深读源码-java同步系列之StampedLock源码解析

问题

（1）StampedLock是什么？

（2）StampedLock具有什么特性？

（3）StampedLock是否支持可重入？

（4）StampedLock与ReentrantReadWriteLock的对比？

简介

StampedLock是java8中新增的类，它是一个更加高效的读写锁的实现，而且它不是基于AQS来实现的，它的内部自成一片逻辑，让我们一起来学习吧。

StampedLock具有三种模式：写模式、读模式、乐观读模式。

ReentrantReadWriteLock中的读和写都是一种悲观锁的体现，StampedLock加入了一种新的模式——乐观读，它是指当乐观读时假定没有其它线程修改数据，读取完成后再检查下版本号有没有变化，没有变化就读取成功了，这种模式更适用于读多写少的场景。

使用方法

让我们通过下面的例子了解一下StampedLock三种模式的使用方法：

class Point {private double x, y;private final StampedLock sl = new StampedLock();void move(double deltaX, double deltaY) {// 获取写锁，返回一个版本号（戳）long stamp = sl.writeLock();try {x += deltaX;y += deltaY;} finally {// 释放写锁，需要传入上面获取的版本号sl.unlockWrite(stamp);}}double distanceFromOrigin() {// 乐观读long stamp = sl.tryOptimisticRead();double currentX = x, currentY = y;// 验证版本号是否有变化if (!sl.validate(stamp)) {// 版本号变了，乐观读转悲观读stamp = sl.readLock();try {// 重新读取x、y的值currentX = x;currentY = y;} finally {// 释放读锁，需要传入上面获取的版本号sl.unlockRead(stamp);}}return Math.sqrt(currentX * currentX + currentY * currentY);}void moveIfAtOrigin(double newX, double newY) {// 获取悲观读锁long stamp = sl.readLock();try {while (x == 0.0 && y == 0.0) {// 转为写锁long ws = sl.tryConvertToWriteLock(stamp);// 转换成功if (ws != 0L) {stamp = ws;x = newX;y = newY;break;}else {// 转换失败sl.unlockRead(stamp);// 获取写锁stamp = sl.writeLock();}}} finally {// 释放锁sl.unlock(stamp);}}
}

从上面的例子我们可以与ReentrantReadWriteLock进行对比：

（1）写锁的使用方式基本一对待；

（2）读锁（悲观）的使用方式可以进行升级，通过tryConvertToWriteLock()方式可以升级为写锁；

（3）乐观读锁是一种全新的方式，它假定数据没有改变，乐观读之后处理完业务逻辑再判断版本号是否有改变，如果没改变则乐观读成功，如果有改变则转化为悲观读锁重试；

下面我们一起来学习它的源码是怎么实现的。

源码分析

主要内部类

static final class WNode {// 前一个节点volatile WNode prev;// 后一个节点volatile WNode next;// 读线程所用的链表（实际是一个栈结果）volatile WNode cowait;    // list of linked readers// 阻塞的线程volatile Thread thread;   // non-null while possibly parked// 状态volatile int status;      // 0, WAITING, or CANCELLED// 读模式还是写模式final int mode;           // RMODE or WMODEWNode(int m, WNode p) { mode = m; prev = p; }
}

队列中的节点，类似于AQS队列中的节点，可以看到它组成了一个双向链表，内部维护着阻塞的线程。

主要属性

// 一堆常量
// 读线程的个数占有低7位
private static final int LG_READERS = 7;
// 读线程个数每次增加的单位
private static final long RUNIT = 1L;
// 写线程个数所在的位置
private static final long WBIT  = 1L << LG_READERS;  // 128 = 1000 0000
// 读线程个数所在的位置
private static final long RBITS = WBIT - 1L;  // 127 = 111 1111
// 最大读线程个数
private static final long RFULL = RBITS - 1L;  // 126 = 111 1110
// 读线程个数和写线程个数的掩码
private static final long ABITS = RBITS | WBIT;  // 255 = 1111 1111
// 读线程个数的反数，高25位全部为1
private static final long SBITS = ~RBITS;  // -128 = 1111 1111 1111 1111 1111 1111 1111 1111 1111 1111 1111 1111 1111 1111 1000 0000// state的初始值
private static final long ORIGIN = WBIT << 1;  // 256 = 1 0000 0000
// 队列的头节点
private transient volatile WNode whead;
// 队列的尾节点
private transient volatile WNode wtail;
// 存储着当前的版本号，类似于AQS的状态变量state
private transient volatile long state;

