juc后篇
juc后篇
前篇
1.java对象内存布局和对象头
先从阿里及其它大厂面试题说起
- 12、你觉得目前面试，你还有那些方面理解的比较好，我没问到的，我说了juc 和jvm以及同步锁机制
- 13、 那先说juc吧， 说下ags的大致流程
- 14、cas自旋锁，是获取不到锁就一-直自旋吗? cas和synchronized区别在哪里，为什么cas好，具体优势
- 在哪里，我说cas避免cpu切换线程的开销，又问我在自旋的这个线程能保证一直占用cpu吗?假如cpu放弃
- 了这个线程，不是还要带来线程再次抢占cpu的开销?
- 15、synchronized底层如何实现的，实现同步的时候用到cas了吗?具体哪里用到了
- 16、我说上个问题的时候说到了对象头，问我对象头存储哪些信息，长度是多少位存储
Object object = new Object()谈谈你对这句话的理解?一般而言JDK8按照默认情况下，new一个对象占多少内存空间
位置所在.
JVM里堆->新生区->伊甸园区
构成布局
头体?想想我们的HTML报文
对象在堆内存中布局.
权威定义
对象在堆内存中的存储布局
1.对象头
它保存什么
默认存储对象的HashCode、分代年龄和锁标志位等信息。
这些信息都是与对象自身定义无关的数据，所以MarkWord被设计成–个非固定的数据结构以便在极小的空间内存存储尽量多的数据。
它会根据对象的状态复用恒己的存储空间，也就是说在运行期间MarkWord里存储的数据会随着锁标志位的变化而变化。
类元信息
对象指向它的类元数据的指针，虚拟机通过这个指针来确定这个对象是哪个类的实例。
对象头多大
在64位系统中，Mark Word占了8个字节，类型指针占了8个字节，一共是16个字节
2.实例数据
存放类的属性(Field)数据信息，包括父类的属性信息
3.对齐填充
虚拟机要求对象起始地址必须是8字节的整数倍。填充数据不是必须存在的，仅仅是为了字节对齐这部分内存按8字节补充对齐。
官网理论
Hotspot术语表官网
底层源码理论证明
再说对象头的MarkWord
聊聊Object obj = new Object()
JOL证明
代码
GC年龄采用4位bit存储，最大为15,例如MaxTenuringThreshold参数默认值就是15
尾巴参数说明
换成其他对象试试
11.Synchronized与锁升级
先从阿里及其它大厂面试题说起
- 谈谈你对Synchronized的理解
- Synchronized的锁升级你聊聊
本章路线总纲
说明
synchronized锁:由对象头中的MarkWord根据锁标志位的不同而被复用及锁升级策略
Synchronized的性能变化
java5以前，只有Synchronized，这个是操作系统级别的重量级操作
- 重量级锁，假如锁的竞争比较激烈的话，性能下降
- Java5之前，用户态和内核态之间的切换
java的线程是映射到操作系统原生线程之上的，如果要阻塞或唤醒一个线程就需要操作系统介入，需要在户态与核心态之间切换，这种切换会消耗大量的系统资源，因为用户态与内核态都有客自专用的内存空间，专用的寄存器等，用户态切换至内核态需要传递给许多变量、参数给内核，内核也需要保护好用户态在切换时的一些寄存器值、变量等，以便内核态调用结束后切换回用户态继续工作。
在Java早期版本中，synchronized属 于重量级锁，效率低下，因为监视器锁(monitor) 是依赖于底层的操作系统的Mutex Lock(系统互斥量)来实现的，挂起线程和恢复线程都需要转入内核态去完成，阻塞或唤醒一个Java线程需要操作系统切换CPU状态来完成，这种状态切换需要耗费处理器时间，如果同步代码块中内容过于简单，这种切换的时间可能比用户代码执行的时间还长”，时间成本相对较高，这也是为什么早期的synchronized效率低的原因Java 6之后，为了减少获得锁和释放锁所带来的性能消耗，引入了轻量级锁和偏向锁
为什么每一个对象都可以成为一个锁???
