Java并发：互斥锁，读写锁，公平锁，Condition，StampedLock

阅读本文之前可以看一看 Java 多线程基础：
Java：多线程（进程线程，线程状态，创建线程，线程操作）
Java：多线程（同步死锁，锁&原子变量，线程通信，线程池）

1，互斥锁

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();}

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();
}

• addWaiter(Node.EXCLUSIVE)：该方法将当前线程添加到等待队列中，Node.EXCLUSIVE表示该线程请求的是独占锁。它返回一个Node对象，表示这个线程在队列中的位置。

• acquireQueued(node, arg)：这个方法接收先前创建的Node对象，尝试在队列中获取锁。它通常会阻塞当前线程，直到锁变为可用，或者发生中断。

• selfInterrupt()方法用于中断当前线程。当一个线程在获取锁时未能成功且已经被加入等待队列后，如果该线程发现自己被阻塞了，调用selfInterrupt()可以通知系统该线程需要被中断，通常是为了响应外部中断请求。

//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。//如果成功，表示当前线程获得了锁，此时调用 setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()) 设置当前线程为锁的拥有者。//如果 compareAndSetState 失败，说明锁已经被其他线程占用，此时调用 acquire(1) 方法，进入获取锁的队列等待。if (compareAndSetState(0, 1))setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());elseacquire(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，不考虑队列中没有等待的线程，直接抢锁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) // overflowthrow new Error("Maximum lock count exceeded");setState(nextc);return true;}return false;}

代码对比：

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。

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 GCfailed = 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。

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);
}

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);
}

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。

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。

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。

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。

【问题】读锁是共享的，为啥还要区分公平和非公平？
【答案】假设场景是图书馆，有足够多的Java从入门到精通，满足全球的人都可以同时借阅（读锁）。尽管有足够的书（共享资源），但是读请求还是需要排队，因为系统的性能是有限的，比如CPU和内存的处理能力。如果所有请求同时占用读锁，可能会导致资源竞争和性能下降。在公平的情况下，排队可以确保每个人都有机会顺利借书，而非公平可能导致一些请求长时间得不到响应。若每个线程都获得读锁，可能会导致过多的竞争和性能下降，尤其在高并发情况下。

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 acquiresetState(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;
}

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1compareAndSetState(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，Condition

3.1，Condition与Lock的关系

Condition与Lock配合使用，提供了比传统的Object.wait()和Object.notify()更灵活的线程协调机制。Condition的主要作用是允许一个或多个线程在特定条件下等待，直到被其他线程通知。与Object的等待/通知机制相比，Condition提供了以下优势：

• 多条件支持：一个锁可以有多个Condition对象，每个对象可以代表一个不同的等待条件。
• 更细粒度的控制：使用Condition，线程可以在等待时释放锁，并在被唤醒后重新获得锁，避免了锁的持有时间过长的问题。
• 更好的可读性和维护性：代码逻辑更加清晰，易于理解。

【案例】Condition实现生产者和消费者对共享缓冲区的访问

ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
Condition notFull = lock.newCondition();
Condition notEmpty = lock.newCondition();
List<Object> buffer = new ArrayList<>();
int capacity = 10;public void produce() {lock.lock();try {while (buffer.size() == capacity) {notFull.await(); // 等待缓冲区不满}buffer.add(new Object());notEmpty.signal(); // 通知消费者} finally {lock.unlock();}
}public void consume() {lock.lock();try {while (buffer.isEmpty()) {notEmpty.await(); // 等待缓冲区不空}buffer.remove(0);notFull.signal(); // 通知生产者} finally {lock.unlock();}
}

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();
}

3.2，Condition+数组实现阻塞队列

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) { 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() {      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，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Conditionpublic 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都继承自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 {    //transient 指示某个字段在序列化对象时不应被序列化。private transient Node firstWaiter;private transient Node lastWaiter; 
}
static final class Node {volatile Node prev;volatile Node next;volatile Thread thread;    Node nextWaiter;
}

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 cancelledunlinkCancelledWaiters();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;elset.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。

3.5，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。

3.6，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。

4，StampedLock

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。

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 zeroprivate 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？初始值不是0的原因主要是为了确保在未加锁时，写锁的版本号和乐观读锁的戳能明确表示出状态。

//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)) {

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);
}

• 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。
• 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。

【问题】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？
【答案】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。

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 readersvolatile Thread thread;   // non-null while possibly parkedvolatile int status;      // 0, WAITING, or CANCELLEDfinal int mode;           // RMODE or WMODEWNode(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，线程被调度的上下文切换可能会使自旋锁不如传统的阻塞锁有效。在多核情况下，自旋策略可以更有效地利用 CPU 资源，因为多个线程可以同时运行。

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 enqueuinglong 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 headlong 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 waitersWNode 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 timeoutif (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。

释放锁： 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}
}