通过属性可以看到，这是一个类似于AQS的结构，内部同样维护着一个状态变量state和一个CLH队列。

CLH队列

AQS内部维护着一个FIFO的队列，即CLH队列。AQS的同步机制就是依靠CLH队列实现的。CLH队列是FIFO的双端双向队列，实现公平锁。线程通过AQS获取锁失败，就会将线程封装成一个Node节点，插入队列尾。当有线程释放锁时，后尝试把队头的next节点占用锁。

构造方法

public StampedLock() {state = ORIGIN;
}

state的初始值为ORIGIN（256），它的二进制是 1 0000 0000，也就是初始版本号。

writeLock()方法

获取写锁。

public long writeLock() {long s, next;// ABITS = 255 = 1111 1111// WBITS = 128 = 1000 0000// state与ABITS如果等于0，尝试原子更新state的值加WBITS// 如果成功则返回更新的值，如果失败调用acquireWrite()方法return ((((s = state) & ABITS) == 0L &&U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + WBIT)) ?next : acquireWrite(false, 0L));
}

我们以state等于初始值为例，则state & ABITS的结果为：

此时state为初始状态，与ABITS与运算后的值为0，所以执行后面的CAS方法，s + WBITS的值为384 = 1 1000 0000。

到这里我们大胆猜测：state的高24位存储的是版本号，低8位存储的是是否有加锁，第8位存储的是写锁，低7位存储的是读锁被获取的次数，而且如果只有第8位存储写锁的话，那么写锁只能被获取一次，也就不可能重入了。

到底我们猜测的对不对呢，走着瞧^^

我们接着来分析acquireWrite()方法：

（手机横屏看源码更方便）

private long acquireWrite(boolean interruptible, long deadline) {// node为新增节点，p为尾节点（即将成为node的前置节点）WNode node = null, p;// 第一次自旋——入队for (int spins = -1;;) { // spin while enqueuinglong m, s, ns;// 再次尝试获取写锁if ((m = (s = state) & ABITS) == 0L) {if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT))return ns;}else if (spins < 0)// 如果自旋次数小于0，则计算自旋的次数// 如果当前有写锁独占且队列无元素，说明快轮到自己了// 就自旋就行了，如果自旋完了还没轮到自己才入队// 则自旋次数为SPINS常量// 否则自旋次数为0spins = (m == WBIT && wtail == whead) ? SPINS : 0;else if (spins > 0) {// 当自旋次数大于0时，当前这次自旋随机减一次自旋次数if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0)--spins;}else if ((p = wtail) == null) {// 如果队列未初始化，新建一个空节点并初始化头节点和尾节点WNode hd = new WNode(WMODE, null);if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))wtail = hd;}else if (node == null)// 如果新增节点还未初始化，则新建之，并赋值其前置节点为尾节点node = new WNode(WMODE, p);else if (node.prev != p)// 如果尾节点有变化，则更新新增节点的前置节点为新的尾节点node.prev = p;else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {// 尝试更新新增节点为新的尾节点成功，则退出循环p.next = node;break;}}// 第二次自旋——阻塞并等待唤醒for (int spins = -1;;) {// h为头节点，np为新增节点的前置节点，pp为前前置节点，ps为前置节点的状态WNode h, np, pp; int ps;// 如果头节点等于前置节点，说明快轮到自己了if ((h = whead) == p) {if (spins < 0)// 初始化自旋次数spins = HEAD_SPINS;else if (spins < MAX_HEAD_SPINS)// 增加自旋次数spins <<= 1;// 第三次自旋，不断尝试获取写锁for (int k = spins;;) { // spin at headlong s, ns;if (((s = state) & ABITS) == 0L) {if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s,ns = s + WBIT)) {// 尝试获取写锁成功，将node设置为新头节点并清除其前置节点(gc)whead = node;node.prev = null;return ns;}}// 随机立减自旋次数，当自旋次数减为0时跳出循环再重试else if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 &&--k <= 0)break;}}else if (h != null) { // help release stale waiters// 这段代码很难进来，是用于协助唤醒读节点的// 我是这么调试进来的：// 起三个写线程，两个读线程// 写线程1获取锁不要释放// 读线程1获取锁，读线程2获取锁（会阻塞）// 写线程2获取锁（会阻塞）// 写线程1释放锁，此时会唤醒读线程1// 在读线程1里面先不要唤醒读线程2// 写线程3获取锁，此时就会走到这里来了WNode c; Thread w;// 如果头节点的cowait链表（栈）不为空，唤醒里面的所有节点while ((c = h.cowait) != null) {if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) &&(w = c.thread) != null)U.unpark(w);}}// 如果头节点没有变化if (whead == h) {// 如果尾节点有变化，则更新if ((np = node.prev) != p) {if (np != null)(p = np).next = node;   // stale}else if ((ps = p.status) == 0)// 如果尾节点状态为0，则更新成WAITINGU.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);else if (ps == CANCELLED) {// 如果尾节点状态为取消，则把它从链表中删除if ((pp = p.prev) != null) {node.prev = pp;pp.next = node;}}else {// 有超时时间的处理long time; // 0 argument to park means no timeoutif (deadline == 0L)time = 0L;else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)// 已超时，剔除当前节点return cancelWaiter(node, node, false);// 当前线程Thread wt = Thread.currentThread();U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this);// 把node的线程指向当前线程node.thread = wt;if (p.status < 0 && (p != h || (state & ABITS) != 0L) &&whead == h && node.prev == p)// 阻塞当前线程U.park(false, time);  // 等同于LockSupport.park()// 当前节点被唤醒后，清除线程node.thread = null;U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);// 如果中断了，取消当前节点if (interruptible && Thread.interrupted())return cancelWaiter(node, node, true);}}}
}

