多线程与高并发--------锁
三、锁
一、锁的分类
1.1 可重入锁、不可重入锁
Java中提供的synchronized，ReentrantLock，ReentrantReadWriteLock都是可重入锁。
重入：当前线程获取到A锁，在获取之后尝试再次获取A锁是可以直接拿到的。
不可重入：当前线程获取到A锁，在获取之后尝试再次获取A锁，无法获取到的，因为A锁被当前线程占用着，需要等待自己释放锁再获取锁。
1.2 乐观锁、悲观锁
Java中提供的synchronized，ReentrantLock，ReentrantReadWriteLock都是悲观锁。
Java中提供的CAS操作，就是乐观锁的一种实现。
悲观锁：获取不到锁资源时，会将当前线程挂起（进入BLOCKED、WAITING），线程挂起会涉及到用户态和内核的太的切换，而这种切换是比较消耗资源的。
- 用户态：JVM可以自行执行的指令，不需要借助操作系统执行。
- 内核态：JVM不可以自行执行，需要操作系统才可以执行。
乐观锁：获取不到锁资源，可以再次让CPU调度，重新尝试获取锁资源。
Atomic原子性类中，就是基于CAS乐观锁实现的。
1.3 公平锁、非公平锁
Java中提供的synchronized只能是非公平锁。
Java中提供的ReentrantLock，ReentrantReadWriteLock可以实现公平锁和非公平锁
公平锁：线程A获取到了锁资源，线程B没有拿到，线程B去排队，线程C来了，锁被A持有，同时线程B在排队。直接排到B的后面，等待B拿到锁资源或者是B取消后，才可以尝试去竞争锁资源。
非公平锁：线程A获取到了锁资源，线程B没有拿到，线程B去排队，线程C来了，先尝试竞争一波
- 拿到锁资源：开心，插队成功。
- 没有拿到锁资源：依然要排到B的后面，等待B拿到锁资源或者是B取消后，才可以尝试去竞争锁资源。
1.4 互斥锁、共享锁
Java中提供的synchronized、ReentrantLock是互斥锁。
Java中提供的ReentrantReadWriteLock，有互斥锁也有共享锁。
互斥锁：同一时间点，只会有一个线程持有者当前互斥锁。
共享锁：同一时间点，当前共享锁可以被多个线程同时持有。
二、深入synchronized
2.1 类锁、对象锁
synchronized的使用一般就是同步方法和同步代码块。
synchronized的锁是基于对象实现的。
如果使用同步方法
- static：此时使用的是当前类.class作为锁（类锁）
- 非static：此时使用的是当前对象做为锁（对象锁）
public class MiTest { public static void main(String[] args) { // 锁的是，当前Test.class Test.a(); Test test = new Test(); // 锁的是new出来的test对象 test.b(); } } class Test{ public static synchronized void a(){ System.out.println("1111"); } public synchronized void b(){ System.out.println("2222"); } }
2.2 synchronized的优化
在JDK1.5的时候，Doug Lee推出了ReentrantLock，lock的性能远高于synchronized，所以JDK团队就在JDK1.6中，对synchronized做了大量的优化。
锁消除：在synchronized修饰的代码中，如果不存在操作临界资源的情况，会触发锁消除，你即便写了synchronized，他也不会触发。
public synchronized void method(){
// 没有操作临界资源
// 此时这个方法的synchronized你可以认为木有~~
}
锁膨胀：如果在一个循环中，频繁的获取和释放做资源，这样带来的消耗很大，锁膨胀就是将锁的范围扩大，避免频繁的竞争和获取锁资源带来不必要的消耗。
public void method(){
for(int i = 0;i < 999999;i++){
synchronized(对象){
}
}
// 这是上面的代码会触发锁膨胀
synchronized(对象){
for(int i = 0;i < 999999;i++){
}
}
}
锁升级：ReentrantLock的实现，是先基于乐观锁的CAS尝试获取锁资源，如果拿不到锁资源，才会挂起线程。synchronized在JDK1.6之前，完全就是获取不到锁，立即挂起当前线程，所以synchronized性能比较差。
synchronized就在JDK1.6做了锁升级的优化
- 无锁、匿名偏向：当前对象没有作为锁存在。
- 偏向锁：如果当前锁资源，只有一个线程在频繁的获取和释放，那么这个线程过来，只需要判断，当前指向的线程是否是当前线程 。
- 如果是，直接拿着锁资源走。
- 如果当前线程不是我，基于CAS的方式，尝试将偏向锁指向当前线程。如果获取不到，触发锁升级，升级为轻量级锁。（偏向锁状态出现了锁竞争的情况）
- 轻量级锁：会采用自旋锁的方式去频繁的以CAS的形式获取锁资源（采用的是自适应自旋锁）
- 如果成功获取到，拿着锁资源走
- 如果自旋了一定次数，没拿到锁资源，锁升级。
- 重量级锁：就是最传统的synchronized方式，拿不到锁资源，就挂起当前线程。（用户态&内核态）
2.3 synchronized实现原理
synchronized是基于对象实现的。
先要对Java中对象在堆内存的存储有一个了解。
展开MarkWord
MarkWord中标记着四种锁的信息：无锁、偏向锁、轻量级锁、重量级锁
2.4 synchronized的锁升级
为了可以在Java中看到对象头的MarkWord信息，需要导入依赖
<dependency>
<groupId>org.openjdk.jolgroupId>
<artifactId>jol-coreartifactId>
<version>0.9version>
dependency>
锁默认情况下，开启了偏向锁延迟。
偏向锁在升级为轻量级锁时，会涉及到偏向锁撤销，需要等到一个安全点（STW），才可以做偏向锁撤销，在明知道有并发情况，就可以选择不开启偏向锁，或者是设置偏向锁延迟开启
因为JVM在启动时，需要加载大量的.class文件到内存中，这个操作会涉及到synchronized的使用，为了避免出现偏向锁撤销操作，JVM启动初期，有一个延迟4s开启偏向锁的操作
如果正常开启偏向锁了，那么不会出现无锁状态，对象会直接变为匿名偏向
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
Thread.sleep(5000);
Object o = new Object();
System.out.println(ClassLayout.parseInstance(o).toPrintable());
new Thread(() -> {
synchronized (o){
//t1 - 偏向锁
System.out.println("t1:" + ClassLayout.parseInstance(o).toPrintable());
}
}).start();
//main - 偏向锁 - 轻量级锁CAS - 重量级锁
synchronized (o){
System.out.println("main:" + ClassLayout.parseInstance(o).toPrintable());
}
}
整个锁升级状态的转变：
Lock Record以及ObjectMonitor存储的内容
2.5 重量锁底层ObjectMonitor
需要去找到openjdk，在百度中直接搜索openjdk，第一个链接就是
找到ObjectMonitor的两个文件，hpp，cpp
先查看核心属性：http://hg.openjdk.java.net/jdk8u/jdk8u/hotspot/file/69087d08d473/src/share/vm/runtime/objectMonitor.hpp
ObjectMonitor() {
_header = NULL; // header存储着MarkWord
_count = 0; // 竞争锁的线程个数
_waiters = 0, // wait的线程个数
_recursions = 0; // 标识当前synchronized锁重入的次数
_object = NULL;
_owner = NULL; // 持有锁的线程
_WaitSet = NULL; // 保存wait的线程信息，双向链表
_WaitSetLock = 0 ;
_Responsible = NULL ;
_succ = NULL ;
_cxq = NULL ; // 获取锁资源失败后，线程要放到当前的单向链表中
FreeNext = NULL ;
_EntryList = NULL ; // _cxq以及被唤醒的WaitSet中的线程，在一定机制下，会放到EntryList中
_SpinFreq = 0 ;
_SpinClock = 0 ;
OwnerIsThread = 0 ;
_previous_owner_tid = 0;
}
适当的查看几个C++中实现的加锁流程
http://hg.openjdk.java.net/jdk8u/jdk8u/hotspot/file/69087d08d473/src/share/vm/runtime/objectMonitor.cpp
TryLock
int ObjectMonitor::TryLock (Thread * Self) {
for (;;) {
// 拿到持有锁的线程
void * own = _owner ;
// 如果有线程持有锁，告辞
if (own != NULL) return 0 ;
// 说明没有线程持有锁，own是null，cmpxchg指令就是底层的CAS实现。
if (Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) == NULL) {
// 成功获取锁资源
return 1 ;
}
// 这里其实重试操作没什么意义，直接返回-1
if (true) return -1 ;
}
}
try_entry
bool ObjectMonitor::try_enter(Thread* THREAD) {
// 在判断_owner是不是当前线程
if (THREAD != _owner) {
// 判断当前持有锁的线程是否是当前线程，说明轻量级锁刚刚升级过来的情况
if (THREAD->is_lock_owned ((address)_owner)) {
_owner = THREAD ;
_recursions = 1 ;
OwnerIsThread = 1 ;
return true;
}
// CAS操作，尝试获取锁资源
if (Atomic::cmpxchg_ptr (THREAD, &_owner, NULL) != NULL) {
// 没拿到锁资源，告辞
return false;
