AQS源码解读（七）——ReentrantReadWriteLock原理详解（读写锁是一把锁吗？如何一把锁两个状态？）
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文章目录
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- 一、前言
- 二、ReentrantReadWriteLock基本结构
- 三、ReentrantReadWriteLock.Sync是一把锁还是两把锁？
- 四、锁的公平性
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- 1、NonfairSync
- 2、FairSync
- 五、读锁的获取与释放
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- 1、ReadLock#lock
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- （1）tryAcquireShared获取共享锁
- （2）fullTryAcquireShared自旋获取共享锁
- （3）doAcquireShared进入同步队列操作
- （4）setHeadAndPropagate传播唤醒后继共享节点
- 2、ReadLock#lockInterruptibly
- 3、ReadLock#tryLock
- 4、ReadLock#unlock
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- ReentrantReadWriteLock.Sync#tryReleaseShared
- 六、写锁的获取与释放
-
- 1、WriteLock#lock
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- ReentrantReadWriteLock.Sync#tryAcquire
- 2、WriteLock#lockInterruptibly
- 3、WriteLock#tryLock
- 4、WriteLock#unlock
- 七、总结
一、前言
ReentrantReadWriteLock作为读写锁，整体架构和实现都与ReentrantLock类似，不同之处在于ReentrantReadWriteLock分为读锁和写锁，读锁是共享锁，可多个读线程共享一把锁；写锁是互斥锁，只能有一个线程持有锁。同样ReentrantReadWriteLock也是基于AQS实现的。
二、ReentrantReadWriteLock基本结构
ReentrantReadWriteLock实现了接口ReadWriteLock，ReadWriteLock内部又由两个Lock接口组成。
public interface ReadWriteLock {
Lock readLock();
Lock writeLock();
}
ReentrantReadWriteLock中有两个内部类ReentrantReadWriteLock.ReadLock、ReentrantReadWriteLock.WriteLock都实现了接口Lock，分别实现了读锁和写锁的逻辑。而真正锁机制的实现逻辑都在内部类ReentrantReadWriteLock.Sync中。
public class ReentrantReadWriteLock
implements ReadWriteLock, java.io.Serializable {
private static final long serialVersionUID = -6992448646407690164L;
/** Inner class providing readlock */
private final ReentrantReadWriteLock.ReadLock readerLock;
/** Inner class providing writelock */
private final ReentrantReadWriteLock.WriteLock writerLock;
/** Performs all synchronization mechanics */
final Sync sync;
public ReentrantReadWriteLock() {
this(false);
}
public ReentrantReadWriteLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
readerLock = new ReadLock(this);
writerLock = new WriteLock(this);
}
public ReentrantReadWriteLock.WriteLock writeLock() { return writerLock; }
public ReentrantReadWriteLock.ReadLock readLock() { return readerLock; }
}
三、ReentrantReadWriteLock.Sync是一把锁还是两把锁？
ReentrantReadWriteLock.Sync继承自AbstractQueuedSynchronizer，虽然ReentrantReadWriteLock分为
ReadLock和WriteLock，却共享一个同步队列控制器Sync，表面看是两把锁，实际上是一把锁，线程分为读线程和写线程，读读不互斥，读写互斥，写写互斥。既然共享一个Sync，那就是共享一个state。源码巧妙的用一个变量state表示两种锁的状态：
- 低16位记录写锁，高16位记录读锁。
- 当
state=0时，读线程和写线程都不持有锁。 - 当
state!=0，sharedCount(c)!=0时表示读线程持有锁，返回值为持有锁的读线程数。 - 当
state!=0，exclusiveCount(c)!=0时表示写线程持有锁，返回值写锁重入次数。
abstract static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
private static final long serialVersionUID = 6317671515068378041L;
/**
* 低16位写锁，高16位读锁
*/
static final int SHARED_SHIFT = 16;
// 每次获取读锁，高位就+1，相当于+SHARED_UNIT
