Java多线程进阶(十一)—— J.U.C之locks框架:StampedLock

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本文首发于一世流云的专栏:https://segmentfault.com/blog...

一、StampedLock类简介

StampedLock类,在JDK1.8时引入,是对读写锁ReentrantReadWriteLock的增强,该类提供了一些功能,优化了读锁、写锁的访问,同时使读写锁之间可以互相转换,更细粒度控制并发。

首先明确下,该类的设计初衷是作为一个内部工具类,用于辅助开发其它线程安全组件,用得好,该类可以提升系统性能,用不好,容易产生死锁和其它莫名其妙的问题。

1.1 StampedLock的引入

先来看下,为什么有了ReentrantReadWriteLock,还要引入StampedLock?

ReentrantReadWriteLock使得多个读线程同时持有读锁(只要写锁未被占用),而写锁是独占的。

但是,读写锁如果使用不当,很容易产生“饥饿”问题:

比如在读线程非常多,写线程很少的情况下,很容易导致写线程“饥饿”,虽然使用“公平”策略可以一定程度上缓解这个问题,但是“公平”策略是以牺牲系统吞吐量为代价的。(在ReentrantLock类的介绍章节中,介绍过这种情况)

1.2 StampedLock的特点

StampedLock的主要特点概括一下,有以下几点:

  1. 所有获取锁的方法,都返回一个邮戳(Stamp),Stamp为0表示获取失败,其余都表示成功;
  2. 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;
  3. StampedLock是不可重入的;(如果一个线程已经持有了写锁,再去获取写锁的话就会造成死锁)
  4. StampedLock有三种访问模式:
    ①Reading(读模式):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):这是一种优化的读模式。
  5. StampedLock支持读锁和写锁的相互转换
    我们知道RRW中,当线程获取到写锁后,可以降级为读锁,但是读锁是不能直接升级为写锁的。
    StampedLock提供了读锁和写锁相互转换的功能,使得该类支持更多的应用场景。
  6. 无论写锁还是读锁,都不支持Conditon等待
我们知道,在ReentrantReadWriteLock中,当读锁被使用时,如果有线程尝试获取写锁,该写线程会阻塞。
但是,在Optimistic reading中,即使读线程获取到了读锁,写线程尝试获取写锁也不会阻塞,这相当于对读模式的优化,但是可能会导致数据不一致的问题。所以,当使用Optimistic reading获取到读锁时,必须对获取结果进行校验。

二、StampedLock使用示例

先来看一个Oracle官方的例子:

class Point {
    private double x, y;
    private final StampedLock sl = new StampedLock();

    void move(double deltaX, double deltaY) {
        long stamp = sl.writeLock();    //涉及对共享资源的修改,使用写锁-独占操作
        try {
            x += deltaX;
            y += deltaY;
        } finally {
            sl.unlockWrite(stamp);
        }
    }

    /**
     * 使用乐观读锁访问共享资源
     * 注意:乐观读锁在保证数据一致性上需要拷贝一份要操作的变量到方法栈,并且在操作数据时候可能其他写线程已经修改了数据,
     * 而我们操作的是方法栈里面的数据,也就是一个快照,所以最多返回的不是最新的数据,但是一致性还是得到保障的。
     *
     * @return
     */
    double distanceFromOrigin() {
        long stamp = sl.tryOptimisticRead();    // 使用乐观读锁
        double currentX = x, currentY = y;      // 拷贝共享资源到本地方法栈中
        if (!sl.validate(stamp)) {              // 如果有写锁被占用,可能造成数据不一致,所以要切换到普通读锁模式
            stamp = sl.readLock();             
            try {
                currentX = x;
                currentY = y;
            } finally {
                sl.unlockRead(stamp);
            }
        }
        return Math.sqrt(currentX * currentX + currentY * currentY);
    }

    void moveIfAtOrigin(double newX, double newY) { // upgrade
        // Could instead start with optimistic, not read mode
        long stamp = sl.readLock();
        try {
            while (x == 0.0 && y == 0.0) {
                long ws = sl.tryConvertToWriteLock(stamp);  //读锁转换为写锁
                if (ws != 0L) {
                    stamp = ws;
                    x = newX;
                    y = newY;
                    break;
                } else {
                    sl.unlockRead(stamp);
                    stamp = sl.writeLock();
                }
            }
        } finally {
            sl.unlock(stamp);
        }
    }
}