markOop.hpp
Monitor(监视器锁)
JVM中的同步就是基于进入和退出管程(Monitor) 对象实现的。每个对象实例都会有-一个Monitor，Monitor 可以和对象一起创建、 销毁。Monitor是由ObjectMonitor实现，而ObjectMonitor是 由C+ +的ObjectMonitor.hpp文件实现，如下所示:
结合之前的synchronized和对象头说明
java6开始，优化Synchronized
Java6之后，为了减少获得锁和释放锁所带来的性能消耗，引入了轻量级锁和偏向锁
需要有个逐步升级的过程，别一开始就捅到重量级锁
synchronized锁种类及升级步骤
多线程访问情况，3种
- 只有一个线程来访问，有且唯一Only One
- 有多个线程(2个线程A、B来交替访问)
- 竞争激烈，更多个线程来访问
升级流程
synchronized用的锁是存在Java对象头里的Mark Word中
锁升级功能主要依赖MarkWord中锁标志位和释放偏向锁标志位
64位标记图再看
锁指向，请牢记
- 偏向锁:MarkWord存储的是偏向的线程ID;.
- 轻量锁:MarkWord存储的是指向线程栈中LockRecord的指针;
- 重量锁:MarkWord存储的是指向堆中的monitor对象的指针;
无锁
复习C源码的MarkWord标记
Code演示
public class SynchronizedUpDemo {
public static void main(String[] args) {
Object o=new Object();
System.out.println(ClassLayout.parseInstance(o).toPrintable());
}
}
java.lang.Object object internals:
OFFSET SIZE TYPE DESCRIPTION VALUE
0 4 (object header) 01 00 00 00 (00000001 00000000 00000000 00000000) (1)
4 4 (object header) 00 00 00 00 (00000000 00000000 00000000 00000000) (0)
8 4 (object header) e5 01 00 f8 (11100101 00000001 00000000 11111000) (-134217243)
12 4 (loss due to the next object alignment)
Instance size: 16 bytes
Space losses: 0 bytes internal + 4 bytes external = 4 bytes total
程序不会有锁的竞争
偏锁
是什么
偏向锁:单线程竞争
当线程A第一次 竞争到锁时，通过操作修改Mark Word中的偏向线程ID、偏向模式。
如果不存在其他线程竞争，那么持有偏向锁的线程将永远不需要进行同步。
主要作用
- 当一段同步代码一直被同一个线程多次访问，由于只有一个线程那么该线程在后续访问时便会自动获得锁
- 同一个老顾客来访，直接老规矩行方便
- 看看多线程卖票，向一个线程获得体会一下
- 小结论
Hotspot的作者经过研究发现, j大多数情况下:
多线程的情况下，锁不仅不存在多线程竞争，还存在锁由同一个线程多次获得的情况，
偏向锁就是在这种情况下出现的，它的出现是为了解决只有在一个线程执行同步时提高性能。
备注:
偏向锁会偏向于第一个访问锁的线程，如果在接下来的运行过程中，该锁没有被其
他的线程访问，则持有偏向锁的线程将永远不需要触发同步。也即偏向锁在
资源没有竞争情况下消除了同步语句，懒的连CAS操作都不做了，直接提高程序性能
64位标记图再看
偏向锁的持有
说明
理论落地:
在实际应用运行过程中发现，“ 锁总是同一个线程持有，很少发生竞争”，也就是说锁总是被第一个占用他的线程拥有，这个线程就是锁的偏向线程。
那么只需要在锁第一次被拥有的时候，记录下偏向线程ID。这样偏向线程就一直持有着锁(后续这个线程进入和退出这段加了同步锁的代码块时，不需要再次加锁和释放锁。而是直接会去检查锁的MarkWord里面是不是放的自己的线程ID)。
如果相等，表示偏向锁是偏向于当前线程的，就不需要再尝试获得锁了，直到竞争发生才释放锁。以后每次同步，检查锁的偏向线程
ID与当前线程ID是否–致，如果一致直接进入同步。无需每次加锁解锁都去CAS更新对象头。如果自始至终使用锁的线程只有一一个,很明显偏向锁几乎没有额外开销，性能极高。
如果不等，表示发生了竞争，锁已经不是总是偏向于同一个线程了，这个时候会尝试使用CAS来替换MarkWord里面的线程ID为新线程的ID,
