition newCondition() {
return sync.newCondition();
}
// ...
}
// ...
}
首先，读写锁中的ReadLock是不支持Condition的，读写锁的写锁和互斥锁都支持Condition。虽然它们各自调用的是自己的内部类Sync，但内部类Sync都继承紫AQS。因此，上面的代码sync.newCondition最终都调用了AQS中的newCondition：
public abstract class AbstractQueuedSynchronizer
extends AbstractOwnableSynchronizer implements java.io.Serializable {
public class ConditionObject implements Condition, java.io.Serializable {
// Condition的所有实现，都在ConditionObject类中
}
}
public class ReentrantLock implements Lock, java.io.Serializable {
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
final ConditionObject newCondition() {
return new ConditionObject();
}
}
}
每一个Condition对象上面，都阻塞了多个线程。因此，在ConditionObject内部也有一个双向链表组成的队列，如下：
public class ConditionObject implements Condition, java.io.Serializable {
private transient Node firstWaiter;
private transient Node lastWaiter;
}
static final class Node {
volatile Node prev;
volatile Node next;
volatile Thread thread;
Node nextWaiter;
}
3.3.4，await()实现分析
public final void await() throws InterruptedException {
// 刚要执行await()操作，收到中断信号，抛异常
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
// 加入Condition的等待队列
Node node = addConditionWaiter();
// 阻塞在Condition之前必须先释放锁，否则会死锁
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
// 阻塞当前线程
LockSupport.park(this);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
// 重新获取锁
if (acquiraeQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
// 被中断唤醒，抛中断异常
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
- 线程调用await()的时候，肯定已经先拿到了锁。所以，在addConditionWaiter()内部，对这个双向链表的操作不需要执行CAS操作，线程是安全的，代码如下：
private Node addConditionWaiter() {
// ...
Node t = lastWaiter;
// ...
Node node = new Node(Node.CONDITION);
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}
-
在线程执行wait操作之前，必须先释放锁。也就是fullyRelease(node)，否则会发生死锁。这个和wait/notify与synchronized的配合机制一样。
-
线程从wait中被唤醒后，必须用acquiraeQueued(node, savedState)方法重新拿锁。
-
checkInterruptWhileWaiting(node)代码在park(this)代码之后，是为了检测在park期间是否收到过中断信号。当线程从park中醒来时，有两种可能：
- 一种是其他线程调用了unpark；
- 另一种是收到中断信号。
-
这里的await()方法是可以响应中断，所以当发现自己被中断唤醒的，而不是被unpark唤醒时，会直接退出while循环，await()方法也会返回。
-
isOnSyncQueue(node)用于判断该Node是否在AQS的同步队列里面。初始的时候，Node值在Condition的队列里，而不在AQS的队列里。但执行notify操作的时候，会放进AQS的同步队列。
3.3.5，awaitUniterruptibly()实现分析
与await()不同，awaitUninterruptibly()不会响应中断，其方法的定义中不会有中断异常抛出，下面分析其实现和await()的区别。
public final void awaitUninterruptibly() {
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
boolean interrupted = false;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
//当线程唤醒后，如果被中断过，仅记录，不处理，继续进行while循环
if (Thread.interrupted())
interrupted = true;
}
if (acquireQueued(node, savedState) || interrupted)
selfInterrupt();
}
可以看出，整体代码和await()类似，区别在于收到异常后，不会抛出异常，而是继续执行while循环。
3.3.6，notify()实现分析
