資訊專欄INFORMATION COLUMN
摘要：的引入先來看下，為什么有了，還要引入使得多個讀線程同時持有讀鎖只要寫鎖未被占用，而寫鎖是獨占的。部分常量的比特位表示如下另外，相比，對多核進行了優(yōu)化，可以看到，當(dāng)核數(shù)超過時，會有一些自旋操作示例分析假設(shè)現(xiàn)在有三個線程。
本文首發(fā)于一世流云的專欄：https://segmentfault.com/blog...一、StampedLock類簡介
StampedLock類，在JDK1.8時引入，是對讀寫鎖ReentrantReadWriteLock的增強，該類提供了一些功能，優(yōu)化了讀鎖、寫鎖的訪問，同時使讀寫鎖之間可以互相轉(zhuǎn)換，更細(xì)粒度控制并發(fā)。
首先明確下，該類的設(shè)計初衷是作為一個內(nèi)部工具類，用于輔助開發(fā)其它線程安全組件，用得好，該類可以提升系統(tǒng)性能，用不好，容易產(chǎn)生死鎖和其它莫名其妙的問題。
1.1 StampedLock的引入先來看下，為什么有了ReentrantReadWriteLock，還要引入StampedLock？
ReentrantReadWriteLock使得多個讀線程同時持有讀鎖（只要寫鎖未被占用），而寫鎖是獨占的。
但是，讀寫鎖如果使用不當(dāng)，很容易產(chǎn)生“饑餓”問題：
比如在讀線程非常多，寫線程很少的情況下，很容易導(dǎo)致寫線程“饑餓”，雖然使用“公平”策略可以一定程度上緩解這個問題，但是“公平”策略是以犧牲系統(tǒng)吞吐量為代價的。（在ReentrantLock類的介紹章節(jié)中，介紹過這種情況）
1.2 StampedLock的特點StampedLock的主要特點概括一下，有以下幾點：
所有獲取鎖的方法，都返回一個郵戳（Stamp），Stamp為0表示獲取失敗，其余都表示成功；
所有釋放鎖的方法，都需要一個郵戳（Stamp），這個Stamp必須是和成功獲取鎖時得到的Stamp一致；
StampedLock是不可重入的；（如果一個線程已經(jīng)持有了寫鎖，再去獲取寫鎖的話就會造成死鎖）
StampedLock有三種訪問模式：
①Reading（讀模式）：功能和ReentrantReadWriteLock的讀鎖類似
②Writing（寫模式）：功能和ReentrantReadWriteLock的寫鎖類似
③Optimistic reading（樂觀讀模式）：這是一種優(yōu)化的讀模式。
StampedLock支持讀鎖和寫鎖的相互轉(zhuǎn)換
我們知道RRW中，當(dāng)線程獲取到寫鎖后，可以降級為讀鎖，但是讀鎖是不能直接升級為寫鎖的。
StampedLock提供了讀鎖和寫鎖相互轉(zhuǎn)換的功能，使得該類支持更多的應(yīng)用場景。
無論寫鎖還是讀鎖，都不支持Conditon等待
我們知道，在ReentrantReadWriteLock中，當(dāng)讀鎖被使用時，如果有線程嘗試獲取寫鎖，該寫線程會阻塞。二、StampedLock使用示例
但是，在Optimistic reading中，即使讀線程獲取到了讀鎖，寫線程嘗試獲取寫鎖也不會阻塞，這相當(dāng)于對讀模式的優(yōu)化，但是可能會導(dǎo)致數(shù)據(jù)不一致的問題。所以，當(dāng)使用Optimistic reading獲取到讀鎖時，必須對獲取結(jié)果進行校驗。
先來看一個Oracle官方的例子：
class Point {
private double x, y;
private final StampedLock sl = new StampedLock();
void move(double deltaX, double deltaY) {
long stamp = sl.writeLock(); //涉及對共享資源的修改，使用寫鎖-獨占操作
try {
x += deltaX;
y += deltaY;
} finally {
sl.unlockWrite(stamp);
}
}
/**
* 使用樂觀讀鎖訪問共享資源
* 注意：樂觀讀鎖在保證數(shù)據(jù)一致性上需要拷貝一份要操作的變量到方法棧，并且在操作數(shù)據(jù)時候可能其他寫線程已經(jīng)修改了數(shù)據(jù)，
* 而我們操作的是方法棧里面的數(shù)據(jù)，也就是一個快照，所以最多返回的不是最新的數(shù)據(jù)，但是一致性還是得到保障的。
*
* @return
*/
double distanceFromOrigin() {
long stamp = sl.tryOptimisticRead(); // 使用樂觀讀鎖
double currentX = x, currentY = y; // 拷貝共享資源到本地方法棧中
if (!sl.validate(stamp)) { // 如果有寫鎖被占用，可能造成數(shù)據(jù)不一致，所以要切換到普通讀鎖模式
stamp = sl.readLock();
try {
currentX = x;
currentY = y;
} finally {
sl.unlockRead(stamp);