这里对acquireWrite()方法做一个总结，这个方法里面有三段自旋逻辑：

第一段自旋——入队：

（1）如果头节点等于尾节点，说明没有其它线程排队，那就多自旋一会，看能不能尝试获取到写锁；

（2）否则，自旋次数为0，直接让其入队；

第二段自旋——阻塞并等待被唤醒 + 第三段自旋——不断尝试获取写锁：

（1）第三段自旋在第二段自旋内部；

（2）如果头节点等于前置节点，那就进入第三段自旋，不断尝试获取写锁；

（3）否则，尝试唤醒头节点中等待着的读线程；

（4）最后，如果当前线程一直都没有获取到写锁，就阻塞当前线程并等待被唤醒；

这么一大段逻辑看着比较闹心，其实真正分解下来还是比较简单的，无非就是自旋，把很多状态的处理都糅合到一个for循环里面处理了。

unlockWrite()方法

释放写锁。

public void unlockWrite(long stamp) {WNode h;// 检查版本号对不对if (state != stamp || (stamp & WBIT) == 0L)throw new IllegalMonitorStateException();// 这行代码实际有两个作用：// 1. 更新版本号加1// 2. 释放写锁// stamp + WBIT实际会把state的第8位置为0，也就相当于释放了写锁// 同时会进1，也就是高24位整体加1了state = (stamp += WBIT) == 0L ? ORIGIN : stamp;// 如果头节点不为空，并且状态不为0，调用release方法唤醒它的下一个节点if ((h = whead) != null && h.status != 0)release(h);
}
private void release(WNode h) {if (h != null) {WNode q; Thread w;// 将其状态改为0U.compareAndSwapInt(h, WSTATUS, WAITING, 0);// 如果头节点的下一个节点为空或者其状态为已取消if ((q = h.next) == null || q.status == CANCELLED) {// 从尾节点向前遍历找到一个可用的节点for (WNode t = wtail; t != null && t != h; t = t.prev)if (t.status <= 0)q = t;}// 唤醒q节点所在的线程if (q != null && (w = q.thread) != null)U.unpark(w);}
}