可以看到,上述示例最特殊的其实是distanceFromOrigin方法,这个方法中使用了“Optimistic reading”乐观读锁,使得读写可以并发执行,但是“Optimistic reading”的使用必须遵循以下模式:

long stamp = lock.tryOptimisticRead();  // 非阻塞获取版本信息
copyVaraibale2ThreadMemory();           // 拷贝变量到线程本地堆栈
if(!lock.validate(stamp)){              // 校验
    long stamp = lock.readLock();       // 获取读锁
    try {
        copyVaraibale2ThreadMemory();   // 拷贝变量到线程本地堆栈
     } finally {
       lock.unlock(stamp);              // 释放悲观锁
    }

}
useThreadMemoryVarables();              // 使用线程本地堆栈里面的数据进行操作

三、StampedLock原理

3.1 StampedLock的内部常量

StampedLock虽然不像其它锁一样定义了内部类来实现AQS框架,但是StampedLock的基本实现思路还是利用CLH队列进行线程的管理,通过同步状态值来表示锁的状态和类型。

StampedLock内部定义了很多常量,定义这些常量的根本目的还是和ReentrantReadWriteLock一样,对同步状态值按位切分,以通过位运算对State进行操作:

对于StampedLock来说,写锁被占用的标志是第8位为1,读锁使用0-7位,正常情况下读锁数目为1-126,超过126时,使用一个名为readerOverflow的int整型保存超出数。

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部分常量的比特位表示如下:
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另外,StampedLock相比ReentrantReadWriteLock,对多核CPU进行了优化,可以看到,当CPU核数超过1时,会有一些自旋操作:
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3.2 示例分析

假设现在有三个线程:ThreadA、ThreadB、ThreadC、ThreadD。操作如下:
//ThreadA调用writeLock, 获取写锁
//ThreadB调用readLock, 获取读锁
//ThreadC调用readLock, 获取读锁
//ThreadD调用writeLock, 获取写锁
//ThreadE调用readLock, 获取读锁

1. StampedLock对象的创建

StampedLock的构造器很简单,构造时设置下同步状态值:
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另外,StamedLock提供了三类视图:
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这些视图其实是对StamedLock方法的封装,便于习惯了ReentrantReadWriteLock的用户使用:
例如,ReadLockView其实相当于ReentrantReadWriteLock.readLock()返回的读锁;
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2. ThreadA调用writeLock获取写锁

来看下writeLock方法:
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StampedLock中大量运用了位运算,这里(s = state) & ABITS == 0L 表示读锁和写锁都未被使用,这里写锁可以立即获取成功,然后CAS操作更新同步状态值State。

操作完成后,等待队列的结构如下:
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注意:StampedLock中,等待队列的结点要比AQS中简单些,仅仅三种状态。
0:初始状态
-1:等待中
1:取消

另外,结点的定义中有个cowait字段,该字段指向一个栈,用于保存读线程,这个后续会讲到。
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3. ThreadB调用readLock获取读锁

来看下readLock方法:
由于ThreadA此时持有写锁,所以ThreadB获取读锁失败,将调用acquireRead方法,加入等待队列:
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acquireRead方法非常复杂,用到了大量自旋操作:

/**
 * 尝试自旋的获取读锁, 获取不到则加入等待队列, 并阻塞线程
 *
 * @param interruptible true 表示检测中断, 如果线程被中断过, 则最终返回INTERRUPTED
 * @param deadline      如果非0, 则表示限时获取
 * @return 非0表示获取成功, INTERRUPTED表示中途被中断过
 */
private long acquireRead(boolean interruptible, long deadline) {
    WNode node = null, p;   // node指向入队结点, p指向入队前的队尾结点