}
}
return Math.sqrt(currentX * currentX + currentY * currentY);
}
void moveIfAtOrigin(double newX, double newY) { // upgrade
// Could instead start with optimistic, not read mode
long stamp = sl.readLock();
try {
while (x == 0.0 && y == 0.0) {
long ws = sl.tryConvertToWriteLock(stamp); //讀鎖轉(zhuǎn)換為寫鎖
if (ws != 0L) {
stamp = ws;
x = newX;
y = newY;
break;
} else {
sl.unlockRead(stamp);
stamp = sl.writeLock();
}
}
} finally {
sl.unlock(stamp);
}
}
}
可以看到，上述示例最特殊的其實是distanceFromOrigin方法，這個方法中使用了“Optimistic reading”樂觀讀鎖，使得讀寫可以并發(fā)執(zhí)行，但是“Optimistic reading”的使用必須遵循以下模式：
long stamp = lock.tryOptimisticRead(); // 非阻塞獲取版本信息
copyVaraibale2ThreadMemory(); // 拷貝變量到線程本地堆棧
if(!lock.validate(stamp)){ // 校驗
long stamp = lock.readLock(); // 獲取讀鎖
try {
copyVaraibale2ThreadMemory(); // 拷貝變量到線程本地堆棧
} finally {
lock.unlock(stamp); // 釋放悲觀鎖
}
}
useThreadMemoryVarables(); // 使用線程本地堆棧里面的數(shù)據(jù)進行操作
三、StampedLock原理
3.1 StampedLock的內(nèi)部常量
StampedLock雖然不像其它鎖一樣定義了內(nèi)部類來實現(xiàn)AQS框架，但是StampedLock的基本實現(xiàn)思路還是利用CLH隊列進行線程的管理，通過同步狀態(tài)值來表示鎖的狀態(tài)和類型。
StampedLock內(nèi)部定義了很多常量，定義這些常量的根本目的還是和ReentrantReadWriteLock一樣，對同步狀態(tài)值按位切分，以通過位運算對State進行操作：
對于StampedLock來說，寫鎖被占用的標(biāo)志是第8位為1，讀鎖使用0-7位，正常情況下讀鎖數(shù)目為1-126，超過126時，使用一個名為readerOverflow的int整型保存超出數(shù)。
部分常量的比特位表示如下：
另外，StampedLock相比ReentrantReadWriteLock，對多核CPU進行了優(yōu)化，可以看到，當(dāng)CPU核數(shù)超過1時，會有一些自旋操作:
假設(shè)現(xiàn)在有三個線程：ThreadA、ThreadB、ThreadC、ThreadD。操作如下：1. StampedLock對象的創(chuàng)建
//ThreadA調(diào)用writeLock, 獲取寫鎖
//ThreadB調(diào)用readLock, 獲取讀鎖
//ThreadC調(diào)用readLock, 獲取讀鎖
//ThreadD調(diào)用writeLock, 獲取寫鎖
//ThreadE調(diào)用readLock, 獲取讀鎖
StampedLock的構(gòu)造器很簡單，構(gòu)造時設(shè)置下同步狀態(tài)值：
另外，StamedLock提供了三類視圖：
這些視圖其實是對StamedLock方法的封裝，便于習(xí)慣了ReentrantReadWriteLock的用戶使用：
例如，ReadLockView其實相當(dāng)于ReentrantReadWriteLock.readLock()返回的讀鎖;
來看下writeLock方法：
StampedLock中大量運用了位運算，這里(s = state) & ABITS == 0L 表示讀鎖和寫鎖都未被使用，這里寫鎖可以立即獲取成功，然后CAS操作更新同步狀態(tài)值State。
操作完成后，等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
注意：StampedLock中，等待隊列的結(jié)點要比AQS中簡單些，僅僅三種狀態(tài)。
0：初始狀態(tài)
-1：等待中
1：取消
另外，結(jié)點的定義中有個cowait字段，該字段指向一個棧，用于保存讀線程，這個后續(xù)會講到。
來看下readLock方法：
由于ThreadA此時持有寫鎖，所以ThreadB獲取讀鎖失敗，將調(diào)用acquireRead方法，加入等待隊列：
acquireRead方法非常復(fù)雜，用到了大量自旋操作：