}
// 拿到锁资源
return true;
} else {
// 将_recursions + 1，代表锁重入操作。
_recursions++;
return true;
}
}
enter（想方设法拿到锁资源，如果没拿到，挂起扔到_cxq单向链表中）
void ATTR ObjectMonitor::enter(TRAPS) {
// 拿到当前线程
Thread * const Self = THREAD ;
void * cur ;
// CAS走你，
cur = Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) ;
if (cur == NULL) {
// 拿锁成功
return ;
}
// 锁重入操作
if (cur == Self) {
// TODO-FIXME: check for integer overflow! BUGID 6557169.
_recursions ++ ;
return ;
}
//轻量级锁过来的。
if (Self->is_lock_owned ((address)cur)) {
_recursions = 1 ;
_owner = Self ;
OwnerIsThread = 1 ;
return ;
}
// 走到这了，没拿到锁资源，count++
Atomic::inc_ptr(&_count);
for (;;) {
jt->set_suspend_equivalent();
// 入队操作，进到cxq中
EnterI (THREAD) ;
if (!ExitSuspendEquivalent(jt)) break ;
_recursions = 0 ;
_succ = NULL ;
exit (false, Self) ;
jt->java_suspend_self();
}
}
// count--
Atomic::dec_ptr(&_count);
}
EnterI
for (;;) {
// 入队
node._next = nxt = _cxq ;
// CAS的方式入队。
if (Atomic::cmpxchg_ptr (&node, &_cxq, nxt) == nxt) break ;
// 重新尝试获取锁资源
if (TryLock (Self) > 0) {
assert (_succ != Self , "invariant") ;
assert (_owner == Self , "invariant") ;
assert (_Responsible != Self , "invariant") ;
return ;
}
}
三、深入ReentrantLock
3.1 ReentrantLock和synchronized的区别
核心区别：
- ReentrantLock是个类，synchronized是关键字，当然都是在JVM层面实现互斥锁的方式
效率区别：
- 如果竞争比较激烈，推荐ReentrantLock去实现，不存在锁升级概念。而synchronized是存在锁升级概念的，如果升级到重量级锁，是不存在锁降级的。
底层实现区别：
- 实现原理是不一样，ReentrantLock基于AQS实现的，synchronized是基于ObjectMonitor
功能向的区别：
- ReentrantLock的功能比synchronized更全面。
- ReentrantLock支持公平锁和非公平锁
- ReentrantLock可以指定等待锁资源的时间。
选择哪个：如果你对并发编程特别熟练，推荐使用ReentrantLock，功能更丰富。如果掌握的一般般，使用synchronized会更好
3.2 AQS概述
AQS就是AbstractQueuedSynchronizer抽象类，AQS其实就是JUC包下的一个基类，JUC下的很多内容都是基于AQS实现了部分功能，比如ReentrantLock，ThreadPoolExecutor，阻塞队列，CountDownLatch，Semaphore，CyclicBarrier等等都是基于AQS实现。
首先AQS中提供了一个由volatile修饰，并且采用CAS方式修改的int类型的state变量。
其次AQS中维护了一个双向链表，有head，有tail，并且每个节点都是Node对象
static final class Node {
static final Node SHARED = new Node();
static final Node EXCLUSIVE = null;
//指示线程已取消
static final int CANCELLED = 1;
//指示后续线程需要唤醒
static final int SIGNAL = -1;
//指示线程正在等待
static final int CONDITION = -2;
static final int PROPAGATE = -3;
volatile int waitStatus;
volatile Node prev;
volatile Node next;
volatile Thread thread;
}
AQS内部结构和属性
3.3 加锁流程源码剖析
3.3.1 加锁流程概述
这个是非公平锁的流程
3.3.2 三种加锁源码分析
3.3.2.1 lock方法
- 执行lock方法后，公平锁和非公平锁的执行套路不一样
// 非公平锁 final void lock() { // 上来就先基于CAS的方式，尝试将state从0改为1 if (compareAndSetState(0, 1)) // 获取锁资源成功，会将当前线程设置到exclusiveOwnerThread属性，代表是当前线程持有着锁资源 setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else // 执行acquire，尝试获取锁资源 acquire(1); } // 公平锁 final void lock() { // 执行acquire，尝试获取锁资源 acquire(1); } - acquire方法，是公平锁和非公平锁的逻辑一样
public final void acquire(int arg) { // tryAcquire：再次查看，当前线程是否可以尝试获取锁资源 if (!tryAcquire(arg) && // 没有拿到锁资源 // addWaiter(Node.EXCLUSIVE)：将当前线程封装为Node节点，插入到AQS的双向链表的结尾 // acquireQueued：查看我是否是第一个排队的节点，如果是可以再次尝试获取锁资源，如果长时间拿不到，挂起线程 // 如果不是第一个排队的额节点，就尝试挂起线程即可 acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) // 中断线程的操作 selfInterrupt(); } - tryAcquire方法竞争锁最资源的逻辑，分为公平锁和非公平锁
// 非公平锁实现 final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) { // 获取当前线程 final Thread current = Thread.currentThread(); // 获取了state熟属性 int c = getState(); // 判断state当前是否为0,之前持有锁的线程释放了锁资源 if (c == 0) { // 再次抢一波锁资源 if (compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current); // 拿锁成功返回true return true; } } // 不是0，有线程持有着锁资源，如果是，证明是锁重入操作 else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { // 将state + 1 int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) // 说明对重入次数+1后，超过了int正数的取值范围 // 01111111 11111111 11111111 11111111 // 10000000 00000000 00000000 00000000 // 说明重入的次数超过界限了。 throw new Error("Maximum lock count exceeded"); // 正常的将计算结果，复制给state setState(nextc); // 锁重入成功 return true; } // 返回false return false; } // 公平锁实现 protected final boolean tryAcquire(int acquires) { // 获取当前线程 final Thread current = Thread.currentThread(); // .... int c = getState(); if (c == 0) { // 查看AQS中是否有排队的Node // 没人排队抢一手 。有人排队，如果我是第一个，也抢一手 if (!hasQueuedPredecessors() && // 抢一手~ compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } // 锁重入~~~ else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } return false; } // 查看是否有线程在AQS的双向队列中排队 // 返回false，代表没人排队 public final boolean hasQueuedPredecessors() { // 头尾节点 Node t = tail; Node h = head; // s为头结点的next节点 Node s; // 如果头尾节点相等，证明没有线程排队，直接去抢占锁资源 return h != t && // s节点不为null，并且s节点的线程为当前线程（排在第一名的是不是我） (s =h.next == null || s.thread != Thread.currentThread()); } - addWaite方法，将没有拿到锁资源的线程扔到AQS队列中去排队
