《Java并发编程的艺术》——锁（笔记）

五、Java中的锁

本章将介绍Java并发包中与锁相关的API和组件，以及这些API和组件的使用方式和实现细节。内容主要围绕两个方面：

1. 使用，通过示例演示这些组件的使用方法以及详细介绍与锁相关的API
2. 实现，通过分析源码来剖析实现细节，因为理解实现的细节方能更加得心应手且正确地使用这些组件

希望通过以上两个方面的讲解使开发者对锁的使用和实现两个层面有一定的了解。

5.1 Lock接口

锁是用来控制多个线程访问共享资源的方式，一般来说，一个锁能够防止多个线程同时访问共享资源（但是有些锁可以允许多个线程并发的访问共享资源，比如读写锁）。

在Lock接口出现之前，Java程序是靠synchronized关键字实现锁功能的，而Java SE 5之后，并发包中新增了Lock接口（以及相关实现类）用来实现锁功能，它提供了与synchronized关键字类似的同步功能，只是在使用时需要显式地获取和释放锁。

虽然它缺少了（通过synchronized块或者方法所提供的）隐式获取释放锁的便捷性，但是却拥有了锁获取与释放的可操作性、可中断的获取锁以及超时获取锁等多种synchronized关键字所不具备的同步特性。

使用synchronized关键字将会隐式地获取锁，但是它将锁的获取和释放固化了，也就是先获取再释放。当然，这种方式简化了同步的管理，可是扩展性没有显示的锁获取和释放来的好。

例如，针对一个场景，手把手进行锁获取和释放，先获得锁A，然后再获取锁B，当锁B获得后，释放锁A同时获取锁C，当锁C获得后，再释放B同时获取锁D，以此类推。这种场景下，synchronized关键字就不那么容易实现了，而使用Lock却容易许多。Lock的使用也很简单，如下是Lock的使用的方式。

	Lock lock = new ReentrantLock();
	lock.lock();
	try {
	
	} finally {
		lock.unlock();
	}

在finally块中释放锁，目的是保证在获取到锁之后，最终能够被释放。

不要将获取锁的过程写在try块中，因为如果在获取锁（自定义锁的实现）时发生了异常，异常抛出的同时，也会导致锁无故释放。

Lock是一个接口，它定义了锁获取和释放的基本操作，Lock的API如表

这里先简单介绍一下Lock接口的API，随后的章节会详细介绍同步器AbstractQueuedSynchronizer以及常用Lock接口的实现ReentrantLock。Lock接口的实现基本都是通过聚合了一个同步器的子类来完成线程访问控制的。

5.2 队列同步器

队列同步器 AbstractQueuedSynchronizer（AQS，以下简称同步器），是用来构建锁或者其他同步组件的基础框架，它使用了一个int成员变量表示同步状态，通过内置的FIFO队列来完成资源获取线程的排队工作，并发包的作者（Doug Lea）期望它能够成为实现大部分同步需求的基础。

同步器的主要使用方式是继承，子类通过继承同步器并实现它的抽象方法来管理同步状态，在抽象方法的实现过程中免不了要对同步状态进行更改，这时就需要使用同步器提供的3个方法

• getState()
• setState(int newState)
• compareAndSetState(int expect,int update)）

来进行操作，因为它们能够保证状态的改变是安全的。

子类推荐被定义为自定义同步组件的静态内部类，同步器自身没有实现任何同步接口，它仅仅是定义了若干同步状态获取和释放的方法来供自定义同步组件使用，同步器既可以支持独占式地获取同步状态，也可以支持共享式地获取同步状态，这样就可以方便实现不同类型的同步组件

• ReentrantLock
• ReentrantReadWriteLock
• CountDownLatch

同步器是实现锁（也可以是任意同步组件）的关键，在锁的实现中聚合同步器，利用同步器实现锁的语义。

可以这样理解二者之间的关系：

• 锁是面向使用者的，它定义了使用者与锁交互的接口（比如可以允许两个线程并行访问），隐藏了实现细节
• 同步器面向的是锁的实现者，它简化了锁的实现方式，屏蔽了同步状态管理、线程的排队、等待与唤醒等底层操作。锁和同步器很好地隔离了使用者和实现者所需关注的领域。

5.2.1 队列同步器的接口与示例

同步器的设计是基于模板方法模式的，也就是说，使用者需要继承同步器并重写指定的方法，随后将同步器组合在自定义同步组件的实现中，并调用同步器提供的模板方法，而这些
模板方法将会调用使用者重写的方法。

重写同步器指定的方法时，需要使用同步器提供的如下3个方法来访问或修改同步状态。

• getState()：获取当前同步状态。
• setState(int newState)：设置当前同步状态。
• compareAndSetState(int expect,int update)：使用CAS设置当前状态，该方法能够保证状态

底层使用了
Unsafe（java 8），具体内容可以参考-java 中Unsafe介绍
VarHandler（java 9以上），具体内容可以参考-Java 9 变量句柄-VarHandle

它们Unsafe本质上是增加了进行原子操作的范围，不在仅限于用Atomic类。

VarHandler是更标准的操作类，本质上是对于Unsafe、Atomic以及其他原子操作相关类的一个标准化。

设置的原子性。同步器可重写的方法与描述如表所示。

实现自定义同步组件时，将会调用同步器提供的模板方法，这些（部分）模板方法与描述

同步器提供的模板方法基本上分为3类：独占式获取与释放同步状态、共享式获取与释放同步状态和查询同步队列中的等待线程情况。自定义同步组件将使用同步器提供的模板方法来实现自己的同步语义。

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只有掌握了同步器的工作原理才能更加深入地理解并发包中其他的并发组件，所以下面通过一个独占锁的示例来深入了解一下同步器的工作原理。

顾名思义，独占锁就是在同一时刻只能有一个线程获取到锁，而其他获取锁的线程只能处于同步队列中等待，只有获取锁的线程释放了锁，后继的线程才能够获取锁，如下所示。

class Mutex implements Lock {
    // 静态内部类，自定义同步器
    private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
        // 是否处于占用状态
        protected boolean isHeldExclusively() {
            return getState() == 1;
        }

        // 当状态为0的时候获取锁
        public boolean tryAcquire(int acquires) {
            if (compareAndSetState(0, 1)) {
                setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
                return true;
            }
            return false;
        }

        // 释放锁，将状态设置为0
        protected boolean tryRelease(int releases) {
            if (getState() == 0)
                throw new IllegalMonitorStateException();
            setExclusiveOwnerThread(null);
            setState(0);
            return true;
        }

        // 返回一个Condition，每个condition都包含了一个condition队列
        Condition newCondition() {
            return new ConditionObject();
        }
    }

    // 仅需要将操作代理到Sync上即可
    private final Sync sync = new Sync();

    public void lock() {
        sync.acquire(1);
    }

    public boolean tryLock() {
        return sync.tryAcquire(1);
    }

    public void unlock() {
        sync.release(1);
    }

    public Condition newCondition() {
        return sync.newCondition();
    }

    public boolean isLocked() {
        return sync.isHeldExclusively();
    }

    public boolean hasQueuedThreads() {
        return sync.hasQueuedThreads();
    }

    public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
        sync.acquireInterruptibly(1);
    }

    public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
        return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
    }
}

上述示例中，独占锁Mutex是一个自定义同步组件，它在同一时刻只允许一个线程占有锁。

Mutex中定义了一个静态内部类，该内部类继承了同步器并实现了独占式获取和释放同步状态。

在tryAcquire(int acquires)方法中，如果经过CAS设置成功（同步状态设置为1），则代表获取了同步状态，而在tryRelease(int releases)方法中只是将同步状态重置为0。

用户使用Mutex时并不会直接和内部同步器的实现打交道，而是调用Mutex提供的方法，在Mutex的实现中，以获取锁的lock()方法为例，只需要在方法实现中调用同步器的模板方法acquire(int args)即可，当前线程调用该方法获取同步状态失败后会被加入到同步队列中等待，这样就大大降低了实现一个可靠自定义同步组件的门槛。

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此外，ConditionObject 是AQS的内部类，用来维护等待队列，相关文章可参考-AQS内部类ConditionObject解析

AQS内部实际上有两个队列

• 同步队列：公平/非公平，共享/非共享
• 等待队列：条件等待队列，也就是Condition

等待队列中就是用await方法时任务进入的队列（类似我们之前使用的wait，该队列中的任务只有唤醒才会尝试获取锁，以此减少CPU频繁的获取锁），通过signal唤醒。

