互斥锁

互斥锁理论

锁的可重入性

“可重入锁”是指当一个线程调用object.lock()获取到锁，进入临界区后，再次调用object.lock()，仍然可以获取到该锁。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。如下所示：

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，那么在method2()处就会发生阻塞，这显然不可行。

public void synchronized method1() {
  // ...
  method2();
  // ...
}

public void synchronized method2() {
  // ...
}

类继承层次

在正式介绍锁的实现原理之前，先看一下Concurrent 包中的与互斥锁（ReentrantLock）相关类之间的继承层次，如下图所示：

Lock是一个接口，其定义如下：

public interface Lock {
  void lock();
  void lockInterruptibly() throws InterruptedException;
  boolean tryLock();
  boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
  void unlock();
  Condition newCondition();
}

常用的方法是lock()/unlock()。lock()不能被中断，对应的lockInterruptibly()可以被中断。

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

锁的公平性vs非公平性

Sync是一个抽象类，它有两个子类FairSync与NonfairSync，分别对应公平锁和非公平锁。从下面的ReentrantLock构造方法可以看出，会传入一个布尔类型的变量fair指定锁是公平的还是非公平的，默认为非公平的。

public ReentrantLock() {
    sync = new NonfairSync();
}

public ReentrantLock(boolean fair) {
    sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}

什么叫公平锁和非公平锁呢？先举个现实生活中的例子，一个人去火车站售票窗口买票，发现现场有人排队，于是他排在队伍末尾，遵循先到者优先服务的规则，这叫公平；如果他去了不排队，直接冲到窗口买票，这叫作不公平。

对应到锁的例子，一个新的线程来了之后，看到有很多线程在排队，自己排到队伍末尾，这叫公平；线程来了之后直接去抢锁，这叫作不公平。默认设置的是非公平锁，其实是为了提高效率，减少线程切换。

锁实现的基本原理

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

针对要素1和2，在上面两个类中有对应的体现：

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。
  // ...
 
}

state取值不仅可以是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时，没有线程持有锁，exclusiveOwnerThread=null。

当state=1时，有一个线程持有锁，exclusiveOwnerThread=该线程。

当state > 1时，说明该线程重入了该锁。

对于要素3，Unsafe类提供了阻塞或唤醒线程的一对操作原语，也就是park/unpark。

public native void unpark(Object thread);
public native void park(boolean isAbsolute, long time);

有一个LockSupport的工具类，对这一对原语做了简单封装：

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，但无法指定具体唤醒哪个线程。

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。如下所示：

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。如下图所示，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。

初始的时候，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。

公平与非公平的lock()实现差异

下面分析基于AQS，ReentrantLock在公平性和非公平性上的实现差异。

阻塞队列与唤醒机制

下面进入锁的最为关键的部分，即acquireQueued(…)方法内部一探究竟。

先说addWaiter(…)方法，就是为当前线程生成一个Node，然后把Node放入双向链表的尾部。要注意的是，这只是把Thread对象放入了一个队列中而已，线程本身并未阻塞。

创建节点，尝试将节点追加到队列尾部。获取tail节点，将tail节点的next设置为当前节点。

如果tail不存在，就初始化队列。

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accquireQueued(…)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1个节点）。

首先，acquireQueued(…)方法有一个返回值，表示什么意思呢？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，则该方法会返回true；否则，返回false。

基于这个返回值，才有了下面的代码：

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：

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()方法返回有两种情况：

1. 其他线程调用了unpark(Thread t)
2. 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，则再次自己阻塞自己。不断重复此过程，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，会返回false；如果是情况2，则返回true。

unlock()实现分析

说完了lock，下面分析unlock的实现。unlock不区分公平还是非公平。

上图中，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。

对于tryRelease方法：

首先计算当前线程释放锁后的state值。

如果当前线程不是排他线程，则抛异常，因为只有获取锁的线程才可以进行释放锁的操作。

此时设置state，没有使用CAS，因为是单线程操作。

再看unparkSuccessor方法：

release()里面做了两件事：tryRelease(…)方法释放锁；unparkSuccessor(…)方法唤醒队列中的后继者。

lockInterruptibly()实现分析

上面的lock不能被中断，这里的lockInterruptibly()可以被中断：

这里的acquireInterruptibly(…)也是AQS的模板方法，里面的tryAcquire(…)分别被FairSync和NonfairSync实现。

主要看doAcquireInterruptibly(…)方法：

当parkAndCheckInterrupt()返回true的时候，说明有其他线程发送中断信号，直接抛出InterruptedException，跳出for循环，整个方法返回。

tryLock()实现分析

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。

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。

读读不互斥，读写互斥，写写互斥。

读写锁理论

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。

读写锁实现原理

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？可以理解为是一把锁，线程分成两类：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实际共用同一个sync对象。sync对象同互斥锁一样，分为非公平和公平两种策略，并继承自AQS。

public ReentrantReadWriteLock() {
  this(false);
}

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变量来表示锁状态的。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变量进行了重新定义，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; }
  // ...
}