// 没有拿到锁资源，过来排队， mode：代表互斥锁 private Node addWaiter(Node mode) { // 将当前线程封装为Node， Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode); // 拿到尾结点 Node pred = tail; // 如果尾结点不为null if (pred != null) { // 当前节点的prev指向尾结点 node.prev = pred; // 以CAS的方式，将当前线程设置为tail节点 if (compareAndSetTail(pred, node)) { // 将之前的尾结点的next指向当前节点 pred.next = node; return node; } } // 如果CAS失败，以死循环的方式，保证当前线程的Node一定可以放到AQS队列的末尾 enq(node); return node; } private Node enq(final Node node) { for (;;) { // 拿到尾结点 Node t = tail; // 如果尾结点为空，AQS中一个节点都没有，构建一个伪节点，作为head和tail if (t == null) { if (compareAndSetHead(new Node())) tail = head; } else { // 比较熟悉了，以CAS的方式，在AQS中有节点后，插入到AQS队列的末尾 node.prev = t; if (compareAndSetTail(t, node)) { t.next = node; return t; } } } } - acquireQueued方法，判断当前线程是否还能再次尝试获取锁资源，如果不能再次获取锁资源，或者又没获取到，尝试将当前线程挂起
// 当前没有拿到锁资源后，并且到AQS排队了之后触发的方法。 中断操作这里不用考虑 final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { // 不考虑中断 // failed：获取锁资源是否失败（这里简单掌握落地，真正触发的，还是tryLock和lockInterruptibly） boolean failed = true; try { boolean interrupted = false; // 死循环………… for (;;) { // 拿到当前节点的前继节点 final Node p = node.predecessor(); // 前继节点是否是head，如果是head，再次执行tryAcquire尝试获取锁资源。 if (p == head && tryAcquire(arg)) { // 获取锁资源成功 // 设置头结点为当前获取锁资源成功Node，并且取消thread信息 setHead(node); // help GC p.next = null; // 获取锁失败标识为false failed = false; return interrupted; } // 没拿到锁资源…… // shouldParkAfterFailedAcquire：基于上一个节点转改来判断当前节点是否能够挂起线程，如果可以返回true， // 如果不能，就返回false，继续下次循环 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && // 这里基于Unsafe类的park方法，将当前线程挂起 parkAndCheckInterrupt()) interrupted = true; } } finally { if (failed) // 在lock方法中，基本不会执行。 cancelAcquire(node); } } // 获取锁资源成功后，先执行setHead private void setHead(Node node) { // 当前节点作为头结点 伪 head = node; // 头结点不需要线程信息 node.thread = null; node.prev = null; } // 当前Node没有拿到锁资源，或者没有资格竞争锁资源，看一下能否挂起当前线程 private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { // -1，SIGNAL状态：代表当前节点的后继节点，可以挂起线程，后续我会唤醒我的后继节点 // 1，CANCELLED状态：代表当前节点以及取消了 int ws = pred.waitStatus; if (ws == Node.SIGNAL) // 上一个节点为-1之后，当前节点才可以安心的挂起线程 return true; if (ws > 0) { // 如果当前节点的上一个节点是取消状态，我需要往前找到一个状态不为1的Node，作为他的next节点 // 找到状态不为1的节点后，设置一下next和prev do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); pred.next = node; } else { // 上一个节点的状态不是1或者-1，那就代表节点状态正常，将上一个节点的状态改为-1 compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } return false; }
3.3.2.2 tryLock方法
- tryLock();
// tryLock方法，无论公平锁还有非公平锁。都会走非公平锁抢占锁资源的操作 // 就是拿到state的值， 如果是0，直接CAS尝试一下 // state 不是0，那就看下是不是锁重入操作 // 如果没抢到，或者不是锁重入操作，告辞，返回false public boolean tryLock() { // 非公平锁的竞争锁操作 return sync.nonfairTryAcquire(1); } final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState(); if (c == 0) { if (compareAndSetState(0, acquires)) { setExclusiveOwnerThread(current); return true; } } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) // overflow throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); return true; } return false; } - tryLock(time,unit);
-
第一波分析，类似的代码：
// tryLock(time,unit)执行的方法 public final boolean tryAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout)throws InterruptedException { // 线程的中断标记位，是不是从false，别改为了true，如果是，直接抛异常 if (Thread.interrupted()) throw new InterruptedException(); // tryAcquire分为公平和非公平锁两种执行方式，如果拿锁成功， 直接告辞， return tryAcquire(arg) || // 如果拿锁失败，在这要等待指定时间 doAcquireNanos(arg, nanosTimeout); } private boolean doAcquireNanos(int arg, long nanosTimeout) throws InterruptedException { // 如果等待时间是0秒，直接告辞，拿锁失败 if (nanosTimeout <= 0L) return false; // 设置结束时间。 final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout; // 先扔到AQS队列 final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE); // 拿锁失败，默认true boolean failed = true; try { for (;;) { // 如果在AQS中，当前node是head的next，直接抢锁 final Node p = node.predecessor(); if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); p.next = null; // help GC failed = false; return true; } // 结算剩余的可用时间 nanosTimeout = deadline - System.nanoTime(); // 判断是否是否用尽的位置 if (nanosTimeout <= 0L) return false; // shouldParkAfterFailedAcquire：根据上一个节点来确定现在是否可以挂起线程 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && // 避免剩余时间太少，如果剩余时间少就不用挂起线程 nanosTimeout > spinForTimeoutThreshold) // 如果剩余时间足够，将线程挂起剩余时间 LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout); // 如果线程醒了，查看是中断唤醒的，还是时间到了唤醒的。 if (Thread.interrupted()) // 是中断唤醒的！ throw new InterruptedException(); } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } } -
取消节点分析：
// 取消在AQS中排队的Node private void cancelAcquire(Node node) { // 如果当前节点为null，直接忽略。 if (node == null) return; //1. 线程设置为null node.thread = null; //2. 往前跳过被取消的节点，找到一个有效节点 Node pred = node.prev; while (pred.waitStatus > 0) node.prev = pred = pred.prev; //3. 拿到了上一个节点之前的next Node predNext = pred.next; //4. 当前节点状态设置为1，代表节点取消 node.waitStatus = Node.CANCELLED; // 脱离AQS队列的操作 // 当前Node是尾结点，将tail从当前节点替换为上一个节点 if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) { compareAndSetNext(pred, predNext, null); } else { // 到这，上面的操作CAS操作失败 int ws = pred.waitStatus; // 不是head的后继节点 if (pred != head && // 拿到上一个节点的状态，只要上一个节点的状态不是取消状态，就改为-1 (ws == Node.SIGNAL || (ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) && pred.thread != null) { // 上面的判断都是为了避免后面节点无法被唤醒。 // 前继节点是有效节点，可以唤醒后面的节点 Node next = node.next; if (next != null && next.waitStatus <= 0) compareAndSetNext(pred, predNext, next); } else { // 当前节点是head的后继节点 unparkSuccessor(node); } node.next = node; // help GC } } -