书后文会讲解。笔者此处只是提及。

5.2.2 队列同步器的实现分析

接下来将从实现角度分析同步器是如何完成线程同步的

主要包括：同步队列、独占式同步状态获取与释放、共享式同步状态获取与释放以及超时获取同步状态等同步器的核心数据结构与模板方法。

5.2.2.1 同步队列

同步器依赖内部的同步队列（一个FIFO双向队列,FIFO先进先出）来完成同步状态的管理

这个同步队列叫作CLH(Craig,Landin and Hagersten)

• 是三个人，共同发明了一个可扩展、高性能、公平且基于自旋锁的链表。
• 链表中的每个线程只在本地自旋前一个节点的状态，即该节点（线程）不断自旋获取前一个节点的状态
• 每个节点都有一个状态（要么自旋，要么释放锁）

当前线程获取同步状态失败时，同步器会将当前线程以及等待状态等信息构造成为一个节点（Node，它也是AQS的内部类）并将其加入同步队列，同时会阻塞当前线程，当同步状态释放时，会把首节点中的线程唤醒，使其再次尝试获取同步状态。

同步队列中的节点（Node）用来保存获取同步状态失败的线程引用、等待状态以及前驱和
后继节点，节点的属性类型与名称以及描述如表所示。

节点是构成同步队列以及等待队列的基础，同步器拥有首节点（head）和尾节点（tail），没有成功获取同步状态的线程将会成为节点加入该队列的尾部，同步队列的基本结构如图所示。

同步器包含了两个节点类型的引用，一个指向头节点，而另一个指向尾节点。

当一个线程成功地获取了同步状态（或者锁），其他线程将无法获取到同步状态，转而被构造成为节点并加入到同步队列中，而这个加入队列的过程必须要保证线程安全，因此同步器提供了一个基于CAS的设置尾节点的方法：

compareAndSetTail(Node expect,Node update)，它需要传递当前线程“认为”的尾节点和当前节点，只有设置成功后，当前节点才正式与之前的尾节点建立关联。

同步器将节点加入到同步队列的过程如图所示。

同步队列遵循FIFO，首节点是获取同步状态成功的节点，首节点的线程在释放同步状态时，将会唤醒后继节点，而后继节点将会在获取同步状态成功时将自己设置为首节点，该过程如图所示。

在图中，设置首节点是通过获取同步状态成功的线程来完成的，由于只有一个线程能够成功获取到同步状态，因此设置头节点的方法并不需要使用CAS来保证，它只需要将首节点设置成为原首节点的后继节点并断开原首节点的next引用即可。

5.2.2.2 独占式同步状态获取与释放

通过调用同步器的 acquire(int arg) 方法可以获取同步状态，该方法对中断不敏感，也就是由于线程获取同步状态失败后进入同步队列中，后续对线程进行中断操作时，线程不会从同步队列中移出，该方法代码如下所示。

public final void acquire(int arg) {
	if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
		selfInterrupt();
}

	static void selfInterrupt() {
        Thread.currentThread().interrupt();
    }

上述代码主要完成了同步状态获取、节点构造、加入同步队列以及在同步队列中自旋等待的相关工作，其主要逻辑是：

1. 调用自定义同步器实现的 tryAcquire(int arg) 方法，该方法保证线程安全的获取同步状态
2. 如果同步状态获取失败，则构造同步节点（独占式Node.EXCLUSIVE，同一时刻只能有一个线程成功获取同步状态）并通过 addWaiter(Node node) 方法将该节点加入到同步队列的尾部
3. 调用 acquireQueued(Node node,int arg) 方法，使得该节点以 “死循环”（因为是CAS，所以要不断尝试加入） 的方式获取同步状态。
4. 如果获取不到则阻塞节点中的线程，而被阻塞线程的唤醒主要依靠前驱节点的出队或阻塞线程被中断来实现。

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下面分析一下相关工作。首先是节点的构造以及加入同步队列

	private Node addWaiter(Node mode) {
        Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
        // 快速尝试在尾部添加
        Node pred = tail;
        if (pred != null) {
            node.prev = pred;
            if (compareAndSetTail(pred, node)) {
                pred.next = node;
                return node;
            }
        }
        enq(node);
        return node;
    }

    private Node enq(final Node node) {
        for (; ; ) {
            Node t = tail;
            // 如果同步器的尾部tail为空，我们就会为在本次循环中，新建一个tail节点
            if (t == null) { // Must initialize
                // 为空说明了无数据
                // 此时新建节点，此节点是傀儡节点，无意义，该方法头节点会指向新建节点
                // 节点状态为 0 
                if (compareAndSetHead(new Node()))
                	// 将尾部指向头节点的指向
                	//即 新建傀儡节点
                	// 如此完成了CLH的初始化
                    tail = head;
            } else {
            	//当前节点的前一个节点为t
                node.prev = t;
                //尝试放入尾部，失败则继续循环，该方法中，尾节点会指向加入的节点
                if (compareAndSetTail(t, node)) {
                	//成功后，前一个节点的下一个设置为当前节点
                    t.next = node;
                    // 返回前一个节点
                    return t;
                }
            }
        }
    }

上述代码通过使用 compareAndSetTail(Node expect,Node update) 方法来确保节点能够被线程安全添加。

在 enq(final Node node) 方法中，同步器通过 “死循环” 来保证节点的正确添加，在 “死循环” 中只有通过CAS将节点设置成为尾节点之后，当前线程才能从该方法返回，否则，当前线程不断地尝试设置。

可以看出，enq(final Node node) 方法将并发添加节点的请求通过CAS变得 “串行化” 了。

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节点进入同步队列之后，就进入了一个自旋的过程，每个节点（或者说每个线程）都在自省地观察，当条件满足，获取到了同步状态，就可以从这个自旋过程中退出，否则依旧留在这个自旋过程中（并会阻塞节点的线程），如下所示。

	final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
        boolean failed = true;
        try {
            boolean interrupted = false;
            for (;;) {
                final Node p = node.predecessor();// 返回传入的node节点的pre节点,
                // 如果前一个节点是头部，当前节点才会去不断自旋地获取锁，反之则不去获取，只是自旋
                if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                	//将自己设置为头结点
                    setHead(node);
                    // 手动将前一个节点对当前引用失效
                    p.next = null; // help GC 为了方便GC回收
                    failed = false;
                    // 返回自己是的中断状态
                    return interrupted;
                }
                // 前一个节点不是头节点或者自己获取锁失败进入
               	// 该方法笔者补充到了后面，传入前一个节点和当前节点
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                        parkAndCheckInterrupt())
                    interrupted = true;
            }
        } finally {
            if (failed)
            	// 当抛出异常时，且获取锁是失败，则取消当前节点
                cancelAcquire(node);
        }
    }

在 acquireQueued(final Node node,int arg) 方法中，当前线程在“死循环”中尝试获取同步状态，而只有前驱节点是头节点才能够尝试获取同步状态，这是为什么？原因有两个，如下。

1. 头节点是成功获取到同步状态的节点，而头节点的线程释放了同步状态之后，将会唤醒其后继节点，后继节点的线程被唤醒后需要检查自己的前驱节点是否是头节点。

2. 维护同步队列的FIFO原则。该方法中，节点自旋获取同步状态的行为如下所示。

注意，在一般同步队列中，所有线程都是在不断地自旋 。唤醒则是对于那些进入等待队列和超时等待模式的线程。

在图中，由于非首节点线程前驱节点出队或者被中断而从等待状态返回，随后检查自己的前驱是否是头节点，如果是则尝试获取同步状态。

可以看到节点和节点之间在循环检查的过程中基本不相互通信，而是简单地判断自己的前驱是否为头节点，这样就使得节点的释放规则符合FIFO，并且也便于 对过早通知的处理 （过早通知是指前驱节点不是头节点的线程由于中断而被唤醒）。

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此处补一些源码

	
	private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
        // 获取前一个节点状态
        int ws = pred.waitStatus;
        //判断状态
        if (ws == Node.SIGNAL)
            /*
             * This node has already set status asking a release
             * to signal it, so it can safely park.
             * 说明前一个节点已经设置了请求释放的状态，它发出信号，让它可以安全停止
             * 因此此处是自己获取锁失败，不是因为还没轮到自己
             */
            return true;
        if (ws > 0) {
            /*
             * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
             * indicate retry.
             * 前一个线程被取消了，跳过前一个线程
             */
            do {
            	//修改当前节点的前置节点 为  前置节点的前置节点
                node.prev = pred = pred.prev;
            } while (pred.waitStatus > 0);//知道不是被取消的线程
            pred.next = node;//修改前置节点的下一个是自己
        } else {
            /*
             * waitStatus must be 0 or PROPAGATE.  Indicate that we
             * need a signal, but don't park yet.  Caller will need to
             * retry to make sure it cannot acquire before parking.
             * 剩下的状态就是0或者PROPAGATE（-3）
             * 设置前一个节点的状态为SIGNAL
             */
            pred.compareAndSetWaitStatus(ws, Node.SIGNAL);
        }
        // 返回 false
        return false;
    }