public final void signal() {
// 只有持有锁的线程，才有资格调用signal()方法
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
Node first = firstWaiter;
if (first != null)
// 发起通知
doSignal(first);
}
// 唤醒队列中的第1个线程
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) && (first = firstWaiter) != null);
}
final boolean transferForSignal(Node node) {
if (!node.compareAndSetWaitStatus(Node.CONDITION, 0))
return false;
// 先把Node放入互斥锁的同步队列中，再调用unpark方法
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
if (ws > 0 || !p.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL))
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}
同await()一样，在调用notify()的时候，必须先拿到锁（否则就会抛出上面的异常），是因为前面执行await()的时候，把锁释放了。
然后从队列中取出firstWaiter，唤醒它。在通过调用unpark唤醒它之前，先用enq(node)方法把这个Node放入AQS的锁对应的阻塞队列中。也正因为如此，才有了await()方法里面的判断条件：while (!isOnSyncQueue(node)) ，这个判断条件满足，说明await线程不是被中断的，而是被unpark唤醒的。
notifyAll()与此类似。
3.4，StampedLock
3.4.1，StampedLock使用场景
| 锁 | 并发度 |
|---|---|
| ReentrantLock | 读与读互斥，读与写互斥，写与写互斥 |
| ReentrantReadWriteLock | 读与读不互斥，读与写互斥，写与写互斥 |
| StampedLock | 读与读不互斥，读与写不互斥，写与写互斥 |
可以看到，从ReentrantLock到StampedLock，并发度依次提高。StampedLock是如何做到“读”与“写”也不互斥、并发地访问的呢？MySQL 高并发的核心机制 MVCC，也就是一份数据多个版本，此处的StampedLock有异曲同工之妙。
另一方面，因为ReentrantLock采用的是“悲观读”的策略，当第一个读线程拿到锁之后，第二个、第三个读线程还可以拿到锁，使得写线程一直拿不到锁，可能导致写线程“饿死”。虽然在其公平或非公平的实现中，都尽量避免这种情形，但还有可能发生。StampedLock引入了“乐观读”策略，读的时候不加读锁，读出来发现数据被修改了，再升级为“悲观读”，相当于降低了“读”的地位，把抢锁的天平往“写”的一方倾斜了一下，避免写线程被饿死。
class Point {
private double x,y;
private final StampedLock s1 = new StampedLock();
//多个线程调用该函数，修改x,y的值
void move(double deltaX, double deltaY) {
long stamp = s1.writeLock();
try {
x += deltaX;
y += deltaY;
} finally {
s1.unlockWrite(stamp);
}
}
//多个线程调用该函数，求距离。使用“乐观读”将共享变量拷贝到线程栈中。
//读的期间，其他线程修改了共享变量（读到脏数据），放弃。升级为悲观锁。
double distanceFromOrigin() {
long stamp = s1.tryOptimisticRead();
double currentX = x, currentY = y;
if (!s1.validate(stamp)) {
stamp = s1.readLock();
try {
currentX = x;
currentY = y;
} finally {
s1.unlockRead(stamp);
}
}
return Math.sqrt(currentX*currentX + currentY*currentY);
}
}
首先，执行move操作的时候，要加锁。这个用法和ReadWriteLock的用法没有区别，写操作和写操作也是互斥的。关键在于读的时候，用了一个“乐观读”sl.tryOptimisticRead（），相当于在读之前给数据的状态做了一个“快照”。然后，把数据拷贝到内存里面，在用之前，再比对一次版本号。如果版本号变了，则说明在读的期间有其他线程修改了数据。读出来的数据废弃，重新获取读锁。关键代码就是下面这三行：
//在读之前，获取数据的版本号。
//读：将一份数据拷贝到线程的栈内存中
//读之后：将读之前的版本号和当前版本号比对，判断读出来数据是否可以使用（期间没有被其他线程修改）
long stamp = s1.tryOptimisticRead();
double currentX = x, currentY = y;
if (!s1.validate(stamp)) {
要说明的是，这三行关键代码对顺序非常敏感，不能有重排序。因为 state 变量已经是volatile，所以可以禁止重排序，但stamp并不是volatile 的。为此，在validate （stamp ）函数里面插入内存屏障。
3.4.2，“乐观读”的实现原理
首先，StampedLock是一个读写锁，因此也会像读写锁那样，把一个state变量分成两半，分别表示读锁和写锁的状态。同时，它还需要一个数据的version。但正如前面所说，一次CAS没有办法操作两个变量，所以这个state变量本身同时也表示了数据的version。下面先分析state变量。
public class StampedLock implements java.io.Serializable {