3.3.2.3 lockInterruptibly方法
// 这个是lockInterruptibly和tryLock(time,unit)唯一的区别
// lockInterruptibly，拿不到锁资源，就死等，等到锁资源释放后，被唤醒，或者是被中断唤醒
private void doAcquireInterruptibly(int arg) throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt())
// 中断唤醒抛异常！
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
// 这个方法可以确认，当前挂起的线程，是被中断唤醒的，还是被正常唤醒的。
// 中断唤醒，返回true，如果是正常唤醒，返回false
return Thread.interrupted();
}
3.4 释放锁流程源码剖析
3.4.1 释放锁流程概述
3.4.2 释放锁源码分析
public void unlock() {
// 释放锁资源不分为公平锁和非公平锁，都是一个sync对象
sync.release(1);
}
// 释放锁的核心流程
public final boolean release(int arg) {
// 核心释放锁资源的操作之一
if (tryRelease(arg)) {
// 如果锁已经释放掉了，走这个逻辑
Node h = head;
// h不为null，说明有排队的（录课时估计脑袋蒙圈圈。）
// 如果h的状态不为0（为-1），说明后面有排队的Node，并且线程已经挂起了。
if (h != null && h.waitStatus != 0)
// 唤醒排队的线程
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
// ReentrantLock释放锁资源操作
protected final boolean tryRelease(int releases) {
// 拿到state - 1（并没有赋值给state）
int c = getState() - releases;
// 判断当前持有锁的线程是否是当前线程，如果不是，直接抛出异常
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
// free，代表当前锁资源是否释放干净了。
boolean free = false;
if (c == 0) {
// 如果state - 1后的值为0，代表释放干净了。
free = true;
// 将持有锁的线程置位null
setExclusiveOwnerThread(null);
}
// 将c设置给state
setState(c);
// 锁资源释放干净返回true，否则返回false
return free;
}
// 唤醒后面排队的Node
private void unparkSuccessor(Node node) {
// 拿到头节点状态
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
// 先基于CAS，将节点状态从-1，改为0
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
// 拿到头节点的后续节点。
Node s = node.next;
// 如果后续节点为null或者，后续节点的状态为1，代表节点取消了。
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
// 如果后续节点为null，或者后续节点状态为取消状态，从后往前找到一个有效节点环境
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
// 从后往前找到状态小于等于0的节点
// 找到离head最新的有效节点，并赋值给s
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
// 只要找到了这个需要被唤醒的节点，执行unpark唤醒
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
3.5 AQS中常见的问题
3.5.1 AQS中为什么要有一个虚拟的head节点
AQS可以没有head，设计之初指定head只是为了更方便的操作。方便管理双向链表而已，一个哨兵节点的存在。
比如ReentrantLock中释放锁资源时，会考虑是否需要唤醒后继节点。如果头结点的状态不是-1。就不需要去唤醒后继节点。唤醒后继节点时，需要找到head.next节点，如果head.next为null，或者是取消了，此时需要遍历整个双向链表，从后往前遍历，找到离head最近的Node。规避了一些不必要的唤醒操作。
如果不用虚拟节点（哨兵节点），当前节点挂起，当前节点的状态设置为-1。可行。AQS本身就是使用了哨兵节点做双向链表的一些操作。
网上说了，虚拟的head，可以避免重复唤醒操作。虚拟的head并没有处理这个问题。
3.5.2 AQS中为什么使用双向链表
AQS的双向链表就为了更方便的操作Node节点。
在执行tryLock，lockInterruptibly方法时，如果在线程阻塞时，中断了线程，此时线程会执行cancelAcquire取消当前节点，不在AQS的双向链表中排队。如果是单向链表，此时会导致取消节点，无法直接将当前节点的prev节点的next指针，指向当前节点的next节点。
3.6 ConditionObject
3.6.1 ConditionObject的介绍&应用
像synchronized提供了wait和notify的方法实现线程在持有锁时，可以实现挂起，已经唤醒的操作。
ReentrantLock也拥有这个功能。
ReentrantLock提供了await和signal方法去实现类似wait和notify的功能。
想执行await或者是signal就必须先持有lock锁的资源。
先look一下Condition的应用
public static void main(String[] args) throws InterruptedException, IOException {
ReentrantLock lock = new ReentrantLock();
Condition condition = lock.newCondition();
new Thread(() -> {
lock.lock();
System.out.println("子线程获取锁资源并await挂起线程");
try {
Thread.sleep(5000);
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
try {
condition.await();
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
System.out.println("子线程挂起后被唤醒！持有锁资源");
}).start();
Thread.sleep(100);
// =================main======================
lock.lock();
System.out.println("主线程等待5s拿到锁资源，子线程执行了await方法");
condition.signal();
System.out.println("主线程唤醒了await挂起的子线程");
lock.unlock();
}
3.6.2 Condition的构建方式&核心属性
发现在通过lock锁对象执行newCondition方法时，本质就是直接new的AQS提供的ConditionObject对象
final ConditionObject newCondition() {
return new ConditionObject();
}
其实lock锁中可以有多个Condition对象。
在对Condition1进行操作时，不会影响到Condition2的单向链表。
其次可以发现ConditionObject中，只有两个核心属性：
/** First node of condition queue. */
private transient Node firstWaiter;
/** Last node of condition queue. */
private transient Node lastWaiter;
虽然Node对象有prev和next，但是在ConditionObject中是不会使用这两个属性的，只要在Condition队列中，这两个属性都是null。在ConditionObject中只会使用nextWaiter的属性实现单向链表的效果。
3.6.3 Condition的await方法分析（前置分析）
持有锁的线程在执行await方法后会做几个操作：
- 判断线程是否中断，如果中断了，什么都不做。
- 没有中断，就讲当前线程封装为Node添加到Condition的单向链表中
- 一次性释放掉锁资源。
- 如果当前线程没有在AQS队列，就正常执行LockSupport.park(this)挂起线程。
、// await方法的前置分析，只分析到线程挂起
public final void await() throws InterruptedException {
// 先判断线程的中断标记位是否是true
if (Thread.interrupted())
// 如果是true，就没必要执行后续操作挂起了。
throw new InterruptedException();
// 在线程挂起之前，先将当前线程封装为Node，并且添加到Condition队列中
Node node = addConditionWaiter();
// fullyRelease在释放锁资源，一次性将锁资源全部释放，并且保留重入的次数
int savedState = fullyRelease(node);
// 省略一行代码……
// 当前Node是否在AQS队列中？
// 执行fullyRelease方法后，线程就释放锁资源了，如果线程刚刚释放锁资源，其他线程就立即执行了signal方法，
// 此时当前线程就被放到了AQS的队列中，这样一来线程就不需要执行LockSupport.park(this);去挂起线程了
while (!isOnSyncQueue(node)) {
// 如果没有在AQS队列中，正常在Condition单向链表里，正常挂起线程。