竞争成功，表示之前的线程不存在了，MarkWord 里面的线程ID为新线程的ID，锁不会升级，仍然为偏向锁;
竞争失败，这时候可能需要升级变为轻量级锁，才能保证线程间公平竞争锁。
注意，偏向锁只有遇到其他线程尝试竞争偏向锁时，持有偏向锁的线程才会释放锁，线程是不会主动释放偏向锁的。
技术实现:
一个synchronized方法被一个线程抢到 了锁时，那这个方法所在的对象就会在其所在的Mark Word中将偏向锁修改状态位，同时还会有占用前54位来存储线程指针作为标识。若该线程再次访问同一个synchronized方法时，该线程只需去对象头的Mark Word中去判
断一下是否有偏向锁指向本身的ID,无需再进入Monitor去竞争对象了。
细化案例Account对象举例说明
偏向锁的操作不用直接捅到操作系统，不涉及用户到内棣转换，不必要直接升级为最高级，我们以- -个account对象的 “对象头”为例，
假如有一个线程执行到synchronized代码块的时候，JVM使用CAS操作把线程指针ID记录到Mark Word当中，并修改标偏向标示，标示当前线程就获得该锁。锁对象变成偏向锁(通过CAS修改对象头里的锁标志位)，字面意思是“偏向于第- -个获得它的线程”的锁。执行完同步代码块后，线程并不会主动释放偏向锁。
这时线程获得了锁，可以执行同步代码块。当该线程第二次到达同步代码块时会判断此时持有锁的线程是否还是自己(持有锁的线程ID也在对象头里)，JVM通过account对象的Mark Word判断:当前线程ID还在，说明还持有着这个对象的锁，就可以继续进入临界区工作。由于之前没有释放锁， 这里也就不需要重新加锁。如果自始至终使用锁的线程只有一个，很明显偏向锁几乎没有额外开销，性能极高。结论: JVM不用和操作系统协商设置Mutex(争取内核),它只需要记录下线程ID就标示自己获得了当前锁，不用操作系统接入。上述就是偏向锁:在没有其他线程竞争的时候，一直偏向偏心当前线程，当前线程可以一直执行。
偏向锁JVM命令
java -XX:+PrintFlagsInitia] |grep BiasedLock*
重要参数说明
好日子终会到头
开始有两个线程开始抢
偏向锁的撤销
偏向锁的撤销()
偏向锁使用一-种等到竞争出现才释放锁的机制，只有当其他线程竞争锁时，持有偏向锁的原来线程才会被撤销。
撤销需要等待全局安全点(孩时间点上没有字节码正在执行)，同时检查持有偏向锁的线程是否还在执行:
①第一个线程正在执行synchronized方法(处于同步块)，它还没有执行完，其它线程来抢夺，该偏向锁会被取消掉并出现锁升级。此时轻量级锁由原持有偏向锁的线程持有，继续执行其同步代码，而正在竞争的线程会进入自旋等待获得该轻量级锁。
②第一个线程执行完成synchronized方法(退出同步块)， 则将对象头设置成无锁状态并撤销偏向锁，重新偏向。
题外话
java15逐步废弃偏向锁
轻锁
是什么
轻量级锁:多线程竞争，但是任意时刻最多只有一个线程竞争，即不存在锁竞争太过激烈的情况，也就没有线程阻塞。
主要作用
- 有线程来参与锁的竞争，但是获取锁的冲突时间极短
- 本质就是自旋锁CAS.
轻量级锁的获取
轻量级锁是为了在线程近乎交替执行同步块时提高性能。
主要目的:在没有多线程竞争的前提下，通过CAS减少重量级锁使用操作系统互斥量产生的性能消耗，说白了先自旋，不行才升级阻塞。
升级时机:当关闭偏向锁功能或多线程亮偏向锁会导致偏向锁升级为轻量级锁假如线程A已经拿到锁，这时线程B又来抢该对象的锁，由于该对象的锁已经被线程A拿到，当前该锁已是偏向锁了。
而线程B在争抢时发现对象头Mark Word中的线程ID不是线程B自己的线程ID(而是线程A)，那线程B就会进行CAS操作希望能获得锁。
此时线程B操作中有两种情况:
如果锁获取成功，直接替换Mark Word中的线程ID为B自己的ID(A→B)，重新偏向于其他线程(即将偏向锁交给其他线程，相当于当前线程被"释放
了锁)，该锁会保持偏向锁状态，A线程Over，B线程上位;
如果锁获取失败，则偏向锁升级为轻量级锁(设置偏向锁标识为0并设置锁标志位为00)，此时轻量级锁由原持有偏向锁的线程持有，继续执行其同步代码，而正在竞争的线程B会进入自旋等待获得该轻量级锁。
补充：
轻量级锁的加锁
JVM会为每个线程在当前线程的栈帧中创建用于存储锁记录的空间，官方成为DisplacedMarkWord。若一个线程获得锁时发现是轻量级锁，会把锁的MarkWord复制到自己的Displaced Mark Word里面。然后线程尝试用CAS将锁的MarkWord替换为指向锁记录的指针。如果成功，当前线程获得锁，如果失败，表示Mark Word已经被替换成了其他线程的锁记录，说明在与其它线程竞争锁，当前线程就尝试使用自旋来获取锁。
自旋CAS:不断尝试去获取锁，能不升级就不往上捅，尽量不要阻塞.