/**
* 嘗試自旋的獲取讀鎖, 獲取不到則加入等待隊列, 并阻塞線程
*
* @param interruptible true 表示檢測中斷, 如果線程被中斷過, 則最終返回INTERRUPTED
* @param deadline 如果非0, 則表示限時獲取
* @return 非0表示獲取成功, INTERRUPTED表示中途被中斷過
*/
private long acquireRead(boolean interruptible, long deadline) {
WNode node = null, p; // node指向入隊結(jié)點, p指向入隊前的隊尾結(jié)點
/**
* 自旋入隊操作
* 如果寫鎖未被占用, 則立即嘗試獲取讀鎖, 獲取成功則返回.
* 如果寫鎖被占用, 則將當(dāng)前讀線程包裝成結(jié)點, 并插入等待隊列（如果隊尾是寫結(jié)點,直接鏈接到隊尾;否則,鏈接到隊尾讀結(jié)點的棧中）
*/
for (int spins = -1; ; ) {
WNode h;
if ((h = whead) == (p = wtail)) { // 如果隊列為空或只有頭結(jié)點, 則會立即嘗試獲取讀鎖
for (long m, s, ns; ; ) {
if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? // 判斷寫鎖是否被占用
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : //寫鎖未占用,且讀鎖數(shù)量未超限, 則更新同步狀態(tài)
(m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) //寫鎖未占用,但讀鎖數(shù)量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中
return ns; // 獲取成功后, 直接返回
else if (m >= WBIT) { // 寫鎖被占用,以隨機方式探測是否要退出自旋
if (spins > 0) {
if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0)
--spins;
} else {
if (spins == 0) {
WNode nh = whead, np = wtail;
if ((nh == h && np == p) || (h = nh) != (p = np))
break;
}
spins = SPINS;
}
}
}
}
if (p == null) { // p == null表示隊列為空, 則初始化隊列(構(gòu)造頭結(jié)點)
WNode hd = new WNode(WMODE, null);
if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))
wtail = hd;
} else if (node == null) { // 將當(dāng)前線程包裝成讀結(jié)點
node = new WNode(RMODE, p);
} else if (h == p || p.mode != RMODE) { // 如果隊列只有一個頭結(jié)點, 或隊尾結(jié)點不是讀結(jié)點, 則直接將結(jié)點鏈接到隊尾, 鏈接完成后退出自旋
if (node.prev != p)
node.prev = p;
else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {
p.next = node;
break;
}
}
// 隊列不為空, 且隊尾是讀結(jié)點, 則將添加當(dāng)前結(jié)點鏈接到隊尾結(jié)點的cowait鏈中（實際上構(gòu)成一個棧, p是棧頂指針 ）
else if (!U.compareAndSwapObject(p, WCOWAIT, node.cowait = p.cowait, node)) { // CAS操作隊尾結(jié)點p的cowait字段,實際上就是頭插法插入結(jié)點
node.cowait = null;
} else {
for (; ; ) {
WNode pp, c;
Thread w;
// 嘗試喚醒頭結(jié)點的cowait中的第一個元素, 假如是讀鎖會通過循環(huán)釋放cowait鏈
if ((h = whead) != null && (c = h.cowait) != null &&
U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) &&
(w = c.thread) != null) // help release
U.unpark(w);
if (h == (pp = p.prev) || h == p || pp == null) {
long m, s, ns;
do {
if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ?