LockSupport.park(this);
// 省略部分代码……
}
// 省略部分代码……
}
// 线程挂起先，添加到Condition单向链表的业务~~
private Node addConditionWaiter() {
// 拿到尾节点。
Node t = lastWaiter;
// 如果尾节点有值，并且尾节点的状态不正常，不是-2，尾节点可能要拜拜了~
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
// 如果尾节点已经取消了，需要干掉取消的尾节点~
unlinkCancelledWaiters();
// 重新获取lastWaiter
t = lastWaiter;
}
// 构建当前线程的Node，并且状态设置为-2
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
// 如果last节点为null。直接将当前节点设置为firstWaiter
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
// 如果last节点不为null，说明有值，就排在lastWaiter的后面
t.nextWaiter = node;
// 把当前节点设置为最后一个节点
lastWaiter = node;
// 返回当前节点
return node;
}
// 干掉取消的尾节点。
private void unlinkCancelledWaiters() {
// 拿到头节点
Node t = firstWaiter;
// 声明一个节点，爱啥啥~~~
Node trail = null;
// 如果t不为null，就正常执行~~
while (t != null) {
// 拿到t的next节点
Node next = t.nextWaiter;
// 如果t的状态不为-2，说明有问题
if (t.waitStatus != Node.CONDITION) {
// t节点的next为null
t.nextWaiter = null;
// 如果trail为null，代表头结点状态就是1，
if (trail == null)
// 将头结点指向next节点
firstWaiter = next;
else
// 如果trail有值，说明不是头结点位置
trail.nextWaiter = next;
// 如果next为null，说明单向链表遍历到最后了，直接结束
if (next == null)
lastWaiter = trail;
}
// 如果t的状态是-2，一切正常
else {
// 临时存储t
trail = t;
}
// t指向之前的next
t = next;
}
}
// 一次性释放锁资源
final int fullyRelease(Node node) {
// 标记位，释放锁资源默认失败！
boolean failed = true;
try {
// 拿到现在state的值
int savedState = getState();
// 一次性释放干净全部锁资源
if (release(savedState)) {
// 释放锁资源失败了么？ 没有！
failed = false;
// 返回对应的锁资源信息
return savedState;
} else {
throw new IllegalMonitorStateException();
}
} finally {
if (failed)
// 如果释放锁资源失败，将节点状态设置为取消
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
}
}
3.6.4 Condition的signal方法分析
分为了几个部分：
- 确保执行signal方法的是持有锁的线程
- 脱离Condition的队列
- 将Node状态从-2改为0
- 将Node添加到AQS队列
- 为了避免当前Node无法在AQS队列正常唤醒做了一些判断和操作
// 线程挂起后，可以基于signal唤醒~
public final void signal() {
// 在ReentrantLock中，如果执行signal的线程没有持有锁资源，直接扔异常
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
// 拿到排在Condition首位的Node
Node first = firstWaiter;
// 有Node在排队，才需要唤醒，如果没有，直接告辞~~
if (first != null)
doSignal(first);
}
// 开始唤醒Condition中的Node中的线程
private void doSignal(Node first) {
// 先一波do-while走你~~~
do {
// 获取到第二个节点，并且将第二个节点设置为firstWaiter
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
// 说明就一个节点在Condition队列中，那么直接将firstWaiter和lastWaiter置位null
lastWaiter = null;
// 如果还有nextWaiter节点，因为当前节点要被唤醒了，脱离整个Condition队列。将nextWaiter置位null
first.nextWaiter = null;
// 如果transferForSignal返回true，一切正常，退出while循环
} while (!transferForSignal(first) &&
// 如果后续节点还有，往后面继续唤醒，如果没有，退出while循环
(first = firstWaiter) != null);
}
// 准备开始唤醒在Condition中排队的Node
final boolean transferForSignal(Node node) {
// 将在Condition队列中的Node的状态从-2，改为0，代表要扔到AQS队列了。
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
// 如果失败了，说明在signal之前应当是线程被中断了，从而被唤醒了。
return false;
// 如果正常的将Node的状态从-2改为0，这是就要将Condition中的这个Node扔到AQS的队列。
// 将当前Node扔到AQS队列，返回的p是当前Node的prev
Node p = enq(node);
// 获取上一个Node的状态
int ws = p.waitStatus;
// 如果ws > 0 ，说明这个Node已经被取消了。
// 如果ws状态不是取消，将prev节点的状态改为-1,。
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
// 如果prev节点已经取消了，可能会导致当前节点永远无法被唤醒。立即唤醒当前节点，基于acquireQueued方法，
// 让当前节点找到一个正常的prev节点，并挂起线程
// 如果prev节点正常，但是CAS修改prev节点失败了。证明prev节点因为并发原因导致状态改变。还是为了避免当前
// 节点无法被正常唤醒，提前唤醒当前线程，基于acquireQueued方法，让当前节点找到一个正常的prev节点，并挂起线程
LockSupport.unpark(node.thread);
// 返回true
return true;
}
3.6.5 Conditiond的await方法分析（后置分析）
分为了几个部分：
- 唤醒之后，要先确认是中断唤醒还是signal唤醒，还是signal唤醒后被中断
- 确保当前线程的Node已经在AQS队列中
- 执行acquireQueued方法，等待锁资源。
- 在获取锁资源后，要确认是否在获取锁资源的阶段被中断过，如果被中断过，并且不是THROW_IE，那就确保interruptMode是REINTERRUPT。
- 确认当前Node已经不在Condition队列中了
- 最终根据interruptMode来决定具体做的事情
- 0：嘛也不做。
- THROW_IE：抛出异常
- REINTERRUPT：执行线程的interrupt方法
// 现在分析await方法的后半部分
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
// 中断模式~
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
// 如果线程执行到这，说明现在被唤醒了。
// 线程可以被signal唤醒。（如果是signal唤醒，可以确认线程已经在AQS队列中）
// 线程可以被interrupt唤醒，线程被唤醒后，没有在AQS队列中。
// 如果线程先被signal唤醒，然后线程中断了。。。。（做一些额外处理）
// checkInterruptWhileWaiting可以确认当前中如何唤醒的。
// 返回的值，有三种
// 0：正常signal唤醒，没别的事（不知道Node是否在AQS队列）
// THROW_IE（-1）：中断唤醒，并且可以确保在AQS队列
// REINTERRUPT（1）：signal唤醒，但是线程被中断了，并且可以确保在AQS队列
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
// Node一定在AQS队列
// 执行acquireQueued，尝试在ReentrantLock中获取锁资源。
// acquireQueued方法返回true：代表线程在AQS队列中挂起时，被中断过
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
// 如果线程在AQS队列排队时，被中断了，并且不是THROW_IE状态，确保线程的interruptMode是REINTERRUPT
// REINTERRUPT：await不是中断唤醒，但是后续被中断过！！！
interruptMode = REINTERRUPT;
// 如果当前Node还在condition的单向链表中，脱离Condition的单向链表
if (node.nextWaiter != null)
unlinkCancelledWaiters();
// 如果interruptMode是0，说明线程在signal后以及持有锁的过程中，没被中断过，什么事都不做！
if (interruptMode != 0)
// 如果不是0~
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
// 判断当前线程被唤醒的模式，确认interruptMode的值。
private int checkInterruptWhileWaiting(Node node) {
// 判断线程是否中断了。
return Thread.interrupted() ?