轻量级锁的释放
在释放锁时，当前线程会使用CAS操作将Displaced Mark Word的内容复制回锁的Mark Word里面。如果没有发生竞争，那么这个复制的操作会成功。如果有其他线程因为自旋多次导致轻量级锁升级成了重量级锁，那么CAS操作会失败，此时会释放锁并唤醒被阻塞
的线程。
Code演示
如果关闭偏向锁，就可以直接进入轻量级锁
-XX: -UseBiasedLocking
自旋达到一定次数和程度
java6前
- 默认启用，默认情况下自旋的次数是10次
- 或者自旋线程数超过cpu核数–半
- 上述了解即可，别用了。
java6后
-
自适应自旋锁的大致原理
线程如果自旋成功了，那下次自旋的最大次数会增加，因为JVM认为既然上次成功了，那么这一次也很大概率会成功。
-
反之
如果很少会自旋成功，那么下次会减少自旋的次数甚至不自旋，避免CPU空转。
轻量锁与偏向锁的区别和不同
争夺轻量级锁失败时，自旋尝试抢占锁
轻量级锁每次退出同步块都需要释放锁，而偏向锁是在竞争发生时才释放锁
重锁
有大量的线程参与锁的竞争，冲突性很高
锁标志位
重量级锁原理
Java中synchronized的重量级锁，是基于进入和退出Monitor对象实现的。在编译时会将同步块的开始位置插入monitor enter指令，在结束位置插入monitor exit指令。
当线程执行到monitor enter指令时，会尝试获取对象所对应的Monitor所有权，如果获取到了，即获取到了锁，会在Monitor的owner中存放当前线程的id，这样它将处于锁定状态，除非退出同步块，否则其他线程无法获取到这个Monitor。
小总结
锁升级发生后，hashcode去 哪啦
锁升级为轻量级或重量级锁后，MarkWord中保存的分别是线程栈帧里的锁记录指针和重量级锁指针，已经没有位置再保存哈希码，GC年龄了，那么这些信息被移动到哪里去了呢?
用书中的一段话来描述锁和hashcode之前的关系
在无锁状态下，Mark Word中可以存储对象的identity hash code值。当对象的hashCode()方法第一次被调用时，JVM会 生成对应的identity hash code值并将该值存储到Mark Word中。
对于偏向锁，在线程获取偏向锁时，会用Thread ID和epoch值覆盖identity hash code所在的位置。如果一个对象的hashCode()方法
对于偏向锁，在线程获取偏向锁时，会用Thread ID和epoch值覆盖identity hash code所在的位置。如果一个对象的hashCode()方法已经被调用过一次之后，这个对象不能被设置偏向锁。因为如果可以的化，那Mark Word中的identity hash code:必然会被偏向线程ld给覆盖，这就会造成同一个对象前后两次调用hashCode()方法得到的结果不一致。
升级为轻量级锁时，JVM会在当前线程的栈帧中创建一个锁记录(LockRecord)空间，用于存储锁对象的MarkWord拷贝，该拷贝中可以包含identity hash code,所以轻量级锁可以和identity hash code共存，哈希码和GC年龄自然保存在此，释放锁后会将这些信息写回到对象头。
升级为重量级锁后，MarkWord保存的重量级锁指针，代表重量级锁的ObjectMonitor类里有字段记录非加锁状态下的MarkWord,锁
释放后也会将信息写回到对象头。
各种锁优缺点、synchronized锁 升级和实现原理