写锁的释放过程比较简单：

（1）更改state的值，释放写锁；

（2）版本号加1；

（3）唤醒下一个等待着的节点；

readLock()方法

获取读锁。

public long readLock() {long s = state, next;  // bypass acquireRead on common uncontended case// 没有写锁占用，并且读锁被获取的次数未达到最大值// 尝试原子更新读锁被获取的次数加1// 如果成功直接返回，如果失败调用acquireRead()方法return ((whead == wtail && (s & ABITS) < RFULL &&U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + RUNIT)) ?next : acquireRead(false, 0L));
}

获取读锁的时候先看看现在有没有其它线程占用着写锁，如果没有的话再检测读锁被获取的次数有没有达到最大，如果没有的话直接尝试获取一次读锁，如果成功了直接返回版本号，如果没成功就调用acquireRead()排队。

下面我们一起来看看acquireRead()方法，这又是一个巨长无比的方法，请保持耐心，我们一步步来分解：

（手机横屏看源码更方便）

private long acquireRead(boolean interruptible, long deadline) {// node为新增节点，p为尾节点WNode node = null, p;// 第一段自旋——入队for (int spins = -1;;) {// 头节点WNode h;// 如果头节点等于尾节点// 说明没有排队的线程了，快轮到自己了，直接自旋不断尝试获取读锁if ((h = whead) == (p = wtail)) {// 第二段自旋——不断尝试获取读锁for (long m, s, ns;;) {// 尝试获取读锁，如果成功了直接返回版本号if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ?U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) :(m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L))// 如果读线程个数达到了最大值，会溢出，返回的是0return ns;else if (m >= WBIT) {// m >= WBIT表示有其它线程先一步获取了写锁if (spins > 0) {// 随机立减自旋次数if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0)--spins;}else {// 如果自旋次数为0了，看看是否要跳出循环if (spins == 0) {WNode nh = whead, np = wtail;if ((nh == h && np == p) || (h = nh) != (p = np))break;}// 设置自旋次数spins = SPINS;}}}}// 如果尾节点为空，初始化头节点和尾节点if (p == null) { // initialize queueWNode hd = new WNode(WMODE, null);if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))wtail = hd;}else if (node == null)// 如果新增节点为空，初始化之node = new WNode(RMODE, p);else if (h == p || p.mode != RMODE) {// 如果头节点等于尾节点或者尾节点不是读模式// 当前节点入队if (node.prev != p)node.prev = p;else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {p.next = node;break;}}else if (!U.compareAndSwapObject(p, WCOWAIT,node.cowait = p.cowait, node))// 接着上一个elseif，这里肯定是尾节点为读模式了// 将当前节点加入到尾节点的cowait中，这是一个栈// 上面的CAS成功了是不会进入到这里来的node.cowait = null;else {// 第三段自旋——阻塞当前线程并等待被唤醒for (;;) {WNode pp, c; Thread w;// 如果头节点不为空且其cowait不为空，协助唤醒其中等待的读线程if ((h = whead) != null && (c = h.cowait) != null &&U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) &&(w = c.thread) != null) // help releaseU.unpark(w);// 如果头节点等待前前置节点或者等于前置节点或者前前置节点为空// 这同样说明快轮到自己了if (h == (pp = p.prev) || h == p || pp == null) {long m, s, ns;// 第四段自旋——又是不断尝试获取锁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); // 只有当前时刻没有其它线程占有写锁就不断尝试}// 如果头节点未曾改变且前前置节点也未曾改// 阻塞当前线程if (whead == h && p.prev == pp) {long time;// 