static final int SHARED_UNIT = (1 << SHARED_SHIFT);
static final int MAX_COUNT = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
// 1111 1111 1111 1111
static final int EXCLUSIVE_MASK = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
/** Returns the number of shared holds represented in count */
//共享锁（读锁）持有锁的读线程数
static int sharedCount(int c) { return c >>> SHARED_SHIFT; }
/** Returns the number of exclusive holds represented in count */
//独占锁（写锁）重入的次数
static int exclusiveCount(int c) { return c & EXCLUSIVE_MASK; }
}
MAX_COUNT即是写锁的重入最大次数的界限，也是持有读锁的读线程的最大数量的界限。EXCLUSIVE_MASK作为写锁重入次数的掩码，但是感觉duck不必，写锁状态位本身是低位的，（exclusiveCount）再与EXCLUSIVE_MASK作&运算得到写锁重入次数，不还是原值c吗？- 强调一点，写线程获取锁修改
state，就是正常的+1，可以理解为低16位+1；而读线程获取锁修改state，是高16位+1，即为每次state+=SHARED_UNIT，SHARED_UNIT是一个很大数，每次读锁state加这么大个数，怎么是+1呢，这里就要理解高16位+1是在二进制下+1:
1000 0000 0000 0000
+
1000 0000 0000 0000
=
1 0000 0000 0000 0000
- 如此
sharedCount中c=state向右移16位就得到有多少个读线程持有锁了。
四、锁的公平性
ReadLock和WriteLock也区分公平锁和非公平锁，默认情况是非公平锁。
public ReentrantReadWriteLock() {
this(false);
}
public ReentrantReadWriteLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
readerLock = new ReadLock(this);
writerLock = new WriteLock(this);
}
ReentrantReadWriteLock中的NonfairSync和FairSync也都继承自ReentrantReadWriteLock#Sync，但是并没有像ReentrantLock中一样，分别实现获取锁的逻辑，而是分别实现了两种阻塞的策略，writerShouldBlock和readerShouldBlock。获取锁模板方法已经在ReentrantReadWriteLock#Sync中实现了。
1、NonfairSync
-
NonfairSync#writerShouldBlock：写线程在抢锁之前永远不会阻塞，非公平性。 -
NonfairSync#readerShouldBlock：读线程抢锁之前，如果队列head后继（head.next）是独占节点时阻塞。
static final class NonfairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -8159625535654395037L;
final boolean writerShouldBlock() {
//写线程在抢锁之前永远不会阻塞-非公平锁
return false; // writers can always barge
}
final boolean readerShouldBlock() {
* 读线程抢锁的时候，如果队列第一个是实质性节点（head.next）是独占节点时阻塞
* 返回true是阻塞
*/
return apparentlyFirstQueuedIsExclusive();
}
}
/**
* 判断qas队列的第一个元素是否是独占线程（写线程）
* @return
*/
//AbstractQueuedSynchronizer
final boolean apparentlyFirstQueuedIsExclusive() {
Node h, s;
return (h = head) != null &&
(s = h.next) != null &&
!s.isShared() &&
s.thread != null;
}
final boolean isShared() {
return nextWaiter == SHARED;
}
2、FairSync
在FairSync，无论是写线程还是读线程，只要同步队列中有其他节点在等待锁，就阻塞，这就是公平性。
static final class FairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -2274990926593161451L;
/**
* 同步队列中head后继（head.next）不是当前线程时阻塞，
* 即同步队列中有其他节点在等待锁，此时当前写线程阻塞
* @return
*/
final boolean writerShouldBlock() {
return hasQueuedPredecessors();
}
/**
* 同步队列中排在第一个实质性节点（head.next）不是当前线程时阻塞，
* 即同步队列中有其他节点在等待锁，此时当前读线程阻塞
* @return
*/
final boolean readerShouldBlock() {
return hasQueuedPredecessors();
}
}
//同步队列中head后继（head.next）是不是当前线程
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
// The correctness of this depends on head being initialized
// before tail and on head.next being accurate if the current
// thread is first in queue.
Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
Node h = head;
Node s;
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
五、读锁的获取与释放
ReadLock和WriteLock分别实现了Lock的lock和unlock等方法，实际上都是调用的ReentrantReadWriteLock.Sync的中已经实现好的模板方法。
1、ReadLock#lock
读锁是共享锁，首先尝试获取锁tryAcquireShared，获取锁失败则进入同步队列操作doAcquireShared。
//ReentrantReadWriteLock.ReadLock#lock
public void lock() {
sync.acquireShared(1);
}
//AbstractQueuedSynchronizer#acquireShared
public final void acquireShared(int arg) {
//tryAcquireShared 返回-1 获取锁失败，1获取锁成功
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
//获取锁失败入同步队列
doAcquireShared(arg);
}
（1）tryAcquireShared获取共享锁
tryAcquireShared在ReentrantReadWriteLock#Sync中实现的。如下是获取共享锁的基本流程：
- 判断state，是否有线程持有写锁，若有且持有锁的不是当前线程，则返回-1，获取锁失败。（读写互斥）
- 若持有写锁的是当前线程，或者没有线程持有写锁，接下来判断读线程是否应该阻塞
readerShouldBlock()。 readerShouldBlock()区分公平性，非公平锁，队列head后继（head.next）是独占节点，则阻塞；公平锁，队列中有其他节点在等待锁，则阻塞。- 读线程不阻塞且加锁次数不超过
MAX_COUNT且CAS拿读锁成功c + SHARED_UNIT。 - 若
r = sharedCount(c)=0说明没有线程持有读锁，此时设置firstReader为当前线程，第一个读线程重入次数firstReaderHoldCount为1。 - 若
r = sharedCount(c)!=0说明有线程持有读锁，此时当前线程是firstReader，则firstReaderHoldCount+1。 - 若持有当前读锁的不是
firstReader，则HoldCounter来记录各个线程的读锁重入次数。 - 若因为
CAS获取读锁失败，会进行自旋获取读锁fullTryAcquireShared(current)。
//ReentrantReadWriteLock.Sync#tryAcquireShared
protected final int tryAcquireShared(int unused) {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
//exclusiveCount(c) != 0 写锁被某线程持有，当前持有锁的线程不是当前线程，直接返回-1
if (exclusiveCount(c) != 0 &&
getExclusiveOwnerThread() != current)
return -1;
//写锁没有线程持有或者当前持有写锁的写线程可以继续拿读锁
int r = sharedCount(c);
//nonFairSync 队列第一个是写线程时，读阻塞，!false && 加锁次数不超过max && CAS拿读锁，高16位+1
//FairSync 当队列的第一个不是当前线程时，阻塞。。。
if (!readerShouldBlock() &&
r < MAX_COUNT &&
compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
if (r == 0) { //r==0说明是第一个拿到读锁的读线程
firstReader = current;
firstReaderHoldCount = 1;
} else if (firstReader == current) { //第一个持有读锁的线程时当前线程，为重入
firstReaderHoldCount++;
} else {
//HoldCounter 记录线程重入锁的次数
//读锁 可以多个读线程持有，所以会记录持有读锁的所有读线程和分别重入次数
HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
//rh==null 从readHolds获取
//rh != null rh.tid != 当前线程
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
//取出当前线程的cachedHoldCounter
cachedHoldCounter = rh = readHolds.get();
else if (rh.count == 0)
readHolds.set(rh);
rh.count++;
}
return 1;
}
//compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT) 失败后 自旋尝试获取锁
return fullTryAcquireShared(current);
}
（2）fullTryAcquireShared自旋获取共享锁
自旋获取锁的过程与tryAcquireShared类似，获取读锁，记录重入，只不过加了一个循环，循环结束的条件是获取锁成功（1）或者不满足获取锁的条件（-1）。
final int fullTryAcquireShared(Thread current) {
/*
* This code is in part redundant with that in
* tryAcquireShared but is simpler overall by not
* complicating tryAcquireShared with interactions between
* retries and lazily reading hold counts.
*/
HoldCounter rh = null;
for (;;) {
int c = getState();
if (exclusiveCount(c) != 0) {
//写锁有线程持有，但是持锁的线程不是当前线程，返回-1，结束自旋。
if (getExclusiveOwnerThread() != current)
return -1;
// else we hold the exclusive lock; blocking here
// would cause deadlock.