// THROW_IE：代表线程是被interrupt唤醒的，需要向上排除异常
// REINTERRUPT：代表线程是signal唤醒的，但是在唤醒之后，被中断了。
(transferAfterCancelledWait(node) ? THROW_IE : REINTERRUPT) :
// 线程是正常的被signal唤醒，并且线程没有中断过。
0;
}
// 判断线程到底是中断唤醒的，还是signal唤醒的！
final boolean transferAfterCancelledWait(Node node) {
// 基于CAS将Node的状态从-2改为0
if (compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0)) {
// 说明是中断唤醒的线程。因为CAS成功了。
// 将Node添加到AQS队列中~（如果是中断唤醒的，当前线程同时存在Condition的单向链表以及AQS的队列中）
enq(node);
// 返回true
return true;
}
// 判断当前的Node是否在AQS队列（signal唤醒的，但是可能线程还没放到AQS队列）
// 等到signal方法将线程的Node扔到AQS队列后，再做后续操作
while (!isOnSyncQueue(node))
// 如果没在AQS队列上，那就线程让步，稍等一会，Node放到AQS队列再处理（看CPU）
Thread.yield();
// signal唤醒的，返回false
return false;
}
// 确认Node是否在AQS队列上
final boolean isOnSyncQueue(Node node) {
// 如果线程状态为-2，肯定没在AQS队列
// 如果prev节点的值为null，肯定没在AQS队列
if (node.waitStatus == Node.CONDITION || node.prev == null)
// 返回false
return false;
// 如果节点的next不为null。说明已经在AQS队列上。、
if (node.next != null)
// 确定AQS队列上有！
return true;
// 如果上述判断都没有确认节点在AQS队列上，在AQS队列中寻找一波
return findNodeFromTail(node);
}
// 在AQS队列中找当前节点
private boolean findNodeFromTail(Node node) {
// 拿到尾节点
Node t = tail;
for (;;) {
// tail是否是当前节点，如果是，说明在AQS队列
if (t == node)
// 可以跳出while循环
return true;
// 如果节点为null，AQS队列中没有当前节点
if (t == null)
// 进入while，让步一手
return false;
// t向前引用
t = t.prev;
}
}
private void reportInterruptAfterWait(int interruptMode) throws InterruptedException {
// 如果是中断唤醒的await，直接抛出异常！
if (interruptMode == THROW_IE)
throw new InterruptedException();
// 如果是REINTERRUPT，signal后被中断过
else if (interruptMode == REINTERRUPT)
// 确认线程的中断标记位是true
// Thread.currentThread().interrupt();
selfInterrupt();
}
3.6.6 Condition的awaitNanos&signalAll方法分析
awaitNanos：仅仅是在await方法的基础上，做了一内内的改变，整体的逻辑思想都是一样的。
挂起线程时，传入要阻塞的时间，时间到了，自动唤醒，走添加到AQS队列的逻辑
// await指定时间，多了个时间到了自动醒。
public final long awaitNanos(long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
Node node = addConditionWaiter();
int savedState = fullyRelease(node);
// deadline：当前线程最多挂起到什么时间点
final long deadline = System.nanoTime() + nanosTimeout;
int interruptMode = 0;
while (!isOnSyncQueue(node)) {
// nanosTimeout的时间小于等于0，直接告辞！！
if (nanosTimeout <= 0L) {
// 正常扔到AQS队列
transferAfterCancelledWait(node);
break;
}
// nanosTimeout的时间大于1000纳秒时，才可以挂起线程
if (nanosTimeout >= spinForTimeoutThreshold)
// 如果大于，正常挂起
LockSupport.parkNanos(this, nanosTimeout);
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
// 计算剩余的挂起时间，可能需要重新的走while循环，再次挂起线程
nanosTimeout = deadline - System.nanoTime();
}
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null)
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
// 剩余的挂起时间
return deadline - System.nanoTime();
}
signalAll方法。这个方法一看就懂，之前signal是唤醒1个，这个是全部唤醒
// 以do-while的形式，将Condition单向链表中的所有Node，全部唤醒并扔到AQS队列
private void doSignalAll(Node first) {
// 将头尾都置位null~
lastWaiter = firstWaiter = null;
do {
// 拿到next节点的引用
Node next = first.nextWaiter;
// 断开当前Node的nextWaiter
first.nextWaiter = null;
// 修改Node状态，扔AQS队列，是否唤醒！
transferForSignal(first);
// 指向下一个节点
first = next;
} while (first != null);
}
四、深入ReentrantReadWriteLock
一、为什么要出现读写锁
synchronized和ReentrantLock都是互斥锁。
如果说有一个操作是读多写少的，还要保证线程安全的话。如果采用上述的两种互斥锁，效率方面很定是很低的。
在这种情况下，咱们就可以使用ReentrantReadWriteLock读写锁去实现。
读读之间是不互斥的，可以读和读操作并发执行。
但是如果涉及到了写操作，那么还得是互斥的操作。
static ReentrantReadWriteLock lock = new ReentrantReadWriteLock();
static ReentrantReadWriteLock.WriteLock writeLock = lock.writeLock();
static ReentrantReadWriteLock.ReadLock readLock = lock.readLock();
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
new Thread(() -> {
readLock.lock();
try {
System.out.println("子线程！");
try {
Thread.sleep(500000);
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
} finally {
readLock.unlock();
}
}).start();
Thread.sleep(1000);
writeLock.lock();
try {
System.out.println("主线程！");
} finally {
writeLock.unlock();
}
}
二、读写锁的实现原理
ReentrantReadWriteLock还是基于AQS实现的，还是对state进行操作，拿到锁资源就去干活，如果没有拿到，依然去AQS队列中排队。
读锁操作：基于state的高16位进行操作。
写锁操作：基于state的低16为进行操作。
ReentrantReadWriteLock依然是可重入锁。
写锁重入：读写锁中的写锁的重入方式，基本和ReentrantLock一致，没有什么区别，依然是对state进行+1操作即可，只要确认持有锁资源的线程，是当前写锁线程即可。只不过之前ReentrantLock的重入次数是state的正数取值范围，但是读写锁中写锁范围就变小了。
读锁重入：因为读锁是共享锁。读锁在获取锁资源操作时，是要对state的高16位进行 + 1操作。因为读锁是共享锁，所以同一时间会有多个读线程持有读锁资源。这样一来，多个读操作在持有读锁时，无法确认每个线程读锁重入的次数。为了去记录读锁重入的次数，每个读操作的线程，都会有一个ThreadLocal记录锁重入的次数。
写锁的饥饿问题：读锁是共享锁，当有线程持有读锁资源时，再来一个线程想要获取读锁，直接对state修改即可。在读锁资源先被占用后，来了一个写锁资源，此时，大量的需要获取读锁的线程来请求锁资源，如果可以绕过写锁，直接拿资源，会造成写锁长时间无法获取到写锁资源。
读锁在拿到锁资源后，如果再有读线程需要获取读锁资源，需要去AQS队列排队。如果队列的前面需要写锁资源的线程，那么后续读线程是无法拿到锁资源的。持有读锁的线程，只会让写锁线程之前的读线程拿到锁资源
三、写锁分析
3.1 写锁加锁流程概述
3.2 写锁加锁源码分析
写锁加锁流程
// 写锁加锁的入口
public void lock() {