    /**
     * 自旋入队操作
     * 如果写锁未被占用, 则立即尝试获取读锁, 获取成功则返回.
     * 如果写锁被占用, 则将当前读线程包装成结点, 并插入等待队列(如果队尾是写结点,直接链接到队尾;否则,链接到队尾读结点的栈中)
     */
    for (int spins = -1; ; ) {
        WNode h;
        if ((h = whead) == (p = wtail)) {   // 如果队列为空或只有头结点, 则会立即尝试获取读锁
            for (long m, s, ns; ; ) {
                if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ?     // 判断写锁是否被占用
                    U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) :  //写锁未占用,且读锁数量未超限, 则更新同步状态
                    (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L))        //写锁未占用,但读锁数量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中
                    return ns;          // 获取成功后, 直接返回
                else if (m >= WBIT) {   // 写锁被占用,以随机方式探测是否要退出自旋
                    if (spins > 0) {
                        if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0)
                            --spins;
                    } else {
                        if (spins == 0) {
                            WNode nh = whead, np = wtail;
                            if ((nh == h && np == p) || (h = nh) != (p = np))
                                break;
                        }
                        spins = SPINS;
                    }
                }
            }
        }
        if (p == null) {                            // p == null表示队列为空, 则初始化队列(构造头结点)
            WNode hd = new WNode(WMODE, null);
            if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))
                wtail = hd;
        } else if (node == null) {                  // 将当前线程包装成读结点
            node = new WNode(RMODE, p);
        } else if (h == p || p.mode != RMODE) {     // 如果队列只有一个头结点, 或队尾结点不是读结点, 则直接将结点链接到队尾, 链接完成后退出自旋
            if (node.prev != p)
                node.prev = p;
            else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {
                p.next = node;
                break;
            }
        }
        // 队列不为空, 且队尾是读结点, 则将添加当前结点链接到队尾结点的cowait链中(实际上构成一个栈, p是栈顶指针 )
        else if (!U.compareAndSwapObject(p, WCOWAIT, node.cowait = p.cowait, node)) {    // CAS操作队尾结点p的cowait字段,实际上就是头插法插入结点
            node.cowait = null;
        } else {
            for (; ; ) {
                WNode pp, c;
                Thread w;
                // 尝试唤醒头结点的cowait中的第一个元素, 假如是读锁会通过循环释放cowait链
                if ((h = whead) != null && (c = h.cowait) != null &&
                    U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) &&
                    (w = c.thread) != null) // help release
                    U.unpark(w);
                if (h == (pp = p.prev) || h == p || pp == null) {
                    long m, s, ns;
                    do {
                        if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ?
                            U.compareAndSwapLong(this, STATE, s,
                                ns = s + RUNIT) :
                            (m < WBIT &&
                                (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L))
                            return ns;
                    } while (m < WBIT);
                }
                if (whead == h && p.prev == pp) {
                    long time;
                    if (pp == null || h == p || p.status > 0) {
                        node = null; // throw away
                        break;
                    }
                    if (deadline == 0L)
                        time = 0L;
                    else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)
                        return cancelWaiter(node, p, false);
                    Thread wt = Thread.currentThread();
                    U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this);
                    node.thread = wt;
                    if ((h != pp || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && p.prev == pp) {
                        // 写锁被占用, 且当前结点不是队首结点, 则阻塞当前线程
                        U.park(false, time);
                    }
                    node.thread = null;
                    U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
                    if (interruptible && Thread.interrupted())
                        return cancelWaiter(node, p, true);
                }
            }
        }
    }

    for (int spins = -1; ; ) {
        WNode h, np, pp;
        int ps;
        if ((h = whead) == p) {     // 如果当前线程是队首结点, 则尝试获取读锁
            if (spins < 0)
                spins = HEAD_SPINS;
            else if (spins < MAX_HEAD_SPINS)
                spins <<= 1;
            for (int k = spins; ; ) { // spin at head
                long m, s, ns;
                if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ?     // 判断写锁是否被占用
                    U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) :  //写锁未占用,且读锁数量未超限, 则更新同步状态
                    (m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) {      //写锁未占用,但读锁数量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中
                    // 获取读锁成功, 释放cowait链中的所有读结点
                    WNode c;
                    Thread w;