synchronized锁升级过程总结:一 句话，就是先自旋，不行再阻塞。
实际上是把之前的悲观锁(重量级锁)变成在一定条件下使用偏向锁以及使用轻量级(自旋锁CAS)的形式
synchronized在修饰方法和代码块在字节码上实现方式有很大差异，但是内部实现还是基于对象头的MarkWord来实现的。
JDK1.6之前synchronized使用的是重量级锁，JDK1.6之后进行 了优化，拥有了无锁->偏向锁~>轻量级锁->重量级锁的升级过程，而不是无论什么情况都使用重量级锁。
**偏向锁:**适用于单线程适用的情况，在不存在锁竞争的时候进入同步方法/代码块则使用偏向锁。
**轻量级锁:**适用于竞争较不激烈的情况(这和乐观锁的使用范围类似)，存在竞争时升级为轻量级锁，轻量级锁采用的是自旋锁，如果同步方法/代码块执行时间很短的话，采用轻量级锁虽然会占用cpu资源但是相对比使用重量级锁还是更高效。
**重量级锁:**适用于竞争激烈的情况，如果同步方法/代码块执行时间很长，那么使用轻量级锁自旋带来的性能消耗就比使用重量级锁
JIT编译器对锁的优化
JIT
JustInTimeCompiler,一般翻译为即时编译器
锁消除
* 从JIT角度看相当于无视它，synchronized (o)不存在了,
* 这个锁对象并没有被共用扩散到其它线程使用，
* 极端的说就是根本没有加这个锁对象的底层机器码，消除了锁的使用
锁粗化
假如方法中首尾相接，前后相邻的都是同一个锁对象，那JIT编译器就会把这几个synchronized块合并成一个大块，
加粗加大范围，一次申请锁使用即可，避免次次的申请和释放锁，提升了性能
小总结
- 没有锁:自由自在
- 偏向锁:唯我独尊
- 轻量锁:楚汉争霸
- 重量锁:群雄逐鹿
12.AbstractQueuedSynchroniker之AQS
前置知识
- 公平锁和非公平锁
- 可重入锁
- 自旋思想
- LockSupport
- 数据结构之双向链表
- 设计模式之模板设计模式
AQS入门级别理论知识
是什么
字面意思
-
抽象的队列同步器
-
源代码
技术解释
是用来实现锁或者其它同步器组件的公共基础部分的抽象实现，是重量级基础框架及整个JUC体系的基石，主要用于解决锁分配给"谁"的问题
官网解释
整体就是一个抽象的FIFO队列来完成资源获取线程的排队工作，并通过一个int类变量表示持有锁的状态
AQS为什么是JUC内容中最重要的基石
和AQS有关的
ReentrantLock
CountDownLatch
ReentrantReadWriteLock
Semaphore
进一步理解锁和同步器的关系
锁，面向锁的使用者
定义了程序员和锁交互的使用层API，隐藏了实现细节，你调用即可。
同步器，面向锁的实现者
Java并发大神DougLee，提出统一规范并简化 了锁的实现，将其抽象出来屏蔽了同步状态管理、同步队列的管理和维护、阻塞线程排队和通知、唤醒机制等，是一切锁和同步组件实现的------公共基础部分
能干嘛.
加锁会导致阻塞
有阻塞就需要排队，实现排队必然需要队列
解释说明
-
抢到资源的线程直接使用处理业各，抢不到资源的必然涉及-种排队等候机制。抢占资源失败的线程继续去等待(类似银行业务办理窗口都满了,暂时没有受理窗口的顾客只能去候客区排队等候)，但等候线程仍然保留获取锁的可能且获取锁流程仍在继续(候客区的顾客也在等着叫号，轮到了再去受理窗口办理业务)。
-
既然说到了排队等候机制，那么就一定会有某种队列形成，这样的队列是什么数据结构呢?