    /**
     * Convenience method to park and then check if interrupted.
     *
     * @return {@code true} if interrupted
     */
    private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
    	// 停止并返回当前线程中断状态
        LockSupport.park(this);
        return Thread.interrupted();
    }

---

独占式同步状态获取流程，也就是acquire(int arg)方法调用流程，如下

前驱节点为头节点且能够获取同步状态的判断条件和线程进入等待状态是获取同步状态的自旋过程。

当同步状态获取成功之后，当前线程从acquire(int arg)方法返回，如果对于锁这种并发组件而言，代表着当前线程获取了锁。

当前线程获取同步状态并执行了相应逻辑之后，就需要释放同步状态，使得后续节点能
够继续获取同步状态。

通过调用同步器的 release(int arg) 方法可以释放同步状态，该方法在释放了同步状态之后，会唤醒其后继节点（进而使后继节点重新尝试获取同步状态）。

  public final boolean release(int arg) {
  		// 尝试释放锁
        if (tryRelease(arg)) {
            Node h = head;
            //头节点不为空或者状态不是0
            if (h != null && h.waitStatus != 0)
            	// 唤醒后继节点
                unparkSuccessor(h);
            return true;
        }
        return false;
    }

该方法执行时，会唤醒头节点的后继节点线程，unparkSuccessor(Node node)方法使用LockSupport（在后面的章节会专门介绍）来唤醒处于等待状态的线程。

分析了独占式同步状态获取和释放过程后，适当做个总结：

• 在获取同步状态时，同步器维护一个同步队列，获取状态失败的线程都会被加入到队列中并在队列中进行自旋
• 移出队列（或停止自旋）的条件是前驱节点为头节点且成功获取了同步状态。在释放同步状态时，同步器调用tryRelease(int arg)方法释放同步状态，然后唤醒头节点的后继节点。

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补充源码

// 唤醒后继节点
private void unparkSuccessor(Node node) {
        /*
         * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try
         * to clear in anticipation of signalling.  It is OK if this
         * fails or if status is changed by waiting thread.
         */
        int ws = node.waitStatus;
        // 如果当前节点状态 小于零
        if (ws < 0)
        	// 设置当前状态为0
            node.compareAndSetWaitStatus(ws, 0);

        /*
         * Thread to unpark is held in successor, which is normally
         * just the next node.  But if cancelled or apparently null,
         * traverse backwards from tail to find the actual
         * non-cancelled successor.
         */
        // 获取下一节点
        Node s = node.next;
        // 下一节点状态如果为空或者大于0
        if (s == null || s.waitStatus > 0) {
            s = null;
        	// 从后往前找寻找距离当前位置最近的可以唤醒的线程
            for (Node p = tail; p != node && p != null; p = p.prev)
                //如果可以唤醒则替换
                if (p.waitStatus <= 0)
                    s = p;
        }
        if (s != null)
        	// 唤醒线程
            LockSupport.unpark(s.thread);
    }

unpark后续会有，此处就忽略。

5.2.2.3 共享式同步状态获取与释放

共享式获取与独占式获取最主要的区别在于同一时刻能否有多个线程同时获取到同步状态。

以文件的读写为例，如果一个程序在对文件进行读操作，那么这一时刻对于该文件的写操作均被阻塞，而读操作能够同时进行。

写操作要求对资源的独占式访问，而读操作可以是共享式访问，两种不同的访问模式在同一时刻对文件或资源的访问情况，如图所示。

左半部分，共享式访问资源时，其他共享式的访问均被允许，而独占式访问被阻塞，右半部分是独占式访问资源时，同一时刻其他访问均被阻塞。

通过调用同步器的acquireShared(int arg)方法可以共享式地获取同步状态，该方法代码如
下所示

 	public final void acquireShared(int arg) {
 		// 小于零获取锁失败
        if (tryAcquireShared(arg) < 0)
            doAcquireShared(arg);
    }

    private void doAcquireShared(int arg) {
    	// 共享模式加入同步队列
        final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
        boolean failed = true;
        try {
            boolean interrupted = false;
            for (; ; ) {
                final Node p = node.predecessor();
                // 如果前一个线程为头结点
                if (p == head) {
                	// 尝试获取锁
                    int r = tryAcquireShared(arg);
                    // 成功
                    if (r >= 0) {
                    	// 将自己设置为头节点同时，传播状态，r就是之前返回的值
                        setHeadAndPropagate(node, r);
                        p.next = null;
                        // 如果过被当前线程状态为true，就设置当前线程的中断状态
                        if (interrupted)
                            selfInterrupt();
                        failed = false;
                        return;
                    }
                }
                // 逻辑同前
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
                        parkAndCheckInterrupt())
                    interrupted = true;
            }
        } finally {
        	// 逻辑同前
            if (failed)
                cancelAcquire(node);
        }
    }

在 acquireShared(int arg) 方法中，同步器调用 tryAcquireShared(int arg) 方法尝试获取同步状
态，tryAcquireShared(int arg)方法返回值为int类型，当返回值大于等于0时，表示能够获取到同步状态。

因此，在共享式获取的自旋过程中，成功获取到同步状态并退出自旋的条件就是tryAcquireShared(int arg)方法返回值大于等于0。

可以看到，在doAcquireShared(int arg)方法的自旋过程中，如果当前节点的前驱为头节点时，尝试获取同步状态，如果返回值大于等于0，表示该次获取同步状态成功并从自旋过程中退出。

与独占式一样，共享式获取也需要释放同步状态，通过调用releaseShared(int arg)方法可以
释放同步状态，

	public final boolean releaseShared(int arg) {
		// 尝试释放锁
        if (tryReleaseShared(arg)) {
       		// 成功就修改自己节点状态
            doReleaseShared();
            return true;
        }
        return false;
    }

该方法在释放同步状态之后，将会唤醒后续处于等待状态的节点。

对于能够支持多个线程同时访问的并发组件（比如Semaphore），它和独占式主要区别在于tryReleaseShared(int arg)方法必须确保同步状态（或者资源数）线程安全释放，一般是通过循环和CAS来保证的，因为释放同步状态的操作会同时来自多个线程。

---

补充源码

private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
        Node h = head; // Record old head for check below
        // 将自己设为头节点
        setHead(node);
        /*
         * Try to signal next queued node if:
         *   Propagation was indicated by caller,
         *     or was recorded (as h.waitStatus either before
         *     or after setHead) by a previous operation
         *     (note: this uses sign-check of waitStatus because
         *      PROPAGATE status may transition to SIGNAL.)
         * and
         *   The next node is waiting in shared mode,
         *     or we don't know, because it appears null
         *
         * The conservatism in both of these checks may cause
         * unnecessary wake-ups, but only when there are multiple
         * racing acquires/releases, so most need signals now or soon
         * anyway.
         */
        if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
            (h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
            Node s = node.next;
            if (s == null || s.isShared())
                doReleaseShared();
        }
    }

	private void doReleaseShared() {
        /*
         * Ensure that a release propagates, even if there are other
         * in-progress acquires/releases.  This proceeds in the usual
         * way of trying to unparkSuccessor of head if it needs
         * signal. But if it does not, status is set to PROPAGATE to
         * ensure that upon release, propagation continues.
         * Additionally, we must loop in case a new node is added
         * while we are doing this. Also, unlike other uses of
         * unparkSuccessor, we need to know if CAS to reset status
         * fails, if so rechecking.
         */
        for (;;) {
        	// 获取头节点，因为头节点是最新获取共享锁状态的，因此这里判断是否与头节点一致作为一个依据，而且提前唤醒也没有问题。
            Node h = head;
            // 不为空 且不是尾节点
            if (h != null && h != tail) {
            	// 获取状态
                int ws = h.waitStatus;
                // 头节点为结束态
                if (ws == Node.SIGNAL) {
                	// 修改当前节点状态，直至成功
                    if (!h.compareAndSetWaitStatus(Node.SIGNAL, 0))
                        continue;            // loop to recheck cases
                    // 尝试唤醒下一个节点，通过获取锁里面的机制。避免提前强锁
                    unparkSuccessor(h);
                }
                // 如果不是,说明只是自己做完了，循环释放自己即可
                else if (ws == 0 && !h.compareAndSetWaitStatus(0, Node.PROPAGATE))
                    continue;                // loop on failed CAS
            }
            //是头部就退出
            if (h == head)                   // loop if head changed
                break;
        }
    }

