有比 ReadWriteLock更快的锁？

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作者 | Ressmix

来源 | https://segmentfault.com/a/1190000015808032

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一、StampedLock类简介

在搞定ReentrantReadWriteLock 几道小小数学题就够了，我们详细的介绍了RWL，但 Doug Lea 觉得不够好。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，算是一把“双刃剑”

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：

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；
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；（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）
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。
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。
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 modelong 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。

// 用于计算state值的位常量
private static final int LG_READERS = 7;
private static final long RUNIT = 1L; // 一单位读锁       0000 0001
private static final long WBIT  = 1L << LG_READERS; // 写锁标志位  1000 0000
private static final long RBITS = WBIT - 1L; // 读状态标志 0111 1111
private static final long RFULL = RBITS - 1L; // 读锁的最大数量 0111 1110
private static final long ABITS = RBITS | WBIT; // 用于获取读写状态 1111 1111
private static final long SBITS = ~RBITS; // 1111...1000 0000/**
* 初始state值
*/
private static final long ORIGIN = WBIT << 1;
/**
* 同步状态state，处于写锁使用第8位（为1表示占用），读锁使用前7位（为1~126，附加的readerOverflow用于当读锁超过126时）
*/
private transient volatile long state;
/**
* 因为读锁只使用了前7位，所以当超过对应数值之后需要使用一个int型保存
*/
private transient int readerOverflow;

部分常量的比特位表示如下：

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:

/**
* CPU核数，用于控制自旋次数
*/
private static final int NCPU = Runtime.getRuntime().availableProcessors();/**
* 尝试获取锁时，如果超过该值仍未获取到锁，则进入等待队列
*/
private static final int SPINS = (NCPU > 1) ? 1 << 6 : 0;/**
* 等待队列的首节点，自旋获取锁失败时会，会继续阻塞
*/
private static final int HEAD_SPINS = (NCPU > 1) ? 1 << 10 : 0;/**
* 再次进入阻塞之前的最大重试次数
*/
private static final int MAX_HEAD_SPINS = (NCPU > 1) ? 1 << 16 : 0;

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：

/**
* Creates a new lock, initially in unlocked state.
*/
public StampedLock() {state = ORIGIN;
}

另外，StamedLock提供了三类视图：

// views
transient ReadLockView readLockView;
transient WriteLockView writeLockView;
transient ReadWriteLockView readWriteLockView;

这些视图其实是对StampedLock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;

final class ReadLockView implements Lock {public void lock() { readLock(); }public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {readLockInterruptibly();}public boolean tryLock() { return tryReadLock() != 0L; }public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit)throws InterruptedException {return tryReadLock(time, unit) != 0L;}public void unlock() { unstampedUnlockRead(); }public Condition newCondition() {throw new UnsupportedOperationException();}
}

2. ThreadA调用writeLock获取写锁

来看下writeLock方法：

/*** 获取写锁，如果获取失败则进入阻塞* 注意该方法不响应中断** @return 返回一个非0的值表示成功，用于解锁或者转换锁模式*/
public long writeLock() {long s, next;  return ((((s = state) & ABITS) == 0L && // ((s = state) & ABITS) == 0L表示读锁和写锁都未被使用U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + WBIT)) ? // CAS将第8位置为1，表示写锁被占用next : acquireWrite(false, 0L)); // 获取失败则调用acquireWrite，加入等待队列
}

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：

img

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。

// 节点状态
private static final int WAITING   = -1;
private static final int CANCELLED =  1;// 节点类型
private static final int RMODE = 0;
private static final int WMODE = 1;/** * 等待队列的节点定义 */
static final class WNode {volatile WNode prev;volatile WNode next;volatile WNode cowait;    // 该模式使用该节点形成栈volatile Thread thread;   // non-null while possibly parkedvolatile int status;      // 0, WAITING, or CANCELLEDfinal int mode;           // RMODE or WMODEWNode(int m, WNode p) { mode = m; prev = p; }}/** 等待队列头结点指针 */
private transient volatile WNode whead;
/** 等待队列尾结点指针 */
private transient volatile WNode wtail;

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：

/*** 获取读锁，如果写锁被占用，则阻塞* 注意该方法不响应中断* @return 返回非0表示成功*/
public long readLock() {long s = state, next;  // 队列为空且读锁未超限return ((whead == wtail && (s & ABITS) < RFULL && // (s & ABITS) < RFULL表示写锁未占用且读锁数量未超限U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + RUNIT))?next : acquireRead(false, 0L));
}