-
如果共享资源被占用，就需要一定的阻 塞等待唤醒机制来保证锁分配。这个机制主要用的是CLH队列的变体实现的，将暂时获取不到锁的线程加入到队列中，这个队列就是AQS同步队列的抽象表现。它将要请求共享资源的线程及自身的等待状态封装成队列的结点对象(Node) ，通过CAS、自旋以及LockSupport.park()的方式，维护state变量的状态，使并发达到同步的效果。
源码查看
源码说明
AQS使用一个volatile的int类型的成员变量来表示同步状态，通过内置的FIFO队列来完成资源获取的排队工作将每条要去抢占资源的线程封装成一个Node节点来实现锁的分配，通过CAS完成对State值的修改。
小总结
AQS同步队列的基本结构
AQS源码分析前置知识储备
AQS内部体系架构
AQS自身
AQS的int变量
-
AQS的同步状态State成员变量
-
银行办理业务的受理窗口状态
零就是没人，自由状态可以办理
大于等于1，有人占用窗口，等着去
AQS的CLH队列
CLH队列(三个大牛的名字组成)，为一个双向队列
银行候客区的等待顾客
小总结
有阻塞就需要排队，实现排队必然需要队列
state变量+CLH双端队列
内部类Node(Node类在AQS类内部)
Node的int变量
-
Node的等待状态waitState成员变量。
volatile int waitStatus
-
说人话
等候区其它顾客(其它线程)的等待状态
队列中每个排队的个体就是一个Node
Node此类的讲解
AQS源码深度讲解和分析
Lock接口的实现类，基本都是通过[聚合]了一个[队列同步器]的子类完成线程访问控制的
ReentrantLock的原理
从我们的ReentrantLock开始解读AQS源码
从最简单的lock方法开始看看公平和非公平
可以明显看出公平锁与非公平锁的lock()万唯一的区别就在于公平锁在获取同步状态时多了-一个限制条件:
hasQueuedPredecessors()
hasQueuedPredecessors是公平锁加锁时判断等待队列中是否存在有效节点的方法
以非公平锁ReentrantLock()为例作为突破走起，方法lock()
- 对比公平锁和非公平锁的tryAcquire()方法的实现代码，其实差别就在于非公平锁获取锁时比公平锁中少了一个判断IhasQueuedPredecessors()
- hasQueuedPredecessors()中判断了是否需要排队，导致公平锁和非公平锁的差异如下:
- 公平锁:公平锁讲究先来先到，线程在获取锁时，如果这个锁的等待队列中已经有线程在等待，那么当前线程就会进入等待队列中;
- 非公平锁:不管是否有等待队列，如果可以获取锁，则立刻占有锁对象。也就是说队列的第一个排队线程苏醒后，不一定就是排头的这个线程获得锁，它还是需要参加竞争锁(存在线程竞争的情况下)，后来的线程可能不讲武德插队夺锁了。
源码解读
lock()
acquire()
源码和3大流程走向
tryAcquire(arg)
非公平锁
nonfairTryAcquire(acquires)
return false ;
继续推进条件，走下一个方法
return true;
结束
addWaiter(Node. EXCLUSIVE)
addWaiter( Nodemode )
- enq(node);
- 双向链表中，第一个节点为虚节点(也叫哨兵节点)，其实并不存储任何信息，只 是占位。真正的第一个有数据的节点，是从第二个节点开始的。
假如3号ThreadC线程进来
prev
compareAndSetTail
next
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)
acqureQueued
假如再抢抢失败就会进入。
shouldParkAfterFailedAcquire 和parkAndCheckInterrupt方法中
shouldParkAfterFailedAcquire
parkAndCheckInterrupt
unlock
- sync.release(1);
- tryRelease(arg)
- unparkSuccessor
13.ReentrantLock、ReentrantReadWriteLock、 StampedLock 讲解
本章路线总纲
无锁-→独占锁-→读写锁→邮戳锁
关于锁的大厂面试题
- 你知道Java里面有哪些锁?
- 你说你用过读写锁，锁饥饿问题是什么?
- 有没有比读写锁更快的锁?
- StampedL ock知道吗?(邮戳锁/票据锁)
- ReentrantReadWriteLock有锁降级机制，你知道吗?
请你简单聊聊ReentrantReadWriteLock
是什么
读写锁说明
再说说演变
无锁无序->加锁->读写锁演变复习
[读写锁」意义和特点
「读写锁ReentrantReadWriteLock」
它只允许读读共存，而读写和写写依然是互斥的，大多实际场景是“读/读”线程间并不存在互斥关系，
只有"读/写”线程或”写/写”线程间的操作需要互斥的。因此引入ReentrantReadWriteLock.
