重入锁
Java中的重入锁（即ReentrantLock） 与JVM内置锁(即synchronized)一样，是一种排它锁。
ReentrantLock提供了多样化的同步，比如有时间限制的同步（定时锁），可以被Interrupt的同步，即中断锁 （synchronized的同步是不能Interrupt的）等。
在资源竞争不是很激烈的情况下，Synchronized的性能要优于ReetrantLock，
但是在资源竞争很激烈的情况下，Synchronized的性能会下降几十倍，但是ReetrantLock的性能能维持常态；
Atomic原子操作，不激烈情况下，性能比synchronized略逊，而激烈的时候，也能维持常态。
激烈的时候，Atomic的性能会优于ReentrantLock一倍左右。
但是其有一个缺点，就是只能同步一个值，一段代码中只能出现一个Atomic的变量，多于一个同步无效。因为他不能在多个Atomic之间同步。
所以，我们写同步的时候，优先考虑synchronized，如果有特殊需要，再进一步优化。ReentrantLock和Atomic如果用的不好，不仅不能提高性能，还可能带来灾难。
synchronized是在JVM层面上实现的，在代码执行时出现异常，JVM会自动释放锁定。
但是使用Lock则不行，lock是通过代码实现的，要保证锁定一定会被释放，就必须将unLock()放到finally{}中
try{
renentrantLock.lock();
// 用户操作
} finally {
renentrantLock.unlock();
}
ReentrantLock获取锁定与三种方式：
a) lock(), 如果获取了锁立即返回，如果别的线程持有锁，当前线程则一直处于休眠状态，直到获取锁
b) tryLock(), 如果获取了锁立即返回true，如果别的线程正持有锁，立即返回false；
c) tryLock(long timeout,TimeUnit unit)， 如果获取了锁定立即返回true，如果别的线程正持有锁，会等待参数给定的时间，在等待的过程中，如果获取了锁定，就返回true，如果等待超时，返回false；
d) lockInterruptibly:如果获取了锁定立即返回，如果没有获取锁定，当前线程处于休眠状态，直到获得锁定，或者当前线程被别的线程中断
重入锁可定义为公平锁或非公平锁，默认实现为非公平锁。
公平锁是指多个线程获取锁被阻塞的情况下，锁变为可用时，最先申请锁的线程获得锁。
在并发环境中，每个线程在获取锁时会先查看此锁维护的等待队列，如果为空，或者当前线程线程是等待队列的第一个，就占有锁，否则就会加入到等待队列中，以后会按照FIFO的规则从队列中取到自己
可通过在重入锁（RenentrantLock）的构造方法中传入true构建公平锁，如Lock lock = new RenentrantLock(true)
非公平锁是指多个线程等待锁的情况下，锁变为可用状态时，哪个线程获得锁是随机的。
synchonized相当于非公平锁。可通过在重入锁的构造方法中传入false或者使用无参构造方法构建非公平锁。
读写锁
锁可以保证原子性和可见性。
而原子性更多是针对写操作而言。对于读多写少的场景，一个读操作无须阻塞其它读操作，只需要保证读和写 或者 写与写 不同时发生即可。
此时，如果使用重入锁（即排它锁），对性能影响较大。Java中的读写锁（ReadWriteLock）就是为这种读多写少的场景而创造的。
实际上，ReadWriteLock接口并非继承自Lock接口，ReentrantReadWriteLock也只实现了ReadWriteLock接口而未实现Lock接口。
ReadLock和WriteLock，是ReentrantReadWriteLock类的静态内部类，它们实现了Lock接口。
一个ReentrantReadWriteLock实例包含一个ReentrantReadWriteLock.ReadLock实例和一个ReentrantReadWriteLock.WriteLock实例。
通过readLock()和writeLock()方法可分别获得读锁实例和写锁实例，并通过Lock接口提供的获取锁方法获得对应的锁。
读写锁的锁定规则如下：
获得读锁后，其它线程可获得读锁而不能获取写锁
获得写锁后，其它线程既不能获得读锁也不能获得写锁
public class ReadWriteLockDemo {
public static void main(String[] args) {
ReadWriteLock readWriteLock = new ReentrantReadWriteLock();
new Thread(() -> {
readWriteLock.readLock().lock();
try {
System.out.println(new Date() + "\tThread 1 started with read lock");
try {
Thread.sleep(2000);
} catch (Exception ex) {
}
System.out.println(new Date() + "\tThread 1 ended");
} finally {
readWriteLock.readLock().unlock();
}
}).start();
new Thread(() -> {
readWriteLock.readLock().lock();
try {
System.out.println(new Date() + "\tThread 2 started with read lock");
try {
Thread.sleep(2000);
} catch (Exception ex) {
}
System.out.println(new Date() + "\tThread 2 ended");
} finally {
readWriteLock.readLock().unlock();