} else if (readerShouldBlock()) {
//读线程应该被阻塞
// Make sure we're not acquiring read lock reentrantly
if (firstReader == current) {
// assert firstReaderHoldCount > 0;
} else {
if (rh == null) {
rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current)) {
rh = readHolds.get();
if (rh.count == 0)
//删除不持有该读锁的cachedHoldCounter
readHolds.remove();
}
}
if (rh.count == 0)
//当前线程不持有锁，直接返回-1
return -1;
}
}
//读线程不应该阻塞，判断state
if (sharedCount(c) == MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
//获取读锁
if (compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
//下面就是记录重入的机制了
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;
}
}
}
（3）doAcquireShared进入同步队列操作
tryAcquireShared(arg)返回-1，获取锁失败，则进入同步队列操作：
- 创建一个共享节点，并拼接到同步队列尾部。
- 获取新节点的前继节点，若是
head，则尝试获取锁。 - 获取锁成功，唤醒后继共享节点并出队列。
- node的前继节点不是head，或者获取锁失败，判断是否应该阻塞（
shouldParkAfterFailedAcquire），应该阻塞parkAndCheckInterrupt阻塞当前线程。
private void doAcquireShared(int arg) {
//创建一个读节点，并入队列
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
//如果前继节点是head，则尝试获取锁
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
//获取锁成功，node出队列，
//唤醒其后继共享节点的线程
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
/**
* p不是头结点 or 获取锁失败，判断是否应该被阻塞
* 前继节点的ws = SIGNAL 时应该被阻塞
*/
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
这里的setHeadAndPropagate()是在获取共享锁成功的情况下调用的，所以propagate>0，(tryAcquireShared在Semaphore中有返回0的情况，返回结果为资源剩余量)。若node的下一个节点是共享节点，则调用doReleaseShared()唤醒后继节点。
（4）setHeadAndPropagate传播唤醒后继共享节点
-
首先获取锁的node节点赋值给head，成为新head。
-
在
ReetrantReadWriteLock中node获取锁成功只有可能是propagate > 0，所以后面新旧head判断会省略，可以暂时不用考虑。 -
若node后面没有节点（调用
doReleaseShared没多大意义），或者node后面有节点且是共享节点则会调用doReleaseShared()唤醒后继节点。
（共享锁的传播性，详解请移步《AQS源码解读（六）——从PROPAGATE和setHeadAndPropagate()分析共享锁的传播性》。）
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
Node h = head; // Record old head for check below
setHead(node);
// propagate > 0 获取锁成功
// propagate < 0 获取锁失败，队列不为空，h.waitStatus < 0
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
//唤醒后继共享节点
Node s = node.next;
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}
2、ReadLock#lockInterruptibly
可中断获取锁，顾名思义就是获取锁的过程可响应中断。ReadLock#lockInterruptibly在获取锁的过程中有被中断（Thread.interrupted()），则会抛出异常InterruptedException，终止操作；其直接调用了AQS的模板方法acquireSharedInterruptibly。
（acquireSharedInterruptibly和doAcquireSharedInterruptibly详解请移步《AQS源码解读（五）——从acquireShared探索共享锁实现原理，何为共享？如何共享？》）
//ReentrantReadWriteLock.ReadLock#lockInterruptibly
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireSharedInterruptibly(1);
}
//AbstractQueuedSynchronizer#acquireSharedInterruptibly
public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
//被打断 抛出异常
throw new InterruptedException();
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
//获取锁失败,进入队列操作
doAcquireSharedInterruptibly(arg);
}
3、ReadLock#tryLock
ReadLock#tryLoc尝试获取锁，调用的是ReentrantReadWriteLock.Sync实现的tryReadLock，获取锁成功返回true，失败返回false，不会进入队列操作，所以也不区分公平性。代码结构上和ReentrantReadWriteLock.Sync#tryAcquireShared相似，所以不多赘述，不同之处是ReadLock#tryLoc本身就是自旋获取锁。
public boolean tryLock() {
return sync.tryReadLock();
}
//ReentrantReadWriteLock.Sync#tryReadLock
final boolean tryReadLock() {
Thread current = Thread.currentThread();
for (;;) {
int c = getState();
//判断是否有线程持有写锁
if (exclusiveCount(c) != 0 &&