5.2.2.4 独占式超时获取同步状态

通过调用同步器的 doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout) 方法可以超时获取同步状态，即在指定的时间段内获取同步状态，如果获取到同步状态则返回true，否则，返回false。该方法提供了传统Java同步操作（比如synchronized关键字）所不具备的特性。

在分析该方法的实现前，先介绍一下响应中断的同步状态获取过程。

在Java 5之前，当一个线程获取不到锁而被阻塞在synchronized之外时，对该线程进行中断操作，此时该线程的中断标志位会被修改，但线程依旧会阻塞在synchronized上，等待着获取锁。

在Java 5中，同步器提供了acquireInterruptibly(int arg)方法，这个方法在等待获取同步状态时，如果当前线程被中断，会立刻返回，并抛出InterruptedException。

超时获取同步状态过程可以被视作响应中断获取同步状态过程的“增强版”，doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout)方法在支持响应中断的基础上，增加了超时获取的特性。

针对超时获取，主要需要计算出需要睡眠的时间间隔nanosTimeout，为了防止过早通知，nanosTimeout计算公式为：nanosTimeout-=now-lastTime，其中now为当前唤醒时间，lastTime为上次唤醒时间，如果nanosTimeout大于0则表示超时时间未到，需要继续睡眠nanosTimeout纳秒，反之，表示已经超时，该方法代码如下所示。

	private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout) throws InterruptedException {
        long lastTime = System.nanoTime();
        // 依旧是放入同步队列
        //　但此处由于他是先入队然后再获取，是公平的
        final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
        boolean failed = true;
        try {
            for (; ; ) {
                final Node p = node.predecessor();
                if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                    setHead(node);
                    p.next = null; // help GC
                    failed = false;
                    return true;
                }
                // 时间到了就返回失败
                if (nanosTimeout <= 0)
                    return false;
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold)
                // 暂停线程 nanosTimeout
                	LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
                long now = System.nanoTime();
                //计算时间，当前时间now减去睡眠之前的时间lastTime得到已经睡眠
                //的时间delta，然后被原有超时时间nanosTimeout减去，得到了
                //还应该睡眠的时间
                nanosTimeout -= now - lastTime;
                lastTime = now;
                if (Thread.interrupted())
                    throw new InterruptedException();
            }
        } finally {
            if (failed)
                cancelAcquire(node);
        }
    }

该方法在自旋过程中，当节点的前驱节点为头节点时尝试获取同步状态，如果获取成功则从该方法返回，这个过程和独占式同步获取的过程类似，但是在同步状态获取失败的处理上有所不同。

如果当前线程获取同步状态失败，则判断是否超时（nanosTimeout小于等于0表示已经超时），如果没有超时，重新计算超时间隔nanosTimeout，然后使当前线程等待 nanosTimeout 纳秒（当已到设置的超时时间，该线程会从LockSupport.parkNanos(Object
blocker,long nanos)方法返回）。

如果nanosTimeout小于等于spinForTimeoutThreshold（1000纳秒）时，将不会使该线程进行超时等待，而是进入快速的自旋过程。

原因在于，非常短的超时等待无法做到十分精确，如果这时再进行超时等待，相反会让nanosTimeout的超时从整体上表现得反而不精确。因此，在超时非常短的场景下，同步器会进入无条件的快速自旋。

独占式超时获取同步状态doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout)和独占式获取同步状态acquire(int args)在流程上非常相似，其主要区别在于未获取到同步状态时的处理逻辑。

• acquire(int args)在未获取到同步状态时，将会使当前线程一直处于等待状态
• doAcquireNanos(int arg,long nanosTimeout)会使当前线程等待nanosTimeout纳秒，如果当前线程在nanosTimeout纳秒内没有获取到同步状态，将会从等待逻辑中自动返回。

5.2.2.5 自定义同步组件——TwinsLock

在前面的章节中，对同步器AbstractQueuedSynchronizer进行了实现层面的分析，本节通过
编写一个自定义同步组件来加深对同步器的理解。

设计一个同步工具：该工具在同一时刻，只允许至多两个线程同时访问，超过两个线程的
访问将被阻塞，我们将这个同步工具命名为TwinsLock。

1. 确定访问模式。

   • TwinsLock能够在同一时刻支持多个线程的访问，这显然是共享式访问
   • 因此，需要使用同步器提供的acquireShared(int args)方法等和Shared相关的方法，这就要求TwinsLock必须重写tryAcquireShared(int args)方法和tryReleaseShared(int args)方法，这样才能保证同步器的共享式同步状态的获取与释放方法得以执行。

2. 定义资源数。

   • TwinsLock在同一时刻允许至多两个线程的同时访问，表明同步资源数为2，这样可以设置初始状态status为2，当一个线程进行获取，status减1，该线程释放，则status加1，状态的合法范围为0、1和2，其中0表示当前已经有两个线程获取了同步资源，此时再有其他线程对同步状态进行获取，该线程只能被阻塞。
   • 在同步状态变更时，需要使用compareAndSet(int expect,int update)方法做原子性保障。

3. 组合自定义同步器。

• 前面的章节提到，自定义同步组件通过组合自定义同步器来完成同步功能，一般情况下自定义同步器会被定义为自定义同步组件的内部类。

public class TwinsLock implements Lock {
    private final Sync sync = new Sync(2);

    private static final class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
        Sync(int count) {
            if (count <= 0) {
                throw new IllegalArgumentException("count must large than zero.");
            }
            // 在本方法中，用状态去代指资源数目
            setState(count);
        }

        public int tryAcquireShared(int reduceCount) {
            for (; ; ) {
                int current = getState();
                int newCount = current - reduceCount;
                if (newCount < 0 || compareAndSetState(current,newCount)) {
                	// 返回当前剩余资源
                    return newCount;
                }
            }
        }

        public boolean tryReleaseShared(int returnCount) {
            for (; ; ) {
                int current = getState();
                // 当前数目 + 释放数目
                int newCount = current + returnCount;
                if (compareAndSetState(current, newCount)) {
                    return true;
                }
            }
        }
    }

    public void lock() {
    	// 获取共享锁，state + 1
    	// 使用的是node节点的方法
        sync.acquireShared(1);
    }

	// 释放共享锁 -1
    public void unlock() {
        sync.releaseShared(1);
    }


    // 其他接口方法略
    @Override
    public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
        
    }

    @Override
    public boolean tryLock() {
        return false;
    }

    @Override
    public boolean tryLock(long time, @NotNull TimeUnit unit) throws InterruptedException {
        return false;
    }
	
    @NotNull
    @Override
    public Condition newCondition() {
        return null;
    }
}

在上述示例中，TwinsLock实现了Lock接口，提供了面向使用者的接口，使用者调用lock()
方法获取锁，随后调用unlock()方法释放锁，而同一时刻只能有两个线程同时获取到锁。

TwinsLock同时包含了一个自定义同步器Sync，而该同步器面向线程访问和同步状态控制。以共享式获取同步状态为例：

同步器会先计算出获取后的同步状态，然后通过CAS确保状态的正确设置，当tryAcquireShared(int reduceCount)方法返回值大于等于0时，当前线程才获取同步状态，对于上层的TwinsLock而言，则表示当前线程获得了锁。

同步器作为一个桥梁，连接线程访问以及同步状态控制等底层技术与不同并发组件（比如Lock、CountDownLatch等）的接口语义。

下面编写一个测试来验证TwinsLock是否能按照预期工作。

在测试用例中，定义了工作者线程Worker，该线程在执行过程中获取锁，当获取锁之后使当前线程睡眠1秒（并不释放锁），随后打印当前线程名称，最后再次睡眠1秒并释放锁，测试用例如下所示。

package com.test;

import org.junit.jupiter.api.Test;

import java.util.concurrent.locks.Lock;

public class TwinsLockTest {
    @Test
    public void test() throws InterruptedException {
        final Lock lock = new TwinsLock();
        class Worker extends Thread {
            public void run() {
                while (true) {
                    lock.lock();
                    try {
                        Thread.sleep(1000);
                        System.out.println(Thread.currentThread().getName());
                        Thread.sleep(1000);
                    } catch (InterruptedException e) {
                        throw new RuntimeException(e);
                    } finally {
                        lock.unlock();
                    }
                }
            }
        }
        // 启动10个线程
        for (int i = 0; i < 10; i++) {
            Worker w = new Worker();
            w.setDaemon(true);
            w.start();
        }
        // 每隔1秒换行
        for (int i = 0; i < 10; i++) {
            Thread.sleep(1000);
            System.out.println();
        }
    }
}