sync.acquire(1);
}
// 阿巴阿巴！！
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
// 读写锁的写锁实现tryAcquire
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
// 拿到当前线程
Thread current = Thread.currentThread();
// 拿到state的值
int c = getState();
// 得到state低16位的值
int w = exclusiveCount(c);
// 判断是否有线程持有着锁资源
if (c != 0) {
// 当前没有线程持有写锁，读写互斥，告辞。
// 有线程持有写锁，持有写锁的线程不是当前线程，不是锁重入，告辞。
if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
return false;
// 当前线程持有写锁。 锁重入。
if (w + exclusiveCount(acquires) > MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
// 没有超过锁重入的次数，正常 + 1
setState(c + acquires);
return true;
}
// 尝试获取锁资源
if (writerShouldBlock() ||
// CAS拿锁
!compareAndSetState(c, c + acquires))
return false;
// 拿锁成功，设置占有互斥锁的线程
setExclusiveOwnerThread(current);
// 返回true
return true;
}
// ================================================================
// 这个方法是将state的低16位的值拿到
int w = exclusiveCount(c);
state & ((1 << 16) - 1)
00000000 00000000 00000000 00000001 == 1
00000000 00000001 00000000 00000000 == 1 << 16
00000000 00000000 11111111 11111111 == (1 << 16) - 1
&运算，一个为0，必然为0，都为1，才为1
// ================================================================
// writerShouldBlock方法查看公平锁和非公平锁的效果
// 非公平锁直接返回false执行CAS尝试获取锁资源
// 公平锁需要查看是否有排队的，如果有排队的，我是否是head的next
3.3 写锁释放锁流程概述&释放锁源码
释放的流程和ReentrantLock一致，只是在判断释放是否干净时，判断低16位的值
// 写锁释放锁的tryRelease方法
protected final boolean tryRelease(int releases) {
// 判断当前持有写锁的线程是否是当前线程
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
// 获取state - 1
int nextc = getState() - releases;
// 判断低16位结果是否为0，如果为0，free设置为true
boolean free = exclusiveCount(nextc) == 0;
if (free)
// 将持有锁的线程设置为null
setExclusiveOwnerThread(null);
// 设置给state
setState(nextc);
// 释放干净，返回true。 写锁有冲入，这里需要返回false，不去释放排队的Node
return free;
}
四、读锁分析
4.1 读锁加锁流程概述
1、分析读锁加速的基本流程
2、分析读锁的可重入锁实现以及优化
3、解决ThreadLocal内存泄漏问题
4、读锁获取锁自后，如果唤醒AQS中排队的读线程
4.1.1 基础读锁流程
针对上述简单逻辑的源码分析
// 读锁加锁的方法入口
public final void acquireShared(int arg) {
// 竞争锁资源滴干活
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
// 没拿到锁资源，去排队
doAcquireShared(arg);
}
// 读锁竞争锁资源的操作
protected final int tryAcquireShared(int unused) {
// 拿到当前线程
Thread current = Thread.currentThread();
// 拿到state
int c = getState();
// 拿到state的低16位，判断 != 0，有写锁占用着锁资源
// 并且，当前占用锁资源的线程不是当前线程
if (exclusiveCount(c) != 0 && getExclusiveOwnerThread() != current)
// 写锁被其他线程占用，无法获取读锁，直接返回 -1，去排队
return -1;
// 没有线程持有写锁、当前线程持有写锁
// 获取读锁的信息，state的高16位。
int r = sharedCount(c);
// 公平锁：就查看队列是由有排队的，有排队的，直接告辞，进不去if，后面也不用判断（没人排队继续走）
// 非公平锁：没有排队的，直接抢。 有排队的，但是读锁其实不需要排队，如果出现这个情况，大部分是写锁资源刚刚释放，
// 后续Node还没有来记得拿到读锁资源，当前竞争的读线程，可以直接获取
if (!readerShouldBlock() &&
// 判断持有读锁的临界值是否达到
r < MAX_COUNT &&
// CAS修改state，对高16位进行 + 1
compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
// 省略部分代码！！！！
return 1;
}
return fullTryAcquireShared(current);
}
// 非公平锁的判断
final boolean apparentlyFirstQueuedIsExclusive() {
Node h, s;
return (h = head) != null && // head为null，可以直接抢占锁资源
(s = h.next) != null && // head的next为null，可以直接抢占锁资源
!s.isShared() && // 如果排在head后面的Node，是共享锁，可以直接抢占锁资源。
s.thread != null; // 后面排队的thread为null，可以直接抢占锁资源
}
4.1.2 读锁重入流程
重入操作
前面阐述过，读锁为了记录锁重入的次数，需要让每个读线程用ThreadLocal存储重入次数
ReentrantReadWriteLock对读锁重入做了一些优化操作
记录重入次数的核心
ReentrantReadWriteLock在内部对ThreadLocal做了封装，基于HoldCount的对象存储重入次数，在内部有个count属性记录，而且每个线程都是自己的ThreadLocalHoldCounter，所以可以直接对内部的count进行++操作。
第一个获取读锁资源的重入次数记录方式
第一个拿到读锁资源的线程，不需要通过ThreadLocal存储，内部提供了两个属性来记录第一个拿到读锁资源线程的信息
内部提供了firstReader记录第一个拿到读锁资源的线程，firstReaderHoldCount记录firstReader的锁重入次数
最后一个获取读锁资源的重入次数记录方式
最后一个拿到读锁资源的线程，也会缓存他的重入次数，这样++起来更方便
基于cachedHoldCounter缓存最后一个拿到锁资源现成的重入次数
最后一个获取读锁资源的重入次数记录方式
重入次数的流程执行方式：
1、判断当前线程是否是第一个拿到读锁资源的：如果是，直接将firstReader以及firstReaderHoldCount设置为当前线程的信息
2、判断当前线程是否是firstReader：如果是，直接对firstReaderHoldCount++即可。
3、跟firstReader没关系了，先获取cachedHoldCounter，判断是否是当前线程。
3.1、如果不是，获取当前线程的重入次数，将cachedHoldCounter设置为当前线程。
3.2、如果是，判断当前重入次数是否为0，重新设置当前线程的锁从入信息到readHolds（ThreadLocal）中，算是初始化操作，重入次数是0
3.3、前面两者最后都做count++
上述逻辑源码分析
protected final int tryAcquireShared(int unused) {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (exclusiveCount(c) != 0 &&
getExclusiveOwnerThread() != current)
return -1;
int r = sharedCount(c);
if (!readerShouldBlock() &&
r < MAX_COUNT &&
compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
// ===============================================================
// 判断r == 0，当前是第一个拿到读锁资源的线程
if (r == 0) {
// 将firstReader设置为当前线程
firstReader = current;
// 将count设置为1
firstReaderHoldCount = 1;
}
// 判断当前线程是否是第一个获取读锁资源的线程
else if (firstReader == current) {
// 直接++。
firstReaderHoldCount++;
}
// 到这，就说明不是第一个获取读锁资源的线程