private static final long RUNIT = 1L;
//第8位表示写锁
private static final long WBIT = 1L << LG_READERS;
//最低的7位表示读锁
private static final long RBITS = WBIT - 1L;
//读锁的数目
private static final long RFULL = RBITS - 1L;
//读锁和写锁的状态整合到一起
private static final long ABITS = RBITS | WBIT;
private static final long SBITS = ~RBITS; // note overlap with ABITS
// Initial value for lock state; avoid failure value zero
private static final long ORIGIN = WBIT << 1;
//state的初始值
private transient volatile long state;
用最低的8位表示读和写的状态，其中第8位表示写锁的状态，最低的7位表示读锁的状态。因为写锁只有一个bit位，所以写锁是不可重入的。
初始值不为0，而是把WBIT 向左移动了一位，也就是上面的ORIGIN 常量，构造函数如下所示。
// Initial value for lock state; avoid failure value zero
private static final long ORIGIN = WBIT << 1;
public StampedLock() {
state = ORIGIN;
}
为什么state的初始值不设为0呢？这就要从乐观锁的实现说起。
public long tryOptimisticRead() {
long s;
return (((s = state) & WBIT) == 0L) ? (s & SBITS) : 0L;
}
public boolean validate(long stamp) {
U.loadFence();
return (stamp & SBITS) == (state & SBITS);
}
上面两个函数必须结合起来看：当state&WBIT！=0的时候，说明有线程持有写锁，上面的tryOptimisticRead会永远返回0。这样，再调用validate（stamp），也就是validate（0）也会永远返回false。这正是我们想要的逻辑：当有线程持有写锁的时候，validate永远返回false，无论写线程是否释放了写锁。因为无论是否释放了（state回到初始值）写锁，state值都不为0，所以validate（0）永远为false。
为什么上面的validate（…）函数不直接比较stamp=state，而要比较state&SBITS=state&SBITS 呢？因为读锁和读锁是不互斥的！所以，即使在“乐观读”的时候，state 值被修改了，但如果它改的是第7位，validate（…）还是会返回true。
另外要说明的一点是，上面使用了内存屏障 U.loadFence（），是因为在这行代码的下一行里面的stamp、SBITS变量不是volatile
的，由此可以禁止其和前面的currentX=X，currentY=Y进行重排序。通过上面的分析，可以发现state的设计非常巧妙。只通过一个变量，既实现了读锁、写锁的状态记录，还实现了数据的版本号的记录。
3.4.3，悲观读/写：“阻塞”和“自旋”策略实现差异
和ReadWriteLock一样，StampedLock也要进行悲观的读锁和写锁操作。不过它不是基于AQS实现的，而是内部重新实现了一个阻塞队列。
static final class WNode {
volatile WNode prev;
volatile WNode next;
volatile WNode cowait; // list of linked readers
volatile Thread thread; // non-null while possibly parked
volatile int status; // 0, WAITING, or CANCELLED
final int mode; // RMODE or WMODE
WNode(int m, WNode p) { mode = m; prev = p; }
}
/** Head of CLH queue */
private transient volatile WNode whead;
/** Tail (last) of CLH queue */
private transient volatile WNode wtail;
这个阻塞队列和 AQS 里面的很像。刚开始的时候，whead=wtail=NULL，然后初始化，建一个空节点，whead和wtail都指向这个空节点，之后往里面加入一个个读线程或写线程节点。但基于这个阻塞队列实现的锁的调度策略和AQS很不一样，也就是“自旋”。在AQS里面，当一个线程CAS state失败之后，会立即加入阻塞队列，并且进入阻塞状态。但在StampedLock中，CAS state失败之后，会不断自旋，自旋足够多的次数之后，如果还拿不到锁，才进入阻塞状态。为此，根据CPU的核数，定义了自旋次数的常量值。如果是单核的CPU，肯定不能自旋，在多核情况下，才采用自旋策略。
private static final int NCPU = Runtime.getRuntime().availableProcessors();
private static final int SPINS = (NCPU > 1) ? 1 << 6 : 0;
下面以写锁的加锁，也就是StampedLock的writeLock（）函数为
例，来看一下自旋的实现。
public long writeLock() {
long s, next;
return ((((s = state) & ABITS) == 0L &&
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + WBIT)) ?