如果前前置节点为空，或者头节点等于前置节点，或者前置节点已取消// 从第一个for自旋开始重试if (pp == null || h == p || p.status > 0) {node = null; // throw awaybreak;}// 超时检测if (deadline == 0L)time = 0L;else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)// 如果超时了，取消当前节点return cancelWaiter(node, p, false);// 当前线程Thread wt = Thread.currentThread();U.putObject(wt, PARKBLOCKER, this);// 设置进node中node.thread = wt;// 检测之前的条件未曾改变if ((h != pp || (state & ABITS) == WBIT) &&whead == h && p.prev == pp)// 阻塞当前线程并等待被唤醒U.park(false, time);// 唤醒之后清除线程node.thread = null;U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);// 如果中断了，取消当前节点if (interruptible && Thread.interrupted())return cancelWaiter(node, p, true);}}}}// 只有第一个读线程会走到下面的for循环处，参考上面第一段自旋中有一个break，当第一个读线程入队的时候break出来的// 第五段自旋——跟上面的逻辑差不多，只不过这里单独搞一个自旋针对第一个读线程for (int spins = -1;;) {WNode h, np, pp; int ps;// 如果头节点等于尾节点，说明快轮到自己了// 不断尝试获取读锁if ((h = whead) == p) {// 设置自旋次数if (spins < 0)spins = HEAD_SPINS;else if (spins < MAX_HEAD_SPINS)spins <<= 1;// 第六段自旋——不断尝试获取读锁for (int k = spins;;) { // spin at headlong m, s, ns;// 不断尝试获取读锁if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ?U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) :(m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) {// 获取到了读锁WNode c; Thread w;whead = node;node.prev = null;// 唤醒当前节点中所有等待着的读线程// 因为当前节点是第一个读节点，所以它是在队列中的，其它读节点都是挂这个节点的cowait栈中的while ((c = node.cowait) != null) {if (U.compareAndSwapObject(node, WCOWAIT,c, c.cowait) &&(w = c.thread) != null)U.unpark(w);}// 返回版本号return ns;}// 如果当前有其它线程占有着写锁，并且没有自旋次数了，跳出当前循环else if (m >= WBIT &&LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 && --k <= 0)break;}}else if (h != null) {// 如果头节点不等待尾节点且不为空且其为读模式，协助唤醒里面的读线程WNode c; Thread w;while ((c = h.cowait) != null) {if (U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) &&(w = c.thread) != null)U.unpark(w);}}// 如果头节点未曾变化if (whead == h) {// 更新前置节点及其状态等if ((np = node.prev) != p) {if (np != null)(p = np).next = node;   // stale}else if ((ps = p.status) == 0)U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);else if (ps == CANCELLED) {if ((pp = p.prev) != null) {node.prev = pp;pp.next = node;}}else {// 第一个读节点即将进入阻塞long time;// 超时设置if (deadline == 0L)time = 0L;else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)// 如果超时了取消当前节点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)// 阻塞第一个读节点并等待被唤醒U.park(false, time);node.thread = null;U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);if (interruptible && Thread.interrupted())return cancelWaiter(node, node, true);}}}
}