也就是把state变量拆成两半，低16位，用来记录写锁。但同一时间既然只能有一个线程写，为什么还需要16位呢？这是因为一个写线程可能多次重入。例如，低16位的值等于5，表示一个写线程重入了5次。

高16位，用来“读”锁。例如，高16位的值等于5，既可以表示5个读线程都拿到了该锁；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？

这是因为无法用一次CAS同时操作两个int变量，所以用了一个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)判断到底是读线程还是写线程持有了该锁。

AQS的两对模板方法

下面介绍在ReentrantReadWriteLock的两个内部类ReadLock和WriteLock中，是如何使用state变量的。

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。如下图所示，上面的两个方法都是在Sync中实现的。Sync中的两个方法又是模板方法，在NonfairSync和FairSync中分别有实现。最终的对应关系如下：

1. 读锁的公平实现：Sync.tryAccquireShared()+FairSync中的两个重写的子方法
2. 读锁的非公平实现：Sync.tryAccquireShared()+NonfairSync中的两个重写的子方法
3. 写锁的公平实现：Sync.tryAccquire()+FairSync中的两个重写的子方法
4. 写锁的非公平实现：Sync.tryAccquire()+NonfairSync中的两个重写的子方法

static final class NonfairSync extends Sync {
  private static final long serialVersionUID = -8159625535654395037L;
  // 写线程抢锁的时候是否应该阻塞
  final boolean writerShouldBlock() {
    // 写线程在抢锁之前永远不被阻塞，非公平锁
    return false;
   }
  // 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();
   }
}

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();
   }
}

对于公平，比较容易理解，不论是读锁，还是写锁，只要队列中有其他线程在排队（排队等读锁，或者排队等写锁），就不能直接去抢锁，要排在队列尾部。

对于非公平，读锁和写锁的实现策略略有差异。

写线程能抢锁，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，但那个持有写锁的线程是它自己，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1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。

WriteLock公平vs非公平实现

写锁是排他锁，实现策略类似于互斥锁。

tryLock()实现分析

lock()方法：

tryLock和lock方法不区分公平/非公平。

unlock()实现分析

unlock()方法不区分公平/非公平。

ReadLock公平vs非公平实现

读锁是共享锁，其实现策略和排他锁有很大的差异。

tryLock()实现分析

final boolean tryReadLock() {
    Thread current = Thread.currentThread();
    for (;;) {
        int c = getState();
        if (exclusiveCount(c) != 0 &&
            getExclusiveOwnerThread() != current)
            return false;
        int r = sharedCount(c);
        if (r == MAX_COUNT)
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");
        if (compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
            if (r == 0) {
                firstReader = current;
                firstReaderHoldCount = 1;
            } 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 true;
        }
    }
}

unlock()实现分析

tryReleaseShared()的实现：

@ReservedStackAccess
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tryRelease的根本差异所在。

Condition

Condition与Lock的关系

Condition本身也是一个接口，其功能和wait/notify类似，如下所示：

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相关的方法：

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();
}

Condition的使用场景

以ArrayBlockingQueue为例。如下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()操作的时候，队列为空，消费者线程被阻塞。

Condition对比wait/notify的优势是Condition可以唤醒符合该条件的线程，而不是唤醒所有线程。利用上面的例子，队列放入元素后，只唤醒阻塞的消费者线程而不是全部唤醒。

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
   }
}

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，如下所示：

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;
}

下面来看一下在await()/notify()方法中，是如何使用这个队列的。

await()实现分析

/**
  * Implements interruptible condition wait.
  * <ol>
  * <li> If current thread is interrupted, throw InterruptedException.
  * <li> Save lock state returned by {@link #getState}.
  * <li> Invoke {@link #release} with saved state as argument,
  *      throwing IllegalMonitorStateException if it fails.
  * <li> Block until signalled or interrupted.
  * <li> Reacquire by invoking specialized version of
  *      {@link #acquire} with saved state as argument.
  * <li> If interrupted while blocked in step 4, throw InterruptedException.
  * </ol>
  */
public final void await() throws InterruptedException {
    if (Thread.interrupted())
        throw new InterruptedException();
    Node node = addConditionWaiter();
    long savedState = fullyRelease(node);
    int interruptMode = 0;
    while (!isOnSyncQueue(node)) {
        LockSupport.park(this);
        if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
            break;
    }
    if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
        interruptMode = REINTERRUPT;
    if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
        unlinkCancelledWaiters();
    if (interruptMode != 0)
        reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}

关于await，有几个关键点要说明：

• 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，线程天生是安全的
• 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acquireQueued(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的，所以当发现自己是被中断唤醒的，而不是被unpark唤醒的时，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只在Condition的队列里，而不在AQS的队列里。但执行notity操作的时候，会放进AQS的同步队列

awaitUninterruptibly()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。

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。

signal()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signal()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，而是被unpark唤醒的。

signalAll()与此类似。

StampedLock

为什么引入StampedLock

StampedLock是在JDK8中新增的，有了读写锁，为什么还要引入StampedLock呢？

锁	并发度
ReentrantLock	读读互斥，读写互斥，写写互斥
ReentrantReadWriteLock	读读不互斥，读写互斥，写写互斥
StampedLock	读读不互斥，读写不互斥，写写互斥