getExclusiveOwnerThread() != current)
return false;
int r = sharedCount(c);
if (r == MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
//没有线程持有写锁or持有写锁的是当前线程，写锁-->读锁 锁降级
if (compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
//获取读锁成功
if (r == 0) {
//第一个读锁的线程
firstReader = current;
firstReaderHoldCount = 1;
} else if (firstReader == current) {
//不是第一次获取读锁 但是firstReader是当前线程，重入
firstReaderHoldCount++;
} else {
//其他线程获取读锁，重入操作
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;
}
}
}
同样和ReentrantLock一样，ReadLock#tryLock也有一个重载方法，可传入一个超时时长timeout和一个时间单位TimeUnit，超时时长会被转为纳秒级。
public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit)
throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireSharedNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}
//AbstractQueuedSynchronizer#tryAcquireSharedNanos
public final boolean tryAcquireSharedNanos(int arg, long nanosTimeout)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
return tryAcquireShared(arg) >= 0 ||
doAcquireSharedNanos(arg, nanosTimeout);
}
tryLock(long timeout, TimeUnit unit)直接调用了AQS的模板方法tryAcquireSharedNanos，也具备了响应中断，超时获取锁的功能：
- 若一开始获取锁
tryAcquireShared失败则进入AQS同步队列doAcquireSharedNanos。 - 进入同步队列后自旋1000纳秒，还没有获取锁且判断应该阻塞，则会阻塞一定时长。
- 超时时长到线程自动唤醒，再自旋还没获取锁，且判断超时则返回false。
- 自旋判断前驱是head，则尝试获取锁，获取成功，则出队，传播唤醒后继。
（tryAcquireSharedNanos详解请看拙作《AQS源码解读（五）——从acquireShared探索共享锁实现原理，何为共享？如何共享？》）
4、ReadLock#unlock
读锁释放很简单，释放共享唤醒后继，无需区分公平性；其直接调用的是AQS的releaseShared，ReentrantReadWriteLock只需要实现tryReleaseShared即可。
public void unlock() {
sync.releaseShared(1);
}
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {
//读锁释放唤醒后继节点
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}
ReentrantReadWriteLock.Sync#tryReleaseShared
ReentrantReadWriteLock中实现的tryReleaseShared需要全部释放锁，才会返回true，才会调用doReleaseShared唤醒后继。
//ReentrantReadWriteLock.Sync#tryReleaseShared
protected final boolean tryReleaseShared(int unused) {
Thread current = Thread.currentThread();
if (firstReader == current) {
/**
* 持有读锁的第一个线程是当前线程，且重入次数为1，释放锁将firstReader=null
* 否则 firstReaderHoldCount-1
*/
if (firstReaderHoldCount == 1)
firstReader = null;
else
firstReaderHoldCount--;
} else {
HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
rh = readHolds.get();
int count = rh.count;
if (count <= 1) {
readHolds.remove();
if (count <= 0)
throw unmatchedUnlockException();
}
--rh.count;
}
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.
//读写都空闲了 才唤醒后面
return nextc == 0;
}
}
六、写锁的获取与释放
1、WriteLock#lock
写锁的lock和ReentrantLock的lock逻辑类似都是调用AbstractQueuedSynchronizer#acquire，区别在于tryAcquire的实现。
public void lock() {
sync.acquire(1);
}
public final void acquire(int arg) {
//若没有抢到锁，则进入等待队列
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
//自己中断自己
selfInterrupt();
}
ReentrantReadWriteLock.Sync#tryAcquire
ReentrantLock中tryAcquire是在NonfairSync和FairSync中实现的，ReetrantReadWriteLock是在Sync中实现的。
ReetrantReadWriteLock中有读写锁，所以要考虑读写互斥的情况，即读锁被持有，将直接返回false，获取锁失败，如下是基本流程：
c = getState() != 0，说明有线程持有读锁或者写锁。- 继续判断
w = exclusiveCount(c) = 0，则说明有线程持有读锁，直接返回false，获取锁失败。 w = exclusiveCount(c) != 0，说明有线程持有写锁，判断持有锁的线程是否是当前线程，是就重入。- 若
c = getState() = 0，没有线程持有锁，判断writerShouldBlock，写线程是否应该阻塞，NonFairSync中 写线程无论如何都不应该阻塞，则继续抢锁；FairSync中的只要同步队列中有其他线程在排队，就应该阻塞。 - 最后若获取锁成功会设置持锁的线程为当前线程。
//ReentrantReadWriteLock.Sync#tryAcquire