                    // 释放头结点, 当前队首结点成为新的头结点
                    whead = node;
                    node.prev = null;

                    // 从栈顶开始(node.cowait指向的结点), 依次唤醒所有读结点, 最终node.cowait==null, node成为新的头结点
                    while ((c = node.cowait) != null) {
                        if (U.compareAndSwapObject(node, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null)
                            U.unpark(w);
                    }
                    return ns;
                } else if (m >= WBIT &&
                    LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 && --k <= 0)
                    break;
            }
        } else if (h != null) {     // 如果头结点存在cowait链, 则唤醒链中所有读线程
            WNode c;
            Thread w;
            while ((c = h.cowait) != null) {
                if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) &&
                    (w = c.thread) != null)
                    U.unpark(w);
            }
        }
        if (whead == h) {
            if ((np = node.prev) != p) {
                if (np != null)
                    (p = np).next = node;   // stale
            } else if ((ps = p.status) == 0)        // 将前驱结点的等待状态置为WAITING, 表示之后将唤醒当前结点
                U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);
            else if (ps == CANCELLED) {
                if ((pp = p.prev) != null) {
                    node.prev = pp;
                    pp.next = node;
                }
            } else {        // 阻塞当前读线程
                long time;
                if (deadline == 0L)
                    time = 0L;
                else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)   //限时等待超时, 取消等待
                    return cancelWaiter(node, node, false);

                Thread wt = Thread.currentThread();
                U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this);
                node.thread = wt;
                if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) == WBIT) && whead == h && node.prev == p) {
                    // 如果前驱的等待状态为WAITING, 且写锁被占用, 则阻塞当前调用线程
                    U.park(false, time);
                }
                node.thread = null;
                U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
                if (interruptible && Thread.interrupted())
                    return cancelWaiter(node, node, true);
            }
        }
    }
}

我们来分析下这个方法。
该方法会首先自旋的尝试获取读锁,获取成功后,就直接返回;否则,会将当前线程包装成一个读结点,插入到等待队列。
由于,目前等待队列还是空,所以ThreadB会初始化队列,然后将自身包装成一个读结点,插入队尾,然后在下面这个地方跳出自旋:
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此时,等待队列的结构如下:
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跳出自旋后,ThreadB会继续向下执行,进入下一个自旋,在下一个自旋中,依然会再次尝试获取读锁,如果这次再获取不到,就会将前驱的等待状态置为WAITING, 表示我(当前线程)要去睡了(阻塞),到时记得叫醒我:
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最终, ThreadB进入阻塞状态:
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最终,等待队列的结构如下:

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4. ThreadC调用readLock获取读锁

这个过程和ThreadB获取读锁一样,区别在于ThreadC被包装成结点加入等待队列后,是链接到ThreadB结点的栈指针中的。调用完下面这段代码后,ThreadC会链接到以Thread B为栈顶指针的栈中:
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注意:读结点的cowait字段其实构成了一个栈,入栈的过程其实是个“头插法”插入单链表的过程。比如,再来个ThreadX读结点,则cowait链表结构为:ThreadB - > ThreadX -> ThreadC。最终唤醒读结点时,将从栈顶开始。

然后会在下一次自旋中,阻塞当前读线程:
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最终,等待队列的结构如下:
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可以看到,此时ThreadC结点并没有把它的前驱的等待状态置为-1,因为ThreadC是链接到栈中的,当写锁释放的时候,会从栈底元素开始,唤醒栈中所有读结点。