运行该测试用例，可以看到线程名称成对输出，也就是在同一时刻只有两个线程能够获取到锁，这表明TwinsLock可以按照预期正确工作。

5.3 重入锁

重入锁ReentrantLock，顾名思义，就是支持重进入的锁，它表示该锁能够支持一个线程对
资源的重复加锁。除此之外，该锁的还支持获取锁时的公平和非公平性选择。

回忆在同步器一节中的示例（Mutex），同时考虑如下场景：

当一个线程调用Mutex的lock()方法获取锁之后，如果再次调用lock()方法，则该线程将会被自己所阻塞，原因是Mutex在实现tryAcquire(int acquires)方法时没有考虑占有锁的线程再次获取锁的场景，而在调用tryAcquire(int acquires)方法时返回了false，导致该线程被阻塞。

简单地说，Mutex是一个不支持重进入的锁。而synchronized关键字隐式的支持重进入，比如一个synchronized修饰的递归方法，在方法执行时，执行线程在获取了锁之后仍能连续多次地获得该锁，而不像Mutex由于获取了锁，而在下一次获取锁时出现阻塞自己的情况。

ReentrantLock虽然没能像synchronized关键字一样支持隐式的重进入，但是在调用lock()方
法时，已经获取到锁的线程，能够再次调用lock()方法获取锁而不被阻塞。

这里提到一个锁获取的公平性问题

• 如果在绝对时间上，先对锁进行获取的请求一定先被满足，那么这个锁是公平的
• 反之，是不公平的

公平的获取锁，也就是等待时间最长的线程最优先获取锁，也可以说锁获取是顺序的。

ReentrantLock提供了一个构造函数，能够控制锁是否是公平的。

事实上，公平的锁机制往往没有非公平的效率高，但是，并不是任何场景都是以TPS作为
唯一的指标，公平锁能够减少 “饥饿” (一个线程一直获取不到锁的情况)发生的概率，等待越久的请求越是能够得到优先满足。

下面将着重分析ReentrantLock是如何实现重进入和公平性获取锁的特性，并通过测试来
验证公平性获取锁对性能的影响。

5.3.1 实现重进入

重进入是指任意线程在获取到锁之后能够再次获取该锁而不会被锁所阻塞，该特性的实现需要解决以下两个问题。

1. 线程再次获取锁。锁需要去识别获取锁的线程是否为当前占据锁的线程，如果是，则再
   次成功获取。

2. 锁的最终释放。线程重复n次获取了锁，随后在第n次释放该锁后，其他线程能够获取到该锁。锁的最终释放要求锁对于获取进行计数自增，计数表示当前锁被重复获取的次数，而锁被释放时，计数自减，当计数等于0时表示锁已经成功释放。

	// 非公平锁获取
	final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
		// 当前线程
        final Thread current = Thread.currentThread();
        // 获取锁状态
        int c = getState();
        // 0 代表无锁
        if (c == 0) {
        	// 设置状态
            if (compareAndSetState(0, acquires)) {
                // 设置独享锁的拥有者
                setExclusiveOwnerThread(current);
                return true;
            }
        // 如果当前线程是独有线程的线程ID
        } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
        	// 是则增加次数
            int nextc = c + acquires;
            if (nextc < 0)
                throw new Error("Maximum lock count exceeded");
            //设置
            setState(nextc);
            return true;
        }
        return false;
    }

该方法增加了再次获取同步状态的处理逻辑：

通过判断当前线程是否为获取锁的线程来决定获取操作是否成功，如果是获取锁的线程再次请求，则将同步状态值进行增加并返回true，表示获取同步状态成功。

成功获取锁的线程再次获取锁，只是增加了同步状态值，这也就要求ReentrantLock在释放同步状态时减少同步状态值，该方法的代码如下所示。

	protected final boolean tryRelease(int releases) {
		// 减去释放的值
        int c = getState() - releases;
        // 如果当前线程不是拥有者
        if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
            throw new IllegalMonitorStateException();
        // 是否完全释放
        boolean free = false;
        // 如果是 0 则完全释放
        if (c == 0) {
            free = true;
            // 抹去拥有者
            setExclusiveOwnerThread(null);
        }
        setState(c);
        return free;
    }

如果该锁被获取了n次，那么前(n-1)次tryRelease(int releases)方法必须返回false，而只有同步状态完全释放了，才能返回true。可以看到，该方法将同步状态是否为0作为最终释放的条件，当同步状态为0时，将占有线程设置为null，并返回true，表示释放成功。

5.3.2 公平与非公平获取锁的区别

公平性与否是针对获取锁而言的，如果一个锁是公平的，那么锁的获取顺序就应该符合请求的绝对时间顺序，也就是FIFO。

回顾上一小节中介绍的nonfairTryAcquire(int acquires)方法，对于非公平锁，只要CAS设置
同步状态成功，则表示当前线程获取了锁，而公平锁则不同，如代下所示。

	//公平锁
	protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
        final Thread current = Thread.currentThread();
        int c = getState();
        // 无锁状态
        if (c == 0) {
        	// hasQueuedPredecessors 是否有获取锁的队列以及其中是否有线程正在排队
            if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) {
                setExclusiveOwnerThread(current);
                return true;
            }
            // 是当前锁吗（重入锁）
        } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
            int nextc = c + acquires;
            if (nextc < 0)
                throw new Error("Maximum lock count exceeded");
            setState(nextc);
            return true;
        }
        return false;
    }
    /**
     * Returns:
	 * true if there is a queued thread preceding the current thread,
	 * and false if the current thread is at the head of the queue or the queue is empty
     * Since: 1.7
     */
	public final boolean hasQueuedPredecessors() {
        Node h, s;
        // 头部线程存在
        if ((h = head) != null) {
        	// head的下一个任务不存在或状态大于0（被取消）
            if ((s = h.next) == null || s.waitStatus > 0) {
                s = null; // traverse in case of concurrent cancellation
                // 从后向前找，找距离头部最近可执行的任务
                for (Node p = tail; p != h && p != null; p = p.prev) {
                    if (p.waitStatus <= 0)
                        s = p;
                }
            }
            // 找到了且不为空且不为当前线程返回true
            if (s != null && s.thread != Thread.currentThread())
                return true;
        }
        return false;
    }

该方法与nonfairTryAcquire(int acquires)比较，唯一不同的位置为判断条件多了hasQueuedPredecessors()方法，即加入了同步队列中当前节点是否有前驱节点的判断，如果该方法返回true，则表示有线程比当前线程更早地请求获取锁，因此需要等待前驱线程获取并释放锁之后才能继续获取锁。

下面编写一个测试来观察公平和非公平锁在获取锁时的区别，在测试用例中定义了内部类ReentrantLock2，该类主要公开了getQueuedThreads()方法，该方法返回正在等待获取锁的线程列表，由于列表是逆序输出，为了方便观察结果，将其进行反转，

public class FairAndUnfairTest {
    private static Lock fairLock = new ReentrantLock2(true);
    private static Lock unfairLock = new ReentrantLock2(false);


    @Test
    public void fair() {
        testLock(fairLock);
    }

    @Test
    public void unfair() {
        testLock(unfairLock);
    }

    private void testLock(Lock lock){
        // 启动5个Job
        for(int i = 0; i < 5;i++){
            new Job(lock).start();
        }
        while (true);
    }

    private static class Job extends Thread {
        private Lock lock;

        public Job(Lock lock) {
            this.lock = lock;
        }

        public void run() {
            while (true) {
                // 连续2次打印当前的Thread和等待队列中的Thread
                lock.lock();
                ReentrantLock2 reentrantLock2 = (ReentrantLock2) lock;
                System.out.println("Fair:" + reentrantLock2.isFair() + ",Lock By 【" + Thread.currentThread().getName() + "】，waitting by  " + reentrantLock2.getQueuedThreads().toString());
                try {
                    Thread.sleep(1000);
                } catch (InterruptedException e) {
                    throw new RuntimeException(e);
                } finally {
                    lock.unlock();
                }
            }
        }
    }

    private static class ReentrantLock2 extends ReentrantLock {
        public ReentrantLock2(boolean fair) {
            super(fair);
        }

        public Collection<Thread> getQueuedThreads() {
            List<Thread> arrayList = new ArrayList<Thread>(super.getQueuedThreads());
            Collections.reverse(arrayList);
            return arrayList;
        }
    }
}