可以看到，从ReentrantLock到StampedLock，并发度依次提高。

另一方面，因为ReentrantReadWriteLock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。

使用场景以及原理介绍

在剖析其原理之前，下面先以官方的一个例子来看一下StampedLock如何使用。

class Point {
  private double x, y;
  private final StampedLock sl = new StampedLock();
  // 多个线程调用该方法，修改x和y的值
  void move(double deltaX, double deltaY) {
    long stamp = sl.writeLock();
    try {
      x += deltaX;
      y += deltaY;
     } finally {
      sl.unlockWrite(stamp);
     }
   }
 
  // 多个线程调用该方法，求距离
  double distenceFromOrigin() {
       // 使用“乐观读”
    long stamp = sl.tryOptimisticRead();
      // 将共享变量拷贝到线程栈
    double currentX = x, currentY = y;
    // 读期间有其他线程修改数据
    if (!sl.validate(stamp)) {
      // 读到的是脏数据，丢弃。
      // 重新使用“悲观读”
      stamp = sl.readLock();
      try {
        currentX = x;
        currentY = y;
       } finally {
         sl.unlockRead(stamp);
       }
     }
    return Math.sqrt(currentX * currentX + currentY * currentY);
   }
}

如上面代码所示，有一个Point类，多个线程调用move()方法，修改坐标；还有多个线程调用distanceFromOrigin()方法，求距离。

首先，执行move操作的时候，要加写锁。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：

// 读取之前，获取数据的版本号
long stamp = sl.tryOptimisticRead();
// 读：将一份数据拷贝到线程的栈内存中
double currentX = x, currentY = y;
// 读取之后，对比读之前的版本号和当前的版本号，判断数据是否可用
// 根据stamp判断在读取数据和使用数据期间，有没有其他线程修改数据
if (!sl.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)方法里面插入内存屏障。

public boolean validate(long stamp) {
  VarHandle.acquireFence();
  return (stamp & SBITS) == (state & SBITS);
}

“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。但是，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 int LG_READERS = 7;
 
  private static final long RUNIT = 1L;
  private static final long WBIT = 1L << LG_READERS; // 第8位表示写锁
  private static final long RBITS = WBIT - 1L;  // 最低的7位表示读锁
  private static final long RFULL = RBITS - 1L; // 读锁的数目
  private static final long ABITS = RBITS | WBIT; // 读锁和写锁状态合二为一
  private static final long SBITS = ~RBITS;
 
  //
  private static final long ORIGIN = WBIT << 1;  // state的初始值
  private transient volatile long state;
  // ...
}

如下图：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，构造方法如下所示。

为什么state的初始值不设为0呢？看乐观锁的实现：

public long tryOptimisticRead() {
  long s;
  return (((s = state) & WBIT) == 0L) ? (s & SBITS) : 0L;
}

public boolean validate(long stamp) {
  VarHandle.acquireFence();
  return (stamp & SBITS) == (state & SBITS); // 当stamp=0时，validate永远返回
false
}

上面两个方法必须结合起来看：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(…)方法不直接比较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VarHandle.acquireFence();，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。

悲观读/写：“阻塞”与“自旋”策略实现差异

同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。如下所示：

public class StampedLock implements java.io.Serializable {
    /** Wait nodes */
    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; }
    }
  // ...
 
  private transient volatile WNode whead;
  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();
// 自旋的次数，超过这个数字，进入阻塞。
private static final int SPINS = (NCPU > 1) ? 1 << 6 : 0;

下面以写锁的加锁，也就是StampedLock的writeLock()方法为例，来看一下自旋的实现：

public long writeLock() {
  long next;
  return ((next = tryWriteLock()) != 0L) ? next : acquireWrite(false, 0L);
}

public long tryWriteLock() {
  long s;
  return (((s = state) & ABITS) == 0L) ? tryWriteLock(s) : 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()方法进入阻塞队列，并进行自旋，这个方法是整个加锁操作的核心，代码如下：

/**
  * See above for explanation.
  *
  * @param interruptible true if should check interrupts and if so
  * return INTERRUPTED
  * @param deadline if nonzero, the System.nanoTime value to timeout
  * at (and return zero)
  * @return next state, or INTERRUPTED
  */
private long acquireWrite(boolean interruptible, long deadline) {
    WNode node = null, p;
    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))
                return ns;
        }
        else if (spins < 0)
            spins = (m == WBIT && wtail == whead) ? SPINS : 0;
        else if (spins > 0) {
            if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0)
                --spins;
        }
        else if ((p = wtail) == null) { // initialize queue
            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;
            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;
                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)
                    break;
            }
        }
        else if (h != null) { // help release stale waiters
            WNode c; Thread w;
            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)
                    U.park(false, time);  // emulate LockSupport.park
                node.thread = null;
                U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
                if (interruptible && Thread.interrupted())
                    return cancelWaiter(node, node, true);
            }
        }
    }
}

整个acquireWrite(…)方法是两个大的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，整个方法就会返回；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(…)方法被调用之后，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()方法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：

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