5. ThreadD调用writeLock获取写锁

ThreadD调用writeLock方法获取写锁失败后(ThreadA依然占用着写锁),会调用acquireWrite方法,该方法整体逻辑和acquireRead差不多,首先自旋的尝试获取写锁,获取成功后,就直接返回;否则,会将当前线程包装成一个写结点,插入到等待队列。

clipboard.png

acquireWrite源码:

/**
 * 尝试自旋的获取写锁, 获取不到则阻塞线程
 *
 * @param interruptible true 表示检测中断, 如果线程被中断过, 则最终返回INTERRUPTED
 * @param deadline      如果非0, 则表示限时获取
 * @return 非0表示获取成功, INTERRUPTED表示中途被中断过
 */
private long acquireWrite(boolean interruptible, long deadline) {
    WNode node = null, p;

    /**
     * 自旋入队操作
     * 如果没有任何锁被占用, 则立即尝试获取写锁, 获取成功则返回.
     * 如果存在锁被使用, 则将当前线程包装成独占结点, 并插入等待队列尾部
     */
    for (int spins = -1; ; ) {
        long m, s, ns;
        if ((m = (s = state) & ABITS) == 0L) {      // 没有任何锁被占用
            if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT))    // 尝试立即获取写锁
                return ns;                                                 // 获取成功直接返回
        } else if (spins < 0)
            spins = (m == WBIT && wtail == whead) ? SPINS : 0;
        else if (spins > 0) {
            if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0)
                --spins;
        } else if ((p = wtail) == null) {       // 队列为空, 则初始化队列, 构造队列的头结点
            WNode hd = new WNode(WMODE, null);
            if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))
                wtail = hd;
        } else if (node == null)               // 将当前线程包装成写结点
            node = new WNode(WMODE, p);
        else if (node.prev != p)
            node.prev = p;
        else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {    // 链接结点至队尾
            p.next = node;
            break;
        }
    }

    for (int spins = -1; ; ) {
        WNode h, np, pp;
        int ps;
        if ((h = whead) == p) {     // 如果当前结点是队首结点, 则立即尝试获取写锁
            if (spins < 0)
                spins = HEAD_SPINS;
            else if (spins < MAX_HEAD_SPINS)
                spins <<= 1;
            for (int k = spins; ; ) { // spin at head
                long s, ns;
                if (((s = state) & ABITS) == 0L) {      // 写锁未被占用
                    if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s,
                        ns = s + WBIT)) {               // CAS修改State: 占用写锁
                        // 将队首结点从队列移除
                        whead = node;
                        node.prev = null;
                        return ns;
                    }
                } else if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 &&
                    --k <= 0)
                    break;
            }
        } else if (h != null) {  // 唤醒头结点的栈中的所有读线程
            WNode c;
            Thread w;
            while ((c = h.cowait) != null) {
                if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) && (w = c.thread) != null)
                    U.unpark(w);
            }
        }
        if (whead == h) {
            if ((np = node.prev) != p) {
                if (np != null)
                    (p = np).next = node;   // stale
            } else if ((ps = p.status) == 0)        // 将当前结点的前驱置为WAITING, 表示当前结点会进入阻塞, 前驱将来需要唤醒我
                U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);
            else if (ps == CANCELLED) {
                if ((pp = p.prev) != null) {
                    node.prev = pp;
                    pp.next = node;
                }
            } else {        // 阻塞当前调用线程
                long time;  // 0 argument to park means no timeout
                if (deadline == 0L)
                    time = 0L;
                else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)
                    return cancelWaiter(node, node, false);
                Thread wt = Thread.currentThread();
                U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this);
                node.thread = wt;
                if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) != 0L) && whead == h && node.prev == p)
                    U.park(false, time);    // emulate LockSupport.park
                node.thread = null;
                U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
                if (interruptible && Thread.interrupted())
                    return cancelWaiter(node, node, true);
            }
        }
    }
}

acquireWrite中的下面这个自旋操作,用于将线程包装成写结点,插入队尾:
clipboard.png

插入完成后,队列结构如下:
clipboard.png

然后,进入下一个自旋,并在下一个自旋中阻塞ThreadD,最终队列结构如下:
clipboard.png

6. ThreadE调用readLock获取读锁

同样,由于写锁被ThreadA占用着,所以最终会调用acquireRead方法,在该方法的第一个自旋中,会将ThreadE加入等待队列:
clipboard.png