笔者数据（书中有部分未实现，笔者自己是实现的，因此有一些不同）
非公平锁

可以看到不一定是按照队伍获取锁的

公平锁

可以看到是按照队伍有序获取锁的

书中结果

公平性锁每次都是从同步队列中的第一个节点获取到锁，而非公平性锁出现了一个线程连续获取锁的情况。

为什么会出现线程连续获取锁的情况呢？回顾nonfairTryAcquire(int acquires)方法，当一
个线程请求锁时，只要获取了同步状态即成功获取锁。在这个前提下，刚释放锁的线程再次获取同步状态的几率会非常大，使得其他线程只能在同步队列中等待。

非公平性锁可能使线程“饥饿”，为什么它又被设定成默认的实现呢？再次观察上表的结果，如果把每次不同线程获取到锁定义为1次切换，公平性锁在测试中进行了10次切换，而非公平性锁只有5次切换，这说明非公平性锁的开销更小。

5.4 读写锁

之前提到锁（如Mutex和ReentrantLock）基本都是排他锁，这些锁在同一时刻只允许一个线程进行访问，而读写锁在同一时刻可以允许多个读线程访问，但是在写线程访问时，所有的读线程和其他写线程均被阻塞。

读写锁维护了一对锁，一个读锁和一个写锁，通过分离读锁和写锁，使得并发性相比一般的排他锁有了很大提升。

除了保证写操作对读操作的可见性以及并发性的提升之外，读写锁能够简化读写交互场景的编程方式。

假设在程序中定义一个共享的用作缓存数据结构，它大部分时间提供读服务（例如查询和搜索），而写操作占有的时间很少，但是写操作完成之后的更新需要对后续的读服务可见。

在没有读写锁支持的（Java 5之前）时候，如果需要完成上述工作就要使用Java的等待通知
机制，就是当写操作开始时，所有晚于写操作的读操作均会进入等待状态，只有写操作完成并进行通知之后，所有等待的读操作才能继续执行（写操作之间依靠synchronized关键进行同步），这样做的目的是使读操作能读取到正确的数据，不会出现脏读。

改用读写锁实现上述功能，只需要在读操作时获取读锁，写操作时获取写锁即可。

当写锁被获取到时，后续（非当前写操作线程）的读写操作都会被阻塞，写锁释放之后，所有操作继续执行，编程方式相对于使用等待通知机制的实现方式而言，变得简单明了。

一般情况下，读写锁的性能都会比排它锁好，因为大多数场景读是多于写的。

在读多于写的情况下，读写锁能够提供比排它锁更好的并发性和吞吐量。

5.4.1 读写锁的接口与示例

ReadWriteLock仅定义了获取读锁和写锁的两个方法，即readLock()方法和writeLock()方法，而其实现——ReentrantReadWriteLock，除了接口方法之外，还提供了一些便于外界监控其内部工作状态的方法

接下来，通过一个缓存示例说明读写锁的使用方式

public class Cache {
    static Map<String, Object> map = new HashMap<String, Object>();
    static ReentrantReadWriteLock rwl = new ReentrantReadWriteLock();
    static Lock r = rwl.readLock();
    static Lock w = rwl.writeLock();

    // 获取一个key对应的value
    public static final Object get(String key) {
        r.lock();
        try {
            return map.get(key);
        } finally {
            r.unlock();
        }
    }

    // 设置key对应的value，并返回旧的value
    public static final Object put(String key, Object value) {
        w.lock();
        try {
            return map.put(key, value);
        } finally {
            w.unlock();
        }
    }

    // 清空所有的内容
    public static final void clear() {
        w.lock();
        try {
            map.clear();
        } finally {
            w.unlock();
        }
    }
}

上述示例中，Cache组合一个非线程安全的HashMap作为缓存的实现，同时使用读写锁的
读锁和写锁来保证Cache是线程安全的。

在读操作get(String key)方法中，需要获取读锁，这使得并发访问该方法时不会被阻塞。

写操作put(String key,Object value)方法和clear()方法，在更新HashMap时必须提前获取写锁，当获取写锁后，其他线程对于读锁和写锁的获取均被阻塞，而只有写锁被释放之后，其他读写操作才能继续。

Cache使用读写锁提升读操作的并发性，也保证每次写操作对所有的读写操作的可见性，同时简化了编程方式。

5.4.2 读写锁的实现分析

接下来分析ReentrantReadWriteLock的实现

主要包括：读写状态的设计、写锁的获取与释放、读锁的获取与释放以及锁降级
（以下没有特别说明读写锁均可认为是ReentrantReadWriteLock）。

5.4.2.1 读写状态的设计

读写锁同样依赖自定义同步器来实现同步功能，而读写状态就是其同步器的同步状态。

回想ReentrantLock中自定义同步器的实现，同步状态表示锁被一个线程重复获取的次数，而读写锁的自定义同步器需要在同步状态（一个整型变量）上维护多个读线程和一个写线程的状态，使得该状态的设计成为读写锁实现的关键。

如果在一个整型变量上维护多种状态，就一定需要 “按位切割使用” 这个变量，读写锁将变量切分成了两个部分，高16位表示读，低16位表示写，划分方式如图。

当前同步状态表示一个线程已经获取了写锁，且重进入了两次，同时也连续获取了两次读锁。读写锁是如何迅速确定读和写各自的状态呢？

答案是通过位运算。

假设当前同步状态值为 S ，写状态等于 S&0x0000FFFF （将高16位全部抹去），读状态等于S>>>16（无符号补0右移16位）。当写状态增加1时，等于S+1，当读状态增加1时，等于S+(1<<16)，也就是S+0x00010000。

根据状态的划分能得出一个推论：

• S不等于0时，当写状态（S&0x0000FFFF）等于0时，则读状态（S>>>16）大于0，即读锁已被获取。

5.4.2.2 写锁的获取与释放

写锁是一个支持重进入的排它锁。如果当前线程已经获取了写锁，则增加写状态。

如果当前线程在获取写锁时，读锁已经被获取（读状态不为0）或者该线程不是已经获取写锁的线程，则当前线程进入等待状态，获取写锁的代码如下

	protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
        Thread current = Thread.currentThread();
        // 锁状态
        int c = getState();
        // 通过状态计算写锁数量
        int w = exclusiveCount(c);
        // 锁不为0，说明有读或者写
        if (c != 0) {
            // 写锁不存在（说明现在是读锁）或者当前获取线程不是已经获取写锁的线程
            if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
                return false;
            // 如果重入次数大于最大冲入数目
            if (w + exclusiveCount(acquires) > MAX_COUNT)
                throw new Error("Maximum lock count exceeded");
            setState(c + acquires);
            return true;
        }
        // 尝试获取写锁
        // writerShouldBlock：公平锁会调用 hasQueuedPredecessors判断轮得到自己吗，非公平直接返回false去竞争锁
        //  compareAndSetState 失败就会返回false
        if (writerShouldBlock() || !compareAndSetState(c, c + acquires)) {
            return false;
        }
        // 设置当前线程拥有锁
        setExclusiveOwnerThread(current);
        return true;
    }

该方法除了重入条件（当前线程为获取了写锁的线程）之外，增加了一个读锁是否存在的
判断。

如果存在读锁，则写锁不能被获取，原因在于：读写锁要确保写锁的操作对读锁可见，如果允许读锁在已被获取的情况下对写锁的获取，那么正在运行的其他读线程就无法感知到当前写线程的操作。

因此，只有等待其他读线程都释放了读锁，写锁才能被当前线程获取，而写锁一旦被获取，则其他读写线程的后续访问均被阻塞。

写锁的释放与ReentrantLock的释放过程基本类似，每次释放均减少写状态，当写状态为0
时表示写锁已被释放，从而等待的读写线程能够继续访问读写锁，同时前次写线程的修改对
后续读写线程可见。

5.4.2.3 读锁的获取与释放

读锁是一个支持重进入的共享锁，它能够被多个线程同时获取，在 没有其他写线程访问（或者写状态为0） 时，读锁总会被成功地获取，而所做的也只是（线程安全的）增加读状态。

• 如果当前线程已经获取了读锁，则增加读状态。
• 如果当前线程在获取读锁时，写锁已被其他线程获取，则进入等待状态。

获取读锁的实现从Java 5到Java 6变得复杂许多，主要原因是新增了一些功能，例如getReadHoldCount() 方法，作用是返回当前线程获取读锁的次数。