else {
// 那获取最后一个拿到读锁资源的线程
HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
// 判断当前线程是否是最后一个拿到读锁资源的线程
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
// 如果不是，设置当前线程为cachedHoldCounter
cachedHoldCounter = rh = readHolds.get();
// 当前线程是之前的cacheHoldCounter
else if (rh.count == 0)
// 将当前的重入信息设置到ThreadLocal中
readHolds.set(rh);
// 重入的++
rh.count++;
}
// ===============================================================
return 1;
}
return fullTryAcquireShared(current);
}
4.1.3 读锁加锁的后续逻辑fullTryAcquireShared
// tryAcquireShard方法中，如果没有拿到锁资源，走这个方法，尝试再次获取，逻辑跟上面基本一致。
final int fullTryAcquireShared(Thread current) {
// 声明当前线程的锁重入次数
HoldCounter rh = null;
// 死循环
for (;;) {
// 再次拿到state
int c = getState();
// 当前如果有写锁在占用锁资源，并且不是当前线程，返回-1，走排队策略
if (exclusiveCount(c) != 0) {
if (getExclusiveOwnerThread() != current)
return -1;
}
// 查看当前是否可以尝试竞争锁资源（公平锁和非公平锁的逻辑）
else if (readerShouldBlock()) {
// 无论公平还是非公平，只要进来，就代表要放到AQS队列中了，先做一波准备
// 在处理ThreadLocal的内存泄漏问题
if (firstReader == current) {
// 如果当前当前线程是之前的firstReader，什么都不用做
} else {
// 第一次进来是null。
if (rh == null) {
// 拿到最后一个获取读锁的线程
rh = cachedHoldCounter;
// 当前线程并不是cachedHoldCounter，没到拿到
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current)) {
// 从自己的ThreadLocal中拿到重入计数器
rh = readHolds.get();
// 如果计数器为0，说明之前没拿到过读锁资源
if (rh.count == 0)
// remove，避免内存泄漏
readHolds.remove();
}
}
// 前面处理完之后，直接返回-1
if (rh.count == 0)
return -1;
}
}
// 判断重入次数，是否超出阈值
if (sharedCount(c) == MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
// CAS尝试获取锁资源
if (compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
if (sharedCount(c) == 0) {
firstReader = current;
firstReaderHoldCount = 1;
} else if (firstReader == current) {
firstReaderHoldCount++;
} else {
if (rh == null)
rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
rh = readHolds.get();
else if (rh.count == 0)
readHolds.set(rh);
rh.count++;
cachedHoldCounter = rh; // cache for release
}
return 1;
}
}
}
4.1.4 读线程在AQS队列获取锁资源的后续操作
1、正常如果都是读线程来获取读锁资源，不需要使用到AQS队列的，直接CAS操作即可
2、如果写线程持有着写锁，这是读线程就需要进入到AQS队列排队，可能会有多个读线程在AQS中。
当写锁释放资源后，会唤醒head后面的读线程，当head后面的读线程拿到锁资源后，还需要查看next节点是否也是读线程在阻塞，如果是，直接唤醒
源码分析
// 读锁需要排队的操作
private void doAcquireShared(int arg) {
// 声明Node，类型是共享锁，并且扔到AQS中排队
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
// 拿到上一个节点
final Node p = node.predecessor();
// 如果prev节点是head，直接可以执行tryAcquireShared
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
// 拿到读锁资源后，需要做的后续处理
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
// 找到prev有效节点，将状态设置为-1，挂起当前线程
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
// 拿到head节点
Node h = head;
// 将当前节点设置为head节点
setHead(node);
// 第一个判断更多的是在信号量有处理JDK1.5 BUG的操作。
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 || (h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
// 拿到当前Node的next节点
Node s = node.next;
// 如果next节点是共享锁，直接唤醒next节点
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}
4.2 读锁的释放锁流程
1、处理重入以及state的值
2、唤醒后续排队的Node
源码分析
// 读锁释放锁流程
public final boolean releaseShared(int arg) {
// tryReleaseShared：处理state的值，以及可重入的内容
if (tryReleaseShared(arg)) {
// AQS队列的事！
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}
// 1、 处理重入问题 2、 处理state
protected final boolean tryReleaseShared(int unused) {
// 拿到当前线程
Thread current = Thread.currentThread();
// 如果是firstReader，直接干活，不需要ThreadLocal
if (firstReader == current) {
// assert firstReaderHoldCount > 0;
if (firstReaderHoldCount == 1)
firstReader = null;
else
firstReaderHoldCount--;
}
// 不是firstReader，从cachedHoldCounter以及ThreadLocal处理
else {
// 如果是cachedHoldCounter，正常--
HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
// 如果不是cachedHoldCounter，从自己的ThreadLocal中拿
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
rh = readHolds.get();
int count = rh.count;
// 如果为1或者更小，当前线程就释放干净了，直接remove，避免value内存泄漏
if (count <= 1) {
readHolds.remove();
// 如果已经是0，没必要再unlock，扔个异常
if (count <= 0)
throw unmatchedUnlockException();
}
// -- 走你。
--rh.count;
}
for (;;) {
// 拿到state，高16位，-1，成功后，返回state是否为0
int c = getState();
int nextc = c - SHARED_UNIT;
if (compareAndSetState(c, nextc))
return nextc == 0;
}
}
// 唤醒AQS中排队的线程
private void doReleaseShared() {
// 死循环
for (;;) {
// 拿到头
Node h = head;
// 说明有排队的
if (h != null && h != tail) {
// 拿到head的状态
int ws = h.waitStatus;
// 判断是否为 -1
if (ws == Node.SIGNAL) {
// 到这，说明后面有挂起的线程，先基于CAS将head的状态从-1，改为0
if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
continue;
// 唤醒后续节点
unparkSuccessor(h);
}
// 这里不是给读写锁准备的，在信号量里说。。。
else if (ws == 0 && !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
continue;
}
// 这里是出口
if (h == head)
break;
}
}