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s,
ns = s + RUNIT) :
(m < WBIT &&
(ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L))
return ns;
} while (m < WBIT);
}
if (whead == h && p.prev == pp) {
long time;
if (pp == null || h == p || p.status > 0) {
node = null; // throw away
break;
}
if (deadline == 0L)
time = 0L;
else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)
return cancelWaiter(node, p, false);
Thread wt = Thread.currentThread();
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this);
node.thread = wt;
if ((h != pp || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && p.prev == pp) {
// 寫鎖被占用, 且當(dāng)前結(jié)點不是隊首結(jié)點, 則阻塞當(dāng)前線程
U.park(false, time);
}
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, p, true);
}
}
}
}
for (int spins = -1; ; ) {
WNode h, np, pp;
int ps;
if ((h = whead) == p) { // 如果當(dāng)前線程是隊首結(jié)點, 則嘗試獲取讀鎖
if (spins < 0)
spins = HEAD_SPINS;
else if (spins < MAX_HEAD_SPINS)
spins <<= 1;
for (int k = spins; ; ) { // spin at head
long m, s, ns;
if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? // 判斷寫鎖是否被占用
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : //寫鎖未占用,且讀鎖數(shù)量未超限, 則更新同步狀態(tài)
(m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) { //寫鎖未占用,但讀鎖數(shù)量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中
// 獲取讀鎖成功, 釋放cowait鏈中的所有讀結(jié)點
WNode c;
Thread w;
// 釋放頭結(jié)點, 當(dāng)前隊首結(jié)點成為新的頭結(jié)點
whead = node;
node.prev = null;
// 從棧頂開始(node.cowait指向的結(jié)點), 依次喚醒所有讀結(jié)點, 最終node.cowait==null, node成為新的頭結(jié)點
while ((c = node.cowait) != null) {
if (U.compareAndSwapObject(node, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null)
U.unpark(w);
}
return ns;
} else if (m >= WBIT &&
LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 && --k <= 0)
break;
}
} else if (h != null) { // 如果頭結(jié)點存在cowait鏈, 則喚醒鏈中所有讀線程
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) // 將前驅(qū)結(jié)點的等待狀態(tài)置為WAITING, 表示之后將喚醒當(dāng)前結(jié)點