由于读状态是 所有线程获取读锁次数的总和 ，所以每个线程 各自获取读锁的次数只能选择保存在ThreadLocal中 ，由线程自身维护，于是使获取读锁的实现变得复杂。

	protected final int tryAcquireShared(int unused) {
        for (; ; ) {
        	// 获取锁状态
            int c = getState();
            // 读数目+1
            int nextc = c + (1 << 16);
            // 溢出
            if (nextc < c)
                throw new Error("Maximum lock count exceeded");
            // 现在是写状态 且 拥有者不是自己
            if (exclusiveCount(c) != 0 && owner != Thread.currentThread())
                return -1;
            // 修改状态
            if (compareAndSetState(c, nextc))
                return 1;
        }
    }

在tryAcquireShared(int unused)方法中，如果其他线程已经获取了写锁，则当前线程获取读
锁失败，进入等待状态。如果当前线程获取了写锁或者写锁未被获取，则当前线程（线程安全，依靠CAS保证）增加读状态，成功获取读锁。

读锁的每次释放（线程安全的，可能有多个读线程同时释放读锁）均减少读状态，减少的
值是（1<<16）。

---

此处补一些源码

	final int getReadHoldCount() {
			// 如果是0 则直接返回
            if (getReadLockCount() == 0)
                return 0;
            Thread current = Thread.currentThread();
            // 如果当前线程是第一个读锁获取者
            if (firstReader == current)
                return firstReaderHoldCount;
			// 获取cachedHoldCounter，它是最后一个获取读锁线程的计数
            HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
            // 不为空且等于当前ID
            if (rh != null && rh.tid == LockSupport.getThreadId(current))
                return rh.count;
			// 没有就去 ThreadLocalHoldCounter 里面找（一个ThreadLocal）
            int count = readHolds.get().count;
            // 为0就移除
            if (count == 0) readHolds.remove();
            return count;
        }

5.4.2.4 锁降级

锁降级指的是写锁降级成为读锁。

如果当前线程拥有写锁，然后将其释放，最后再获取读锁，这种分段完成的过程不能称之为锁降级。

锁降级是指把持住（当前拥有的）写锁，再获取到读锁，随后释放（先前拥有的）写锁的过程。

接下来看一个锁降级的示例。

因为数据不常变化，所以多个线程可以并发地进行数据处理，当数据变更后

• 如果当前线程感知到数据变化，则进行数据的准备工作
• 同时其他处理线程被阻塞，直到当前线程完成数据的准备工作，

public void processData() {
		//锁住读锁
        readLock.lock();
        // 数据在更新吗
        if (!update) {
			// 必须先释放读锁
            readLock.unlock();
			// 锁降级从写锁获取到开始
            writeLock.lock();
            try {
                if (!update) {
					// 准备数据的流程（略）
                    update = true;
                }
                //开始降级
                readLock.lock();
            } finally {
            	// 锁降级完成，写锁降级为读锁
                writeLock.unlock();
            }
        }
        try {
			// 使用数据的流程（略）
        } finally {
            readLock.unlock();
        }
    }

上述示例中，当数据发生变更后，update变量（布尔类型且volatile修饰）被设置为false，此时所有访问processData()方法的线程都能够感知到变化，但只有一个线程能够获取到写锁，其他线程会被阻塞在读锁和写锁的lock()方法上。

当前线程获取写锁完成数据准备之后，再获取读锁，随后释放写锁，完成锁降级。

锁降级中读锁的获取是否必要呢？

• 答案是必要的。

主要是为了保证数据的可见性，如果当前线程不获取读锁而是直接释放写锁，假设此刻另一个线程（记作线程T）获取了写锁并修改了数据，那么当前线程无法感知线程T的数据更新。

如果当前线程获取读锁，即遵循锁降级的步骤，则线程T将会被阻塞，直到当前线程使用数据并释放读锁之后，线程T才能获取写锁进行数据更新。

RentrantReadWriteLock不支持锁升级（把持读锁、获取写锁，最后释放读锁的过程）。

目的也是保证数据可见性，如果读锁已被多个线程获取，其中任意线程成功获取了写锁并更新了数据，则其更新对其他获取到读锁的线程是不可见的。

5.5 LockSupport工具

当需要阻塞或唤醒一个线程的时候，都会使用LockSupport工具类来完成相应工作。

LockSupport定义了一组的公共静态方法，这些方法提供了最基本的线程阻塞和唤醒功能，而LockSupport也成为构建同步组件的基础工具。

LockSupport定义了一组以park开头的方法用来阻塞当前线程，以及unpark(Thread thread)
方法来唤醒一个被阻塞的线程。

Park有停车的意思，假设线程为车辆，那么park方法代表着停车，而unpark方法则是指车辆启动离开，这些方法以及描述如表所示。

在Java 6中，LockSupport增加了park(Object blocker)、parkNanos(Object blocker,long nanos)和parkUntil(Object blocker,long deadline)3个方法，用于实现阻塞当前线程的功能，其中参数blocker是用来标识当前线程在等待的对象（以下称为阻塞对象），该对象主要用于问题排查和系统监控。

下面的示例中，将对比parkNanos(long nanos)方法和parkNanos(Object blocker,long nanos)方法来展示阻塞对象blocker的用处，代码片段和线程dump（部分）如表所示。

从表的线程dump结果可以看出，代码片段的内容都是阻塞当前线程10秒，但从线程
dump结果可以看出，有阻塞对象的parkNanos方法能够传递给开发人员更多的现场信息。

这是由于在Java 5之前，当线程阻塞（使用synchronized关键字）在一个对象上时，通过线程dump能够查看到该线程的阻塞对象，方便问题定位，而Java 5推出的Lock等并发工具时却遗漏了这一点，致使在线程dump时无法提供阻塞对象的信息。

因此，在Java 6中，LockSupport新增了上述3个含有阻塞对象的park方法，用以替代原有的park方法。

5.6 Condition接口

任意一个Java对象，都拥有一组监视器方法（定义在java.lang.Object上），主要包括wait()、wait(long timeout)、notify()以及notifyAll()方法，这些方法与synchronized同步关键字配合，可以实现等待/通知模式。

Condition接口也提供了类似Object的监视器方法，与Lock配合可以实现等待/通知模式，但是这两者在使用方式以及功能特性上还是有差别的。

通过对比Object的监视器方法和Condition接口，可以更详细地了解Condition的特性，对比
项与结果如表所示。

5.6.1 Condition接口与示例

Condition定义了等待/通知两种类型的方法，当前线程调用这些方法时，需要提前获取到Condition对象关联的锁。

Condition对象是由Lock对象（调用Lock对象的newCondition()方法）创建出来的，换句话说，Condition是依赖Lock对象的。

Condition的使用方式比较简单，需要注意在调用方法前获取锁，使用方式如下。

	Lock lock = new ReentrantLock();
    Condition condition = lock.newCondition();

    public void conditionWait() throws InterruptedException {
        lock.lock();
        try {
            condition.await();
        } finally {
            lock.unlock();
        }
    }

    public void conditionSignal() throws InterruptedException {
        lock.lock();
        try {
            condition.signal();
        } finally {
            lock.unlock();
        }
    }

如示例所示，一般都会将Condition对象作为成员变量。

当调用await()方法后，当前线程会释放锁并在此等待，而其他线程调用Condition对象的signal()方法，通知当前线程后，当前线程才从await()方法返回，并且在返回前已经获取了锁。

Condition定义的（部分）方法以及描述如表所示。

获取一个Condition必须通过Lock的newCondition()方法。

下面通过一个有界队列的示例来深入了解Condition的使用方式。

有界队列是一种特殊的队列，当队列为空时，队列的获取操作将会阻塞获取线程，直到队列中有新增元素，当队列已满时，队列的插入操作将会阻塞插入线程，直到队列出现“空位”，如代码下所示。

public class BoundedQueue<T> {
    private Object[] items;
    // 添加的下标，删除的下标和数组当前数量
    private int addIndex, removeIndex, count;
    private Lock lock = new ReentrantLock();
    private Condition notEmpty = lock.newCondition();
    private Condition notFull = lock.newCondition();

    public BoundedQueue(int size) {
        items = new Object[size];
    }

    // 添加一个元素，如果数组满，则添加线程进入等待状态，直到有"空位"
    public void add(T t) throws InterruptedException {
        lock.lock();
        try {
            while (count == items.length)
                notFull.await();
            items[addIndex] = t;
            if (++addIndex == items.length)
                addIndex = 0;
            ++count;
            notEmpty.signal();
        } finally {
            lock.unlock();
        }
    }

    // 由头部删除一个元素，如果数组空，则删除线程进入等待状态，直到有新添加元素
    @SuppressWarnings("unchecked")
    public T remove() throws InterruptedException {
        lock.lock();
        try {
            while (count == 0)
                notEmpty.await();
            Object x = items[removeIndex];
            if (++removeIndex == items.length)
                removeIndex = 0;
            --count;
            notFull.signal();
            return (T) x;
        } finally {
            lock.unlock();
        }
    }
}