}
}).start();
new Thread(() -> {
Lock lock = readWriteLock.writeLock();
lock.lock();
try {
System.out.println(new Date() + "\tThread 3 started with write lock");
try {
Thread.sleep(2000);
} catch (Exception ex) {
ex.printStackTrace();
}
System.out.println(new Date() + "\tThread 3 ended");
} finally {
lock.unlock();
}
}).start();
}
}
执行结果如下
Sat Jun 18 21:33:46 CST 2016 Thread 1 started with read lock
Sat Jun 18 21:33:46 CST 2016 Thread 2 started with read lock
Sat Jun 18 21:33:48 CST 2016 Thread 2 ended
Sat Jun 18 21:33:48 CST 2016 Thread 1 ended
Sat Jun 18 21:33:48 CST 2016 Thread 3 started with write lock
Sat Jun 18 21:33:50 CST 2016 Thread 3 ended
从上面的执行结果可见，thread 1和thread 2都只需获得读锁，因此它们可以并行执行。
而thread 3因为需要获取写锁，必须等到thread 1和thread 2释放锁后才能获得锁。
条件锁
条件锁只是一个帮助用户理解的概念，实际上并没有条件锁这种锁。
对于每个重入锁，都可以通过newCondition()方法绑定若干个条件对象。
重入锁可以创建若干个条件对象，signal()和signalAll()方法只能唤醒相同条件对象的等待。
一个重入锁上可以生成多个条件变量，不同线程可以等待不同的条件，从而实现更加细粒度的的线程间通信。
Condition是个接口，基本的方法就是await()和signal()方法；
Condition依赖于Lock接口，生成一个Condition的基本代码是lock.newCondition()
调用Condition的await()和signal()方法，都必须在lock保护之内，就是说必须在lock.lock()和lock.unlock之间才可以使用
Conditon中的await()对应Object的wait()；
Condition中的signal()对应Object的notify()；
Condition中的signalAll()对应Object的notifyAll()。
原理
ReentrantLock实现的前提就是AbstractQueuedSynchronizer，抽象队列同步器，简称AQS，是java.util.concurrent的核心。
ReentrantLock中有一个抽象类Sync继承了AQS。
我们知道Lock的本质是AQS，AQS自己维护的队列是当前等待资源的队列，AQS会在被释放后，依次唤醒队列中从前到后的所有节点，使他们对应的线程恢复执行，直到队列为空。
而Condition自己也维护了一个队列，该队列的作用是维护一个等待signal信号的队列。
但是，两个队列的作用不同的，事实上，每个线程也仅仅会同时存在以上两个队列中的一个，流程是这样的：
1. 线程1调用reentrantLock.lock时，尝试获取锁。如果成功，则返回，从AQS的队列中移除线程；否则阻塞，保持在AQS的等待队列中。
2. 线程1调用await方法被调用时，对应操作是被加入到Condition的等待队列中，等待signal信号；同时释放锁。
3. 锁被释放后，会唤醒AQS队列中的头结点，所以线程2会获取到锁。
4. 线程2调用signal方法，这个时候Condition的等待队列中只有线程1一个节点，于是它被取出来，并被加入到AQS的等待队列中。注意，这个时候，线程1 并没有被唤醒，只是被加入AQS等待队列。
5. signal方法执行完毕，线程2调用unLock()方法，释放锁。这个时候因为AQS中只有线程1，于是，线程1被唤醒，线程1恢复执行。
所以：
发送signal信号只是将Condition队列中的线程加到AQS的等待队列中。
只有到发送signal信号的线程调用reentrantLock.unlock()释放锁后，这些线程才会被唤醒。
可以看到，整个协作过程是靠结点在AQS的等待队列和Condition的等待队列中来回移动实现的，
Condition作为一个条件类，很好的自己维护了一个等待信号的队列，并在适时的时候将结点加入到AQS的等待队列中来实现的唤醒操作。
signal就是唤醒Condition队列中的第一个非CANCELLED节点线程，
而signalAll就是唤醒所有非CANCELLED节点线程，本质是将节点从Condition队列中取出来一个还是所有节点放到AQS的等待队列。
尽管所有Node可能都被唤醒，但是要知道的是仍然只有一个线程能够拿到锁，其它没有拿到锁的线程仍然需要自旋等待，就上上面提到的第4步(acquireQueued)。
阻塞当前的线程:调用JNI的 unsafe.park(false, 0L)
操作队列时，调用JNI的unsafe.compareAndSwapInt（），循环CAS。
| compareAndSetHead(Node update) | 利用CAS设置头Node |
| compareAndSetTail(Node expect, Node update) | 利用CAS设置尾Node |
| compareAndSetWaitStatus(Node node, int expect, int update) | 利用CAS设置某个Node中的等待状态 |