U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);
else if (ps == CANCELLED) {
if ((pp = p.prev) != null) {
node.prev = pp;
pp.next = node;
}
} else { // 阻塞當(dāng)前讀線程
long time;
if (deadline == 0L)
time = 0L;
else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) //限時等待超時, 取消等待
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) == WBIT) && whead == h && node.prev == p) {
// 如果前驅(qū)的等待狀態(tài)為WAITING, 且寫鎖被占用, 則阻塞當(dāng)前調(diào)用線程
U.park(false, time);
}
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, node, true);
}
}
}
}
我們來分析下這個方法。
該方法會首先自旋的嘗試獲取讀鎖，獲取成功后，就直接返回；否則，會將當(dāng)前線程包裝成一個讀結(jié)點，插入到等待隊列。
由于，目前等待隊列還是空，所以ThreadB會初始化隊列，然后將自身包裝成一個讀結(jié)點，插入隊尾，然后在下面這個地方跳出自旋：
此時，等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
跳出自旋后，ThreadB會繼續(xù)向下執(zhí)行，進入下一個自旋，在下一個自旋中，依然會再次嘗試獲取讀鎖，如果這次再獲取不到，就會將前驅(qū)的等待狀態(tài)置為WAITING, 表示我（當(dāng)前線程）要去睡了（阻塞），到時記得叫醒我：
最終, ThreadB進入阻塞狀態(tài):
最終，等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
4. ThreadC調(diào)用readLock獲取讀鎖這個過程和ThreadB獲取讀鎖一樣，區(qū)別在于ThreadC被包裝成結(jié)點加入等待隊列后，是鏈接到ThreadB結(jié)點的棧指針中的。調(diào)用完下面這段代碼后，ThreadC會鏈接到以Thread B為棧頂指針的棧中：
注意：讀結(jié)點的cowait字段其實構(gòu)成了一個棧，入棧的過程其實是個“頭插法”插入單鏈表的過程。比如，再來個ThreadX讀結(jié)點，則cowait鏈表結(jié)構(gòu)為：ThreadB - > ThreadX -> ThreadC。最終喚醒讀結(jié)點時，將從棧頂開始。
然后會在下一次自旋中，阻塞當(dāng)前讀線程：
最終，等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
可以看到，此時ThreadC結(jié)點并沒有把它的前驅(qū)的等待狀態(tài)置為-1，因為ThreadC是鏈接到棧中的，當(dāng)寫鎖釋放的時候，會從棧底元素開始，喚醒棧中所有讀結(jié)點。
5. ThreadD調(diào)用writeLock獲取寫鎖ThreadD調(diào)用writeLock方法獲取寫鎖失敗后（ThreadA依然占用著寫鎖），會調(diào)用acquireWrite方法，該方法整體邏輯和acquireRead差不多，首先自旋的嘗試獲取寫鎖，獲取成功后，就直接返回；否則，會將當(dāng)前線程包裝成一個寫結(jié)點，插入到等待隊列。
acquireWrite源碼：
/**
* 嘗試自旋的獲取寫鎖, 獲取不到則阻塞線程
*
* @param interruptible true 表示檢測中斷, 如果線程被中斷過, 則最終返回INTERRUPTED
* @param deadline 如果非0, 則表示限時獲取
* @return 非0表示獲取成功, INTERRUPTED表示中途被中斷過
*/
private long acquireWrite(boolean interruptible, long deadline) {
WNode node = null, p;
/**
* 自旋入隊操作
* 如果沒有任何鎖被占用, 則立即嘗試獲取寫鎖, 獲取成功則返回.