一个ReentrantReadWriteLock同时只能存在一个写锁但是可以存在多个读锁，但不能同时存在写锁和读锁(切菜还是拍蒜选一个)。也即一个资源可以被多个读操作访问或一个写操作访问，但两者不能同时进行。
只有在读多写少情景之下，读写锁才具有较高的性能体现。
特点
可重入
读写兼顾
code演示ReentrantReadWrite LockDemo圆
结论
一体两面，读写互斥，读读共享，读没有完成时候其它线程写锁无法获得
从写锁-→读锁，ReentrantReadWriteLock可以降级
《Java并发编程的艺术》中关于锁降级的说明:
读写锁降级演示
可以降级
锁降级是为了让当前线程感知到数据的变化，目的是保证数据可见性
code演示LockDownGradingDemo
如果有线程在读，那么写线程是无法获取写锁的，是悲观锁的策略
不可锁升级
写锁和读锁是互斥的
- 写锁和读锁是互斥的(这里的互斥是指线程间的互斥，当前线程可以获取到写锁又获取到读锁，但是获取到了读锁不能继续获取写锁)，这是因为读写锁要保持写操作的可。因为，如果允许读锁在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无法感知到当前写线程的操作。
- 因此，分析读写锁ReentrantReadWriteLock，会发现它有个潜在的问题:读锁结束，写锁有望;写锁独占，读写全堵;
- 如果有线程正在读，写线程需要等待读线程释放锁后才能获取写锁，见前面Case《code演示LockDownGradingDemo》
- 即ReentrantReadWriteL ock读的过程中不允许写，只有等待线程都释放了读锁，当前线程才能获取写锁,
- 也就是写入必须等待，这是一一种悲观的读锁，o(T__ .T)o， 人家还在读着那，你先别去写，省的数据乱。
读写锁之读写规矩，解释为什么要锁降级?
锁降级、下 面的示例代码摘自ReentrantWriteReadLock源码中:
ReentrantWriteReadLock支持锁降级，遵循按照获取写锁，获取读锁再释放写锁的次序，写锁能够降级成为读锁，不支持锁升级。
1。代码中声明 了一个volatile 类型的cacheValid变量， 保证其可见性。
2。首先获取读锁，如果cache不可用，则释放读锁。获取写锁，在更改数据之前，再检查- -次cacheValid的值， 然后修改数据，将cacheValid置 为true,然后在释放写锁前立刻抢 夺获取读锁; 此时，cache中 数据可用，处理cache中 数据，最后释放读锁。 这个过程就是一一个完整的锁降级的过程，目的是保证数据可见性。
总结:一句话，同一个线程自己持有写锁时再去拿读锁，其本质相当于重入。
如果违背锁降级的步骤，如果违背锁降级的步骤，如果违背锁降级的步骤
如果当前的线程C在修改完cache中的数据后，没有获取读锁而是直接释放了写锁，那么假设此时另一- 个线程D获取了写锁并修改了数据，那么C线程无法感知到数据已被修改，则数据出现错误。
如果遵循锁降级的步骤
线程C在释放写锁之前获取读锁，那么线程D在获取写锁时将被阻塞，直到线程C完成数据处理过程，释放读锁。这样可以保证返回的数据是这次更新的数据，该机制是专门为了缓存设计的。
面试题:有没有比读写锁更快的锁?
邮戳锁StampedLock
无锁-独占锁-→读写锁-→邮戳锁，
是什么
StampedLock是JDK1.8中新增的一个读写锁，
也是对JDK1.5中的读写锁ReentrantReadWriteLock的优化。
邮戳锁
也叫票据锁
stamp (戳记，long类 型)
代表了锁的状态。当stamp返回零时，表示线程获取锁失败。并且，当释放锁或者转换锁的时候，都要传入最初获取的stamp值。
它是由锁饥饿问题引出
锁饥饿问题
如何缓解锁饥饿问题?