上述示例中，BoundedQueue通过add(T t)方法添加一个元素，通过remove()方法移出一个
元素。以添加方法为例。

首先需要获得锁，目的是确保数组修改的可见性和排他性。当数组数量等于数组长度时，
表示数组已满，则调用notFull.await()，当前线程随之释放锁并进入等待状态。

如果数组数量不等于数组长度，表示数组未满，则添加元素到数组中，同时通知等待在notEmpty上的线程，数组中已经有新元素可以获取。

在添加和删除方法中使用while循环而非if判断，目的是防止过早或意外的通知，只有条件符合才能够退出循环。回想之前提到的等待/通知的经典范式，二者是非常类似的。

5.6.2 Condition的实现分析

ConditionObject是同步器AbstractQueuedSynchronizer的内部类，因为Condition的操作需要获取相关联的锁，所以作为同步器的内部类也较为合理。

每个Condition对象都包含着一个队列（以下称为等待队列），该队列是Condition对象实现等待/通知功能的关键。

下面将分析Condition的实现，主要包括：等待队列、等待和通知，下面提到的Condition如
果不加说明均指的是ConditionObject。

5.6.2.1 等待队列

等待队列是一个FIFO的队列，在队列中的每个节点都包含了一个线程引用，该线程就是
在Condition对象上等待的线程，如果一个线程调用了Condition.await()方法，那么该线程将会释放锁、构造成节点加入等待队列并进入等待状态。

事实上，节点的定义复用了同步器中节点的定义，也就是说，同步队列和等待队列中节点类型都是同步器的静态内部类AbstractQueuedSynchronizer.Node。

一个Condition包含一个等待队列，Condition拥有首节点（firstWaiter）和尾节点（lastWaiter）。当前线程调用Condition.await()方法，将会以当前线程构造节点，并将节点从尾部加入等待队列，等待队列的基本结构如图所示。

如图所示，Condition拥有首尾节点的引用，而新增节点只需要将原有的尾节点nextWaiter指向它，并且更新尾节点即可。

上述节点引用更新的过程并没有使用CAS保证，原因在于调用await()方法的线程必定是获取了锁的线程，也就是说该过程是由锁来保证线程安全的。

在Object的监视器模型上，一个对象拥有一个同步队列和等待队列，而并发包中的Lock（更确切地说是同步器）拥有一个同步队列和多个等待队列，其对应关系如图

如图所示，Condition的实现是同步器的内部类，因此每个Condition实例都能够访问同步器提供的方法，相当于每个Condition都拥有所属同步器的引用。

5.6.2.2 等待

调用Condition的await()方法（或者以await开头的方法），会使当前线程进入等待队列并释放锁，同时线程状态变为等待状态。当从await()方法返回时，当前线程一定获取了Condition相关联的锁。

如果从队列（同步队列和等待队列）的角度看await()方法，当调用await()方法时，相当于同步队列的首节点（获取了锁的节点）移动到Condition的等待队列中。

public final void await() throws InterruptedException {
        if (Thread.interrupted())
            throw new InterruptedException();
		// 当前线程加入等待队列
        Node node = addConditionWaiter();
		// 释放同步状态，也就是释放锁
        int savedState = fullyRelease(node);
        int interruptMode = 0;
        // 节点是否在同步队列中
        // Returns true if a node, always one that was initially placed on a condition queue, is now waiting to reacquire on sync queue.
        // 如果节点在同步队列中，现在等待重新去获取锁，返回true
        // 一般总是在条件队列
        while (!isOnSyncQueue(node)) {
        	// 暂停自己，等待被唤醒或者被中断
            LockSupport.park(this);
			// 是否被中断了
            if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
                break;
        }
        // 获取锁成功且异常模式不为THROW_IE，就修改interruptMode
        if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
            interruptMode = REINTERRUPT;
        // 该方法是内部类Condition中的，设置下一个在首位的等待者
        if (node.nextWaiter != null)
            unlinkCancelledWaiters();
        // 如果interruptMode 不是0，唤醒后报告中断
        if (interruptMode != 0)
            reportInterruptAfterWait(interruptMode);
    }

补一些源码

	final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
        boolean interrupted = false;
        try {
            for (;;) {
                // 如果在等待队列队首的下一个，尝试获取锁
                final Node p = node.predecessor();
                if (p == head && tryAcquire(arg)) {
                    setHead(node);
                    p.next = null; // help GC
                    return interrupted;
                }
                // 失败则再次停止
                if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node))
                    interrupted |= parkAndCheckInterrupt();
            }
        } catch (Throwable t) {
            cancelAcquire(node);
            if (interrupted)
                selfInterrupt();
            throw t;
        }
    }



    /**
	 * Checks for interrupt, returning THROW_IE if interrupted before signalled, 
	 * 中断在唤醒之前，返回THROW_IE
	 * REINTERRUPT if after signalled, or 0 if not interrupted.	
	 * 中断在唤醒之后，返回REINTERRUPT
	 * 0 未发生中断
	 */
     private int checkInterruptWhileWaiting(Node node) {
            return Thread.interrupted() ?
                (transferAfterCancelledWait(node) ? THROW_IE : REINTERRUPT) : 0;
    }
    /**
     * Unlinks cancelled waiter nodes from condition queue.
     * Called only while holding lock. This is called when
     * cancellation occurred during condition wait, and upon
     * insertion of a new waiter when lastWaiter is seen to have
     * been cancelled. This method is needed to avoid garbage
     * retention in the absence of signals. So even though it may
     * require a full traversal, it comes into play only when
     * timeouts or cancellations occur in the absence of
     * signals. It traverses all nodes rather than stopping at a
     * particular target to unlink all pointers to garbage nodes
     * without requiring many re-traversals during cancellation
     * storms.
     */
     private void unlinkCancelledWaiters() {
            Node t = firstWaiter;
            Node trail = null;
            while (t != null) {
                Node next = t.nextWaiter;
                // 等待状态
                if (t.waitStatus != Node.CONDITION) {
                    t.nextWaiter = null;
                    if (trail == null)
                        firstWaiter = next;
                    else
                        trail.nextWaiter = next;
                    if (next == null)
                        lastWaiter = trail;
                }
                else
                    trail = t;
                t = next;
            }
        }

调用该方法的线程成功获取了锁的线程，也就是同步队列中的首节点，该方法会将当前线程构造成节点并加入等待队列中，然后释放同步状态，唤醒同步队列中的后继节点，然后当前线程会进入等待状态。

当等待队列中的节点被唤醒，则唤醒节点的线程开始尝试获取同步状态。如果不是通过
其他线程调用Condition.signal()方法唤醒，而是对等待线程进行中断，则会抛出InterruptedException。

如果从队列的角度去看，当前线程加入Condition的等待队列，该过程如图所示。

如图所示，同步队列的首节点并不会直接加入等待队列，而是通过addConditionWaiter()方
法把当前线程构造成一个新的节点并将其加入等待队列中。

5.6.2.3 通知

调用Condition的signal()方法，将会唤醒在等待队列中等待时间最长的节点（首节点），在
唤醒节点之前，会将节点移到同步队列中。

	public final void signal() {
		// 锁是否处于占用状态
        if (!isHeldExclusively())
            throw new IllegalMonitorStateException();
        // 获取第一个线程
        Node first = firstWaiter;
        if (first != null)
        	// 唤醒
            doSignal(first);
    }

调用该方法的前置条件是当前线程必须获取了锁，可以看到signal()方法进行了isHeldExclusively()检查，也就是当前线程必须是获取了锁的线程。

接着获取等待队列的首节点，将其移动到同步队列并使用LockSupport唤醒节点中的线程。

通过调用同步器的enq(Node node)方法，等待队列中的头节点线程安全地移动到同步队列。当节点移动到同步队列后，当前线程再使用LockSupport唤醒该节点的线程。

被唤醒后的线程，将从await()方法中的while循环中退出（isOnSyncQueue(Node node)方法返回true，节点已经在同步队列中），进而调用同步器的acquireQueued()方法加入到获取同步状态的竞争中。

成功获取同步状态（或者说锁）之后，被唤醒的线程将从先前调用的await()方法返回，此时该线程已经成功地获取了锁。

Condition的signalAll()方法，相当于对等待队列中的每个节点均执行一次signal()方法，效果就是将等待队列中所有节点全部移动到同步队列中，并唤醒每个节点的线程。

书籍

《Java并发编程的艺术》方腾飞 魏鹏 程晓明