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
int w = exclusiveCount(c);
if (c != 0) { //c!=0 说明有读线程或者写线程持有锁
// (Note: if c != 0 and w == 0 then shared count != 0)
//w == 0 说明锁被读线程持有，w==0直接返回，抢锁失败，
//w != 0 判断当前线程是否持有锁，不是直接返回false，抢锁失败
if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
return false;
//w!=0 && current == getExclusiveOwnerThread 当前线程重入
//首先判断重入次数是否超过最大次数
if (w + exclusiveCount(acquires) > MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
// Reentrant acquire
setState(c + acquires);
return true;
}
//没有线程持有锁，写线程是否应该被阻塞，
// FairSync中的是只要线程中有其他线程在排队，就阻塞
// NonFairSync 中 写线程抢锁无论如何都不阻塞，直接抢
if (writerShouldBlock() ||
!compareAndSetState(c, c + acquires))
return false;
//设置持锁的线程为当前线程
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
若tryAcquire获取锁失败，则进入队列操作，此过程和ReentrantLock类似。
2、WriteLock#lockInterruptibly
WriteLock#lockInterruptibly可中断获取锁，其实现和ReentrantLock#lockInterruptibly代码是一样的，都是调用AbstractQueuedSynchronize中已经实现的模板方法acquireInterruptibly和doAcquireInterruptibly，tryAcquire就是ReentrantReadWriteLock.Sync#tryAcquire。
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1);
}
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
//有被中断 抛异常
throw new InterruptedException();
if (!tryAcquire(arg))
//doAcquireInterruptibly也会响应中断，抛异常
doAcquireInterruptibly(arg);
}
3、WriteLock#tryLock
WriteLock#tryLock，尝试获取锁，获取锁成功就返回true，失败返回false，不会进入队列操作，所以不需要考虑公平性。
public boolean tryLock( ) {
return sync.tryWriteLock();
}
//ReentrantReadWriteLock.Sync#tryWriteLock
final boolean tryWriteLock() {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c != 0) {
//有线程还有锁
int w = exclusiveCount(c);
if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
//w=0，读锁被持有，直接返回false
//w!=0 写锁持有，但不是当前线程还有
return false;
if (w == MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
}
//没有线程持有锁，或者持有写锁的是当前线程，继续获取锁
if (!compareAndSetState(c, c + 1))
return false;
//设置当前线程为持有线程
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
而其重载方法tryLock(long timeout, TimeUnit unit)，代码和ReentrantLock基本一样，就tryAcquire获取锁的逻辑不一样，这里不再过多赘述。
tryLock(long timeout, TimeUnit unit)直接调用了AQS的模板方法tryAcquireNanos，也具备了响应中断，超时获取锁的功能：
- 若一开始获取锁（
ReentrantReadWriteLock.Sync#tryAcquire）失败则进入AQS同步队列doAcquireNanos。 - 进入同步队列后自旋1000纳秒，还没有获取锁且判断应该阻塞，则会阻塞一定时长。
- 超时时长到线程自动唤醒，再自旋还没获取锁，且判断超时则返回false。
（tryAcquireNanos详解请看拙作《AQS源码解读——从acquireQueued探索独占锁实现原理，如何阻塞？如何唤醒？》）
public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit)
throws InterruptedException {
return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
}
4、WriteLock#unlock
写锁的释放和ReetrantLock中的锁释放代码逻辑一样，释放锁成功唤醒后继节点。
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
//释放锁成功后唤醒后继节点
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
七、总结
ReentrantReadWriteLock读写锁基于AQS实现，读锁是共享锁，写锁是互斥锁。ReentrantReadWriteLock中的NonfairSync和FairSync分别实现了两种阻塞的策略，writerShouldBlock和readerShouldBlock。ReentrantReadWriteLock中巧妙的用一个state变量记录两种锁的状态，低16位记录写锁，高16位记录读锁。sharedCount(int c)==0判断线程是否持有读锁，exclusiveCount(int c)==0判断线程是否持有写锁。- 读锁无法通过state记录锁重入，需要一个工具（
HoldCounter、ThreadLocalHoldCounter）专门记录持有读锁的各个线程的重入情况。 - 在
ReadLock#lock中获取读锁时，一个线程持有写锁时还可以再获得读锁，称为锁降级，但是没有锁升级。 - 读写锁都是悲观锁，在读多写少的情况下，可能会出现写线程“饿死”的情况，即写线程一直获取不到锁。
PS: 如若文章中有错误理解，欢迎批评指正，同时非常期待你的评论、点赞和收藏。我是徐同学，愿与你共同进步！