使用“公平"策略可以一定程度上缓解这个问题
new ReentrantReadWriteLock(true);
但是“公平”策略是以牺牲系统吞吐量为代价的
StampedLock类的乐观读锁闪亮登场
一句话 ：对短的只读代码段，使用乐观模式通常可以减少争用并提高吞吐量
StampedLock的特点
所有获取锁的方法，都返回一个邮戳( Stamp)，Stamp为零 表示获取失败，其余都表示成功;
所有释放锁的方法，都需要一.个邮戳 (Stamp) ，这个Stamp必须是和成功获取锁时得到的Stamp一致;
StampedLock是不可重入的，危险(如果二个线程已经持有了写锁，再去获取写锁的话就会造成死锁)
StampedLock有三种访问模式
①Reading (读模式悲观) :功能和ReentrantReadWriteLock的读锁类似
②Writing (写模式) :功能和ReentrantReadWriteLock的写锁类似
③Optimistic reading (乐观读模式) :无锁机制，类似于数据库中的乐观锁，支持读写并发，很乐观认为读取时没人修改，假如被修改再实现升级为悲观读模式
乐观读模式code演示
读的过程中也允许获取写锁介入
static int number = 37;
static StampedLock stampedLock = new StampedLock();
public void write()
{
long stamp = stampedLock.writeLock();
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+"写线程准备修改");
try
{
number = number + 13;
}finally {
stampedLock.unlockWrite(stamp);
}
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+"写线程结束修改");
}
//悲观读，读没有完成时候写锁无法获得锁
public void read()
{
long stamp = stampedLock.readLock();
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+" come in readlock code block，4 seconds continue...");
for (int i = 0; i < 4; i++) {
//暂停几秒钟线程
try { TimeUnit.SECONDS.sleep(1); } catch (InterruptedException e) { e.printStackTrace(); }
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+" 正在读取中......");
}
try
{
int result = number;
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+" 获得成员变量值result："+result);
System.out.println("写线程没有修改成功，读锁时候写锁无法介入，传统的读写互斥");
}finally {
stampedLock.unlockRead(stamp);
}
}
//乐观读，读的过程中也允许获取写锁介入
public void tryOptimisticRead()
{
long stamp = stampedLock.tryOptimisticRead();
int result = number;
//故意间隔4秒钟，很乐观认为读取中没有其它线程修改过number值，具体靠判断
System.out.println("4秒前stampedLock.validate方法值(true无修改，false有修改)"+"\t"+stampedLock.validate(stamp));
for (int i = 0; i < 4; i++) {
try { TimeUnit.SECONDS.sleep(1); } catch (InterruptedException e) { e.printStackTrace(); }
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+"正在读取... "+i+" 秒" +
"后stampedLock.validate方法值(true无修改，false有修改)"+"\t"+stampedLock.validate(stamp));
}
if(!stampedLock.validate(stamp))
{
System.out.println("有人修改过------有写操作");
stamp = stampedLock.readLock();
try
{
System.out.println("从乐观读 升级为 悲观读");
result = number;
System.out.println("重新悲观读后result："+result);
}finally {
stampedLock.unlockRead(stamp);
}
}
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+" finally value: "+result);
}
public static void main(String[] args)
{
StampedLockDemo resource = new StampedLockDemo();
/*传统版
new Thread(() -> {
resource.read();
},"readThread").start();
//暂停几秒钟线程
try { TimeUnit.SECONDS.sleep(1); } catch (InterruptedException e) { e.printStackTrace(); }
new Thread(() -> {
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+"----come in");
resource.write();
},"writeThread").start();
//暂停几秒钟线程
try { TimeUnit.SECONDS.sleep(4); } catch (InterruptedException e) { e.printStackTrace(); }
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+"number:" +number);*/
new Thread(() -> {
resource.tryOptimisticRead();
},"readThread").start();
//暂停2秒钟线程,读过程可以写介入，演示
//try { TimeUnit.SECONDS.sleep(2); } catch (InterruptedException e) { e.printStackTrace(); }
//暂停6秒钟线程
try { TimeUnit.SECONDS.sleep(6); } catch (InterruptedException e) { e.printStackTrace(); }
new Thread(() -> {
System.out.println(Thread.currentThread().getName()+"\t"+"----come in");
resource.write();
},"writeThread").start();
}
StampedLock的缺点
StampedLock不支持重入，没有Re开头
StampedLock的悲观读锁和写锁都不支持条件变量(Condition)，这个也需要注意。
使用StampedLock一定不要调用中断操作，即不要调用interrupt()方法