next : acquireWrite(false, 0L));
}
如上面代码所示，当state&ABITS==0的时候，说明既没有线程持有读锁，也没有线程持有写锁，此时当前线程才有资格通过CAS操作state。若操作不成功，则调用acquireWrite（）函数进入阻塞队列，并进行自旋，这个函数是整个加锁操作的核心，代码如下。
private long acquireWrite(boolean interruptible, long deadline) {
WNode node = null, p;
//入队列时自选
for (int spins = -1;;) { // spin while enqueuing
long m, s, ns;
if ((m = (s = state) & ABITS) == 0L) {
if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT))
//自旋的时候拿到了锁，函数返回
return ns;
}
else if (spins < 0)
spins = (m == WBIT && wtail == whead) ? SPINS : 0;
else if (spins > 0) {
if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0)
//不断自旋，以一定的概率把spins值往下累减
--spins;
}
else if ((p = wtail) == null) { //初始化队列
WNode hd = new WNode(WMODE, null);
if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))
wtail = hd;
}
else if (node == null)
node = new WNode(WMODE, p);
else if (node.prev != p)
node.prev = p;
else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {
p.next = node;
//for循环唯一的break，CAS tail成功（成功加入队列尾部），才会退出for循环
break;
}
}
for (int spins = -1;;) {
WNode h, np, pp; int ps;
if ((h = whead) == p) {
if (spins < 0)
spins = HEAD_SPINS;
else if (spins < MAX_HEAD_SPINS)
spins <<= 1;
for (int k = spins;;) { // spin at head
long s, ns;
//再次尝试拿锁
if (((s = state) & ABITS) == 0L) {
if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s,
ns = s + WBIT)) {
whead = node;
node.prev = null;
return ns;
}
}
else if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 &&
--k <= 0) //不断自旋
break;
}
}
else if (h != null) { // help release stale waiters
WNode c; Thread w;
//自己从阻塞中唤醒，然后唤醒cowait中所有reader线程
while ((c = h.cowait) != null) {
if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) &&
(w = c.thread) != null)
U.unpark(w);
}
}
if (whead == h) {
if ((np = node.prev) != p) {
if (np != null)
(p = np).next = node; // stale
}
else if ((ps = p.status) == 0)
U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);
else if (ps == CANCELLED) {
if ((pp = p.prev) != null) {
node.prev = pp;
pp.next = node;
}
}
else {
long time; // 0 argument to park means no timeout
if (deadline == 0L)
time = 0L;
else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)
return cancelWaiter(node, node, false);
Thread wt = Thread.currentThread();
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this);
node.thread = wt;
if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) != 0L) &&
whead == h && node.prev == p)
//进入阻塞状态，之后被另外一个线程release唤醒，接着往下执行这个for循环
U.park(false, time);
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, node, true);
}
}
}
}
整个acquireWrite（…）函数是两个大的for循环，内部实现了非常复杂的自旋策略。在第一个大的for循环里面，目的就是把该Node加入队列的尾部，一边加入，一边通过CAS操作尝试获得锁。如果获得了，整个函数就会返回；如果不能获得锁，会一直自旋，直到加入队列尾部。
在第二个大的for循环里，也就是该Node已经在队列尾部了。这个时候，如果发现自己刚好也在队列头部，说明队列中除了空的Head节点，就是当前线程了。此时，再进行新一轮的自旋，直到达到MAX_HEAD_SPINS次数，然后进入阻塞。这里有一个关键点要说明：当release（…）函数被调用之后，会唤醒队列头部的第1个元素，此时会执行第二个大的for循环里面的逻辑，也就是接着for循环里面park（）函数后面的代码往下执行。
另外一个不同于AQS的阻塞队列的地方是，在每个WNode里面有一个cowait指针，用于串联起所有的读线程。例如，队列尾部阻塞的是一个读线程 1，现在又来了读线程 2、3，那么会通过cowait指针，把1、2、3串联起来。1被唤醒之后，2、3也随之一起被唤醒，因为读和读之间不互斥。
明白加锁的自旋策略后，下面来看锁的释放操作。和读写锁的实现类似，也是做了两件事情：一是把state变量置回原位，二是唤醒阻塞队列中的第一个节点。节点被唤醒之后，会继续执行上面的第二个大的for循环，自旋拿锁。如果成功拿到，则出队列；如果拿不到，则再次进入阻塞，等待下一次被唤醒。
// java.util.concurrent.locks.StampedLock#unlockWrite
public void unlockWrite(long stamp) {
WNode h;
if (state != stamp || (stamp & WBIT) == 0L)
throw new IllegalMonitorStateException();
state = (stamp += WBIT) == 0L ? ORIGIN : stamp;
if ((h = whead) != null && h.status != 0)
release(h);
}
// 唤醒队列的队首节点【头结点whead的后继节点】
private void release(WNode h) {
if (h != null) {
WNode q; Thread w;
U.compareAndSwapInt(h, WSTATUS, WAITING, 0); // 将头结点状态从-1变为0，标识要唤醒其后继节点
if ((q = h.next) == null || q.status == CANCELLED) { // 判断头结点的后继节点是否为null或状态为取消
for (WNode t = wtail; t != null && t != h; t = t.prev) // 从队尾查找距头结点最近的状态为等待的节点
if (t.status <= 0)
q = t; // 赋值
}
if (q != null && (w = q.thread) != null)
U.unpark(w); // 唤醒队首节点
}
}