读锁的获取过程比较艰辛，一共有六段自旋，Oh my god，让我们来大致地分解一下：

（1）读节点进来都是先判断是头节点如果等于尾节点，说明快轮到自己了，就不断地尝试获取读锁，如果成功了就返回；

（2）如果头节点不等于尾节点，这里就会让当前节点入队，这里入队又分成了两种；

（3）一种是首个读节点入队，它是会排队到整个队列的尾部，然后跳出第一段自旋；

（4）另一种是非第一个读节点入队，它是进入到首个读节点的cowait栈中，所以更确切地说应该是入栈；

（5）不管是入队还入栈后，都会再次检测头节点是不是等于尾节点了，如果相等，则会再次不断尝试获取读锁；

（6）如果头节点不等于尾节点，那么才会真正地阻塞当前线程并等待被唤醒；

（7）上面说的首个读节点其实是连续的读线程中的首个，如果是两个读线程中间夹了一个写线程，还是老老实实的排队。

自旋，自旋，自旋，旋转的木马，让我忘了伤^^

unlockRead()方法

释放读锁。

public void unlockRead(long stamp) {long s, m; WNode h;for (;;) {// 检查版本号if (((s = state) & SBITS) != (stamp & SBITS) ||(stamp & ABITS) == 0L || (m = s & ABITS) == 0L || m == WBIT)throw new IllegalMonitorStateException();// 读线程个数正常if (m < RFULL) {// 释放一次读锁if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, s - RUNIT)) {// 如果读锁全部都释放了，且头节点不为空且状态不为0，唤醒它的下一个节点if (m == RUNIT && (h = whead) != null && h.status != 0)release(h);break;}}else if (tryDecReaderOverflow(s) != 0L)// 读线程个数溢出检测break;}
}private void release(WNode h) {if (h != null) {WNode q; Thread w;// 将其状态改为0U.compareAndSwapInt(h, WSTATUS, WAITING, 0);// 如果头节点的下一个节点为空或者其状态为已取消if ((q = h.next) == null || q.status == CANCELLED) {// 从尾节点向前遍历找到一个可用的节点for (WNode t = wtail; t != null && t != h; t = t.prev)if (t.status <= 0)q = t;}// 唤醒q节点所在的线程if (q != null && (w = q.thread) != null)U.unpark(w);}
}

读锁释放的过程就比较简单了，将state的低7位减1，当减为0的时候说明完全释放了读锁，就唤醒下一个排队的线程。

tryOptimisticRead()方法

乐观读。

public long tryOptimisticRead() {long s;return (((s = state) & WBIT) == 0L) ? (s & SBITS) : 0L;
}

如果没有写锁，就返回state的高25位，这里把写所在位置一起返回了，是为了后面检测数据有没有被写过。

validate()方法

检测乐观读版本号是否变化。

public boolean validate(long stamp) {// 强制加入内存屏障，刷新数据U.loadFence();return (stamp & SBITS) == (state & SBITS);
}

检测两者的版本号是否一致，与SBITS与操作保证不受读操作的影响。

变异的CLH队列

StampedLock中的队列是一种变异的CLH队列，图解如下：

总结

StampedLock的源码解析到这里就差不多了，让我们来总结一下：

（1）StampedLock也是一种读写锁，它不是基于AQS实现的；

（2）StampedLock相较于ReentrantReadWriteLock多了一种乐观读的模式，以及读锁转化为写锁的方法；

（3）StampedLock的state存储的是版本号，确切地说是高24位存储的是版本号，写锁的释放会增加其版本号，读锁不会；

（4）StampedLock的低7位存储的读锁被获取的次数，第8位存储的是写锁被获取的次数；

（5）StampedLock不是可重入锁，因为只有第8位标识写锁被获取了，并不能重复获取；

（6）StampedLock中获取锁的过程使用了大量的自旋操作，对于短任务的执行会比较高效，长任务的执行会浪费大量CPU；

（7）StampedLock不能实现条件锁；

彩蛋

StampedLock与ReentrantReadWriteLock的对比？

答：StampedLock与ReentrantReadWriteLock作为两种不同的读写锁方式，大致归纳了它们的异同点：

（1）两者都有获取读锁、获取写锁、释放读锁、释放写锁的方法，这是相同点；

（2）两者的结构基本类似，都是使用state + CLH队列；

（3）前者的state分成三段，高24位存储版本号、低7位存储读锁被获取的次数、第8位存储写锁被获取的次数；

（4）后者的state分成两段，高16位存储读锁被获取的次数，低16位存储写锁被获取的次数；

（5）前者的CLH队列可以看成是变异的CLH队列，连续的读线程只有首个节点存储在队列中，其它的节点存储在首个节点的cowait栈中；

（6）后者的CLH队列是正常的CLH队列，所有的节点都在这个队列中；

（7）前者获取锁的过程中有判断首尾节点是否相同，也就是是不是快轮到自己了，如果是则不断自旋，所以适合执行短任务；

（8）后者获取锁的过程中非公平模式下会做有限次尝试；

（9）前者只有非公平模式，一上来就尝试获取锁；

（10）前者唤醒读锁是一次性唤醒连续的读锁的，而且其它线程还会协助唤醒；

（11）后者是一个接着一个地唤醒的；

（12）前者有乐观读的模式，乐观读的实现是通过判断state的高25位是否有变化来实现的；

（13）前者各种模式可以互转，类似tryConvertToXxx()方法；

（14）前者写锁不可重入，后者写锁可重入；

（15）前者无法实现条件锁，后者可以实现条件锁；

原文链接：https://www.cnblogs.com/tong-yuan/p/StampedLock.html