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 releaseU.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 awaybreak;}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 headlong 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：

img

此时，等待队列的结构如下：

img

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：

img

最终, ThreadB进入阻塞状态:

最终，等待队列的结构如下：

img

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：

img

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：

最终，等待队列的结构如下：

img

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。

/*** 获取写锁，如果获取失败则进入阻塞* 注意该方法不响应中断** @return 返回一个非0的值表示成功，用于解锁或者转换锁模式*/
public long writeLock() {long s, next;  return ((((s = state) & ABITS) == 0L && // ((s = state) & ABITS) == 0L表示读锁和写锁都未被使用U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + WBIT)) ? // CAS将第8位置为1，表示写锁被占用next : acquireWrite(false, 0L)); // 获取失败则调用acquireWrite，加入等待队列
}

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 headlong 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 timeoutif (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.parknode.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：

插入完成后，队列结构如下：

img

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：

img

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：

img

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：

img

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：

/*** 如果锁状态传递的stamp匹配则释放锁* * @param stamp 一个写锁操作返回的对应stamp* @throws IllegalMonitorStateException 如果stamp和当前状态不匹配则抛出异常*/
public void unlockWrite(long stamp) {WNode h;if (state != stamp || (stamp & WBIT) == 0L) // 如果stamp不匹配或者写锁未占用则抛出异常throw new IllegalMonitorStateException();state = (stamp += WBIT) == 0L ? ORIGIN : stamp; // 正常情况下，stamp += WBIT后，第8位为0，表示写锁被释放；但是溢出则置为ORIGINif ((h = whead) != null && h.status != 0)release(h); // 唤醒等待队列中的队首节点
}

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：

/*** 唤醒等待队列的首节点（即头结点whead的后继节点）* * @param h 头结点*/
private void release(WNode h) {if (h != null) {WNode q; Thread w;U.compareAndSwapInt(h, WSTATUS, WAITING, 0); // 将头结点的状态从-1置为0，表示要唤醒后继节点if ((q = h.next) == null || q.status == CANCELLED) {for (WNode t = wtail; t != null && t != h; t = t.prev) // 从队尾开始查找距离头结点最近的WAITING结点if (t.status <= 0)q = t;}if (q != null && (w = q.thread) != null)U.unpark(w); // 唤醒售结点}
}

此时，等待队列的结构如下：

img

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：

img

最终，等待队列的结构如下：

img

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。

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：

img

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：

/*** 如果stamp匹配，则释放锁** @param stamp 一次readLock返回的stamp* @throws IllegalMonitorStateException 如果stamp和锁当前状态不匹配则抛出异常*/
public void unlockRead(long stamp) {long s, m; WNode h;for (;;) {if (((s = state) & SBITS) != (stamp & SBITS) ||(stamp & ABITS) == 0L || (m = s & ABITS) == 0L || m == WBIT)// stamp不匹配或没有任何锁被占用时均抛出异常throw new IllegalMonitorStateException();if (m < RFULL) { // 读锁数量未超限if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, s - RUNIT)) { // 读锁数量-1if (m == RUNIT && (h = whead) != null && h.status != 0)release(h);// 如果当前读锁数量为0，则唤醒队列首结点break;}}else if (tryDecReaderOverflow(s) != 0L) // 读锁数量超限，则溢出字段-1break;}
}

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：

/*** 唤醒等待队列的首节点（即头结点whead的后继节点）* * @param h 头结点*/
private void release(WNode h) {if (h != null) {WNode q; Thread w;U.compareAndSwapInt(h, WSTATUS, WAITING, 0); // 将头结点的状态从-1置为0，表示要唤醒后继节点if ((q = h.next) == null || q.status == CANCELLED) {for (WNode t = wtail; t != null && t != h; t = t.prev) // 从队尾开始查找距离头结点最近的WAITING结点if (t.status <= 0)q = t;}if (q != null && (w = q.thread) != null)U.unpark(w); // 唤醒售结点}
}

队首结点（ThreadD写结点被唤醒），最终等待队列的结构如下：

img

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:

img

最终，等待队列的结构如下：

img

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）。

img

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：

img

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/javase/8/docs/api/ *类声明：*

img

*方法声明：*

五、StampedLock总结

StampedLock的等待队列与RRW的CLH队列相比，有以下特点：

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；
当入队一个线程时，如果队尾是写结点，则直接链接到队尾；
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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