注意,由于队尾结点是写结点,所以当前读结点会直接链接到队尾;如果队尾是读结点,则会链接到队尾读结点的cowait链中。

然后进入第二个自旋,阻塞ThreadE,最终队列结构如下:
clipboard.png

7. ThreadA调用unlockWrite释放写锁

通过CAS操作,修改State成功后,会调用release方法唤醒等待队列的队首结点:
clipboard.png

release方法非常简单,先将头结点的等待状态置为0,表示即将唤醒后继结点,然后立即唤醒队首结点:
clipboard.png

此时,等待队列的结构如下:
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8. ThreadB被唤醒后继续向下执行

ThreadB被唤醒后,会从原阻塞处继续向下执行,然后开始下一次自旋:
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第二次自旋时,ThreadB发现写锁未被占用,则成功获取到读锁,然后从栈顶(ThreadB的cowait指针指向的结点)开始唤醒栈中所有线程,
最后返回:
clipboard.png

最终,等待队列的结构如下:
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9. ThreadC被唤醒后继续向下执行

ThreadC被唤醒后,继续执行,并进入下一次自旋,下一次自旋时,会成功获取到读锁。
clipboard.png

注意,此时ThreadB和ThreadC已经拿到了读锁,ThreadD(写线程)和ThreadE(读线程)依然阻塞中,原来ThreadC对应的结点是个孤立结点,会被GC回收。

最终,等待队列的结构如下:
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10. ThreadB和ThreadC释放读锁

ThreadB和ThreadC调用unlockRead方法释放读锁,CAS操作State将读锁数量减1:
clipboard.png

注意,当读锁的数量变为0时才会调用release方法,唤醒队首结点:
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队首结点(ThreadD写结点被唤醒),最终等待队列的结构如下:
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11. ThreadD被唤醒后继续向下执行

ThreadD会从原阻塞处继续向下执行,并在下一次自旋中获取到写锁,然后返回:
clipboard.png

最终,等待队列的结构如下:
clipboard.png

12. ThreadD调用unlockWrite释放写锁

ThreadD释放写锁的过程和步骤7完全相同,会调用unlockWrite唤醒队首结点(ThreadE)。

clipboard.png

ThreadE被唤醒后会从原阻塞处继续向下执行,但由于ThreadE是个读结点,所以同时会唤醒cowait栈中的所有读结点,过程和步骤8完全一样。最终,等待队列的结构如下:
clipboard.png

至此,全部执行完成。

四、StampedLock类/方法声明

参考Oracle官方文档:https://docs.oracle.com/javas...
类声明:
clipboard.png

方法声明:
clipboard.png

五、StampedLock总结

StampedLock的等待队列与RRW的CLH队列相比,有以下特点:

  1. 当入队一个线程时,如果队尾是读结点,不会直接链接到队尾,而是链接到该读结点的cowait链中,cowait链本质是一个栈;
  2. 当入队一个线程时,如果队尾是写结点,则直接链接到队尾;
  3. 唤醒线程的规则和AQS类似,都是首先唤醒队首结点。区别是StampedLock中,当唤醒的结点是读结点时,会唤醒该读结点的cowait链中的所有读结点(顺序和入栈顺序相反,也就是后进先出)。

另外,StampedLock使用时要特别小心,避免锁重入的操作,在使用乐观读锁时也需要遵循相应的调用模板,防止出现数据不一致的问题。

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