* 如果存在鎖被使用, 則將當(dāng)前線程包裝成獨占結(jié)點, 并插入等待隊列尾部
*/
for (int spins = -1; ; ) {
long m, s, ns;
if ((m = (s = state) & ABITS) == 0L) { // 沒有任何鎖被占用
if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT)) // 嘗試立即獲取寫鎖
return ns; // 獲取成功直接返回
} 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) { // 隊列為空, 則初始化隊列, 構(gòu)造隊列的頭結(jié)點
WNode hd = new WNode(WMODE, null);
if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))
wtail = hd;
} else if (node == null) // 將當(dāng)前線程包裝成寫結(jié)點
node = new WNode(WMODE, p);
else if (node.prev != p)
node.prev = p;
else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) { // 鏈接結(jié)點至隊尾
p.next = node;
break;
}
}
for (int spins = -1; ; ) {
WNode h, np, pp;
int ps;
if ((h = whead) == p) { // 如果當(dāng)前結(jié)點是隊首結(jié)點, 則立即嘗試獲取寫鎖
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) { // 寫鎖未被占用
if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s,
ns = s + WBIT)) { // CAS修改State: 占用寫鎖
// 將隊首結(jié)點從隊列移除
whead = node;
node.prev = null;
return ns;
}
} else if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 &&
--k <= 0)
break;
}
} else if (h != null) { // 喚醒頭結(jié)點的棧中的所有讀線程
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) // 將當(dāng)前結(jié)點的前驅(qū)置為WAITING, 表示當(dāng)前結(jié)點會進入阻塞, 前驅(qū)將來需要喚醒我
U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);
else if (ps == CANCELLED) {
if ((pp = p.prev) != null) {
node.prev = pp;
pp.next = node;
}
} else { // 阻塞當(dāng)前調(diào)用線程
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);
}
}
}
}
acquireWrite中的下面這個自旋操作，用于將線程包裝成寫結(jié)點，插入隊尾：
插入完成后，隊列結(jié)構(gòu)如下：
然后，進入下一個自旋，并在下一個自旋中阻塞ThreadD，最終隊列結(jié)構(gòu)如下：
同樣，由于寫鎖被ThreadA占用著，所以最終會調(diào)用acquireRead方法，在該方法的第一個自旋中，會將ThreadE加入等待隊列：
注意，由于隊尾結(jié)點是寫結(jié)點，所以當(dāng)前讀結(jié)點會直接鏈接到隊尾；如果隊尾是讀結(jié)點，則會鏈接到隊尾讀結(jié)點的cowait鏈中。
然后進入第二個自旋，阻塞ThreadE，最終隊列結(jié)構(gòu)如下：
通過CAS操作，修改State成功后，會調(diào)用release方法喚醒等待隊列的隊首結(jié)點：
release方法非常簡單，先將頭結(jié)點的等待狀態(tài)置為0，表示即將喚醒后繼結(jié)點，然后立即喚醒隊首結(jié)點：
此時，等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
ThreadB被喚醒后，會從原阻塞處繼續(xù)向下執(zhí)行，然后開始下一次自旋：
第二次自旋時，ThreadB發(fā)現(xiàn)寫鎖未被占用，則成功獲取到讀鎖，然后從棧頂（ThreadB的cowait指針指向的結(jié)點）開始喚醒棧中所有線程，
最后返回：
最終，等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
ThreadC被喚醒后，繼續(xù)執(zhí)行，并進入下一次自旋，下一次自旋時，會成功獲取到讀鎖。
注意，此時ThreadB和ThreadC已經(jīng)拿到了讀鎖，ThreadD（寫線程）和ThreadE（讀線程）依然阻塞中，原來ThreadC對應(yīng)的結(jié)點是個孤立結(jié)點，會被GC回收。
最終，等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
ThreadB和ThreadC調(diào)用unlockRead方法釋放讀鎖，CAS操作State將讀鎖數(shù)量減1：
注意，當(dāng)讀鎖的數(shù)量變?yōu)?時才會調(diào)用release方法，喚醒隊首結(jié)點：
隊首結(jié)點（ThreadD寫結(jié)點被喚醒），最終等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
ThreadD會從原阻塞處繼續(xù)向下執(zhí)行，并在下一次自旋中獲取到寫鎖，然后返回:
最終，等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
ThreadD釋放寫鎖的過程和步驟7完全相同，會調(diào)用unlockWrite喚醒隊首結(jié)點（ThreadE）。
ThreadE被喚醒后會從原阻塞處繼續(xù)向下執(zhí)行，但由于ThreadE是個讀結(jié)點，所以同時會喚醒cowait棧中的所有讀結(jié)點，過程和步驟8完全一樣。最終，等待隊列的結(jié)構(gòu)如下：
至此，全部執(zhí)行完成。
四、StampedLock類/方法聲明參考Oracle官方文檔：https://docs.oracle.com/javas...
