聊聊高并发（二十九）解析java.util.concurrent各个组件（十一） 再看看ReentrantReadWriteLock可重入读-写锁
上一篇聊聊高并發(fā)（二十八）解析java.util.concurrent各個組件（十） 理解ReentrantReadWriteLock可重入讀-寫鎖?講了可重入讀寫鎖的基本情況和主要的方法，顯示了如何實現(xiàn)的鎖降級。但是下面幾個問題沒說清楚，這篇補充一下
1. 釋放鎖時的優(yōu)先級問題，是讓寫鎖先獲得還是先讓讀鎖先獲得
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2. 是否允許讀線程插隊
3. 是否允許寫線程插隊，因為讀寫鎖一般用在大量讀，少量寫的情況，如果寫線程沒有優(yōu)先級，那么可能造成寫線程的饑餓
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關(guān)于釋放鎖后是讓寫鎖先獲得還是讓讀鎖先獲得，這里有兩種情況
1. 釋放鎖后，請求獲取寫鎖的線程不在AQS隊列
2. 釋放鎖后，請求獲取寫鎖的線程已經(jīng)AQS隊列
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如果是第一種情況，那么非公平鎖的實現(xiàn)下，獲取寫鎖的線程直接嘗試競爭鎖也不用管AQS里面先來的線程。獲取讀鎖的線程只判斷是否已經(jīng)有線程獲得寫鎖（既Head節(jié)點是獨占模式的節(jié)點），如果沒有，那么就不用管AQS里面先來的準(zhǔn)備獲取讀鎖的線程。
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?static final class NonfairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -8159625535654395037L;
final boolean writerShouldBlock() {
return false; // writers can always barge
}
final boolean readerShouldBlock() {
return apparentlyFirstQueuedIsExclusive();
}
}
在公平鎖的情況下，獲取讀鎖和寫鎖的線程都判斷是否已經(jīng)或先來的線程再等待了，如果有，就進(jìn)入AQS隊列等待。
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?static final class FairSync extends Sync {
private static final long serialVersionUID = -2274990926593161451L;
final boolean writerShouldBlock() {
return hasQueuedPredecessors();
}
final boolean readerShouldBlock() {
return hasQueuedPredecessors();
}
}
對于第二種情況，如果準(zhǔn)備獲取寫鎖的線程在AQS隊列里面等待，那么實際是遵循先來先服務(wù)的公平性的，因為AQS的隊列是FIFO的隊列。所以獲取鎖的線程的順序是跟它在AQS同步隊列里的位置有關(guān)系。
下面這張圖模擬了AQS隊列中等待的線程節(jié)點的情況
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1. Head節(jié)點始終是當(dāng)前獲得了鎖的線程
2. 非Head節(jié)點在競爭鎖失敗后，acquire方法會不斷地輪詢，于自旋不同的是，AQS輪詢過程中的線程是阻塞等待。
所以要理解AQS的release釋放動作并不是讓后續(xù)節(jié)點直接獲取鎖，而是喚醒后續(xù)節(jié)點unparkSuccessor()。真正獲取鎖的地方還是在acquire方法，被release喚醒的線程繼續(xù)輪詢狀態(tài)，如果它的前驅(qū)是head，并且tryAcquire獲取資源成功了，那么它就獲得鎖
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?public final boolean release(int arg) {
??????? if (tryRelease(arg)) {
??????????? Node h = head;
??????????? if (h != null && h.waitStatus != 0)
??????????????? unparkSuccessor(h);
??????????? return true;
??????? }
??????? return false;
??? }
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
?
3. 圖中Head之后有3個準(zhǔn)備獲取讀鎖的線程，最后是1個準(zhǔn)備獲取寫鎖的線程。
那么如果是AQS隊列中的節(jié)點獲取鎖
情況是第一個讀鎖節(jié)點先獲得鎖，它獲取鎖的時候就會嘗試釋放共享模式下的一個讀鎖，如果釋放成功了，下一個讀鎖節(jié)點就也會被unparkSuccessor喚醒，然后也會獲得鎖。
如果釋放失敗了，那就把它的狀態(tài)標(biāo)記了PROPAGATE，當(dāng)它釋放的時候，會再次取嘗試喚醒下一個讀鎖節(jié)點
如果后繼節(jié)點是寫鎖，那么就不喚醒
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?private void doAcquireShared(int arg) {
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
?private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
??????? Node h = head; // Record old head for check below
??????? setHead(node);
???????
??????? if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0) {
??????????? Node s = node.next;
??????????? if (s == null || s.isShared())
??????????????? doReleaseShared();
??????? }
??? }
private void doReleaseShared() {
??????? for (;;) {
??????????? Node h = head;
??????????? if (h != null && h != tail) {
??????????????? int ws = h.waitStatus;
??????????????? if (ws == Node.SIGNAL) {
??????????????????? if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
??????????????????????? continue;??????????? // loop to recheck cases
??????????????????? unparkSuccessor(h);
??????????????? }
??????????????? else if (ws == 0 &&
???????????????????????? !compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
??????????????????? continue;??????????????? // loop on failed CAS
??????????? }
??????????? if (h == head)?????????????????? // loop if head changed
??????????????? break;
??????? }
??? }
AQS的FIFO隊列保證了在大量讀鎖和少量寫鎖的情況下，寫鎖也不會饑餓。
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關(guān)于讀鎖能不能插隊的問題，非公平性的Sync提供了插隊的可能，但是前提是它在tryAcquire就成功獲得了，如果tryAcquire失敗了，它就得進(jìn)入AQS隊列排隊，也不會出現(xiàn)讓寫鎖饑餓的情況。
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關(guān)于寫鎖能不能插隊的情況，也是和讀鎖一樣，非公平的Sync提供了插隊的可能，如果tryAcquire獲取失敗，就得進(jìn)入AQS等待。
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最后說說為什么Semaphore和ReentrantLock在tryAcquireXX方法就實現(xiàn)了非公平性和公平性，而ReentrantReadWriteLock卻要抽象出readerShouldBlock和writerShouldBlock的方法來單獨處理公平性。
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?abstract boolean readerShouldBlock();
abstract boolean writerShouldBlock();
原因是Semaphore只支持共享模式，所以它只需要在NonfairSync和FairSync里面實現(xiàn)tryAcquireShared方法就能實現(xiàn)公平性和非公平性。
ReentrantLock只支持獨占模式，所以它只需要在NonfairSync和FairSync里面實現(xiàn)tryAcquire方法就能實現(xiàn)公平性和非公平性。
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而ReentrantReadWriteLock即要支持共享和獨占模式，又要支持公平性和非公平性，所以它在基類的Sync里面用tryAcquire和tryAcquireShared方法來區(qū)分獨占和共享模式，
在NonfairSync和FairSync的readerShouldBlock和writerShouldBlock里面實現(xiàn)非公平性和公平性。
總結(jié)
以上是生活随笔為你收集整理的聊聊高并发（二十九）解析java.util.concurrent各个组件（十一） 再看看ReentrantReadWriteLock可重入读-写锁的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
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