類聲明：
方法聲明：
StampedLock的等待隊列與RRW的CLH隊列相比，有以下特點：
當(dāng)入隊一個線程時，如果隊尾是讀結(jié)點，不會直接鏈接到隊尾，而是鏈接到該讀結(jié)點的cowait鏈中，cowait鏈本質(zhì)是一個棧；
當(dāng)入隊一個線程時，如果隊尾是寫結(jié)點，則直接鏈接到隊尾；
喚醒線程的規(guī)則和AQS類似，都是首先喚醒隊首結(jié)點。區(qū)別是StampedLock中，當(dāng)喚醒的結(jié)點是讀結(jié)點時，會喚醒該讀結(jié)點的cowait鏈中的所有讀結(jié)點（順序和入棧順序相反，也就是后進先出）。
另外，StampedLock使用時要特別小心，避免鎖重入的操作，在使用樂觀讀鎖時也需要遵循相應(yīng)的調(diào)用模板，防止出現(xiàn)數(shù)據(jù)不一致的問題。
文章版權(quán)歸作者所有，未經(jīng)允許請勿轉(zhuǎn)載,若此文章存在違規(guī)行為，您可以聯(lián)系管理員刪除。
轉(zhuǎn)載請注明本文地址：http://www.ezyhdfw.cn/yun/76548.html
摘要：整個包，按照功能可以大致劃分如下鎖框架原子類框架同步器框架集合框架執(zhí)行器框架本系列將按上述順序分析，分析所基于的源碼為。后，根據(jù)一系列常見的多線程設(shè)計模式，設(shè)計了并發(fā)包，其中包下提供了一系列基礎(chǔ)的鎖工具，用以對等進行補充增強。 showImg(https://segmentfault.com/img/remote/1460000016012623); 本文首發(fā)于一世流云專欄：https...
摘要：公平策略在多個線程爭用鎖的情況下，公平策略傾向于將訪問權(quán)授予等待時間最長的線程。使用方式的典型調(diào)用方式如下二類原理的源碼非常簡單，它通過內(nèi)部類實現(xiàn)了框架，接口的實現(xiàn)僅僅是對的的簡單封裝，參見原理多線程進階七鎖框架獨占功能剖析 showImg(https://segmentfault.com/img/remote/1460000016012582); 本文首發(fā)于一世流云的專欄：https...
摘要：關(guān)于接口的介紹，可以參見多線程進階二鎖框架接口。最終線程釋放了鎖，并進入阻塞狀態(tài)。當(dāng)線程被通知喚醒時，則是將條件隊列中的結(jié)點轉(zhuǎn)換成等待隊列中的結(jié)點，之后的處理就和獨占功能完全一樣。 showImg(https://segmentfault.com/img/remote/1460000016012490); 本文首發(fā)于一世流云的專欄：https://segmentfault.com/bl...
摘要：二接口簡介可以看做是類的方法的替代品，與配合使用。當(dāng)線程執(zhí)行對象的方法時，當(dāng)前線程會立即釋放鎖，并進入對象的等待區(qū)，等待其它線程喚醒或中斷。 showImg(https://segmentfault.com/img/remote/1460000016012601); 本文首發(fā)于一世流云的專欄：https://segmentfault.com/blog... 本系列文章中所說的juc-...
摘要：我們知道，的作用其實是對類的和的增強，是為了讓線程在指定對象上等待，是一種線程之間進行協(xié)調(diào)的工具。當(dāng)線程調(diào)用對象的方法時，必須拿到和這個對象關(guān)聯(lián)的鎖。 showImg(https://segmentfault.com/img/remote/1460000016012566); 本文首發(fā)于一世流云的專欄：https://segmentfault.com/blog... 一、Reentr...
閱讀 2868·2021-11-22 14:44
閱讀 613·2021-11-22 12:00
閱讀 3756·2019-08-30 15:54
閱讀 1645·2019-08-29 17:15
閱讀 1973·2019-08-29 13:50
閱讀 1182·2019-08-29 13:17
閱讀 3575·2019-08-29 13:05
閱讀 1236·2019-08-29 11:31
