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

上一篇聊聊高并发（二十八）解析java.util.concurrent各个组件（十） 理解ReentrantReadWriteLock可重入读-写锁 讲了可重入读写锁的基本情况和主要的方法，显示了如何实现的锁降级。但是下面几个问题没说清楚，这篇补充一下

1. 释放锁时的优先级问题，是让写锁先获得还是先让读锁先获得

2. 是否允许读线程插队

3. 是否允许写线程插队，因为读写锁一般用在大量读，少量写的情况，如果写线程没有优先级，那么可能造成写线程的饥饿

关于释放锁后是让写锁先获得还是让读锁先获得，这里有两种情况

1. 释放锁后，请求获取写锁的线程不在AQS队列

2. 释放锁后，请求获取写锁的线程已经AQS队列

如果是第一种情况，那么非公平锁的实现下，获取写锁的线程直接尝试竞争锁也不用管AQS里面先来的线程。获取读锁的线程只判断是否已经有线程获得写锁（既Head节点是独占模式的节点），如果没有，那么就不用管AQS里面先来的准备获取读锁的线程。

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();        }    }

在公平锁的情况下，获取读锁和写锁的线程都判断是否已经或先来的线程再等待了，如果有，就进入AQS队列等待。

static final class FairSync extends Sync {        private static final long serialVersionUID = -2274990926593161451L;        final boolean writerShouldBlock() {            return hasQueuedPredecessors();        }        final boolean readerShouldBlock() {            return hasQueuedPredecessors();        }    }

对于第二种情况，如果准备获取写锁的线程在AQS队列里面等待，那么实际是遵循先来先服务的公平性的，因为AQS的队列是FIFO的队列。所以获取锁的线程的顺序是跟它在AQS同步队列里的位置有关系。

下面这张图模拟了AQS队列中等待的线程节点的情况

1. Head节点始终是当前获得了锁的线程

2. 非Head节点在竞争锁失败后，acquire方法会不断地轮询，于自旋不同的是，AQS轮询过程中的线程是阻塞等待。

所以要理解AQS的release释放动作并不是让后续节点直接获取锁，而是唤醒后续节点unparkSuccessor()。真正获取锁的地方还是在acquire方法，被release唤醒的线程继续轮询状态，如果它的前驱是head，并且tryAcquire获取资源成功了，那么它就获得锁

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. 图中Head之后有3个准备获取读锁的线程，最后是1个准备获取写锁的线程。

那么如果是AQS队列中的节点获取锁

情况是第一个读锁节点先获得锁，它获取锁的时候就会尝试释放共享模式下的一个读锁，如果释放成功了，下一个读锁节点就也会被unparkSuccessor唤醒，然后也会获得锁。

如果释放失败了，那就把它的状态标记了PROPAGATE，当它释放的时候，会再次取尝试唤醒下一个读锁节点

如果后继节点是写锁，那么就不唤醒

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队列保证了在大量读锁和少量写锁的情况下，写锁也不会饥饿。

关于读锁能不能插队的问题，非公平性的Sync提供了插队的可能，但是前提是它在tryAcquire就成功获得了，如果tryAcquire失败了，它就得进入AQS队列排队，也不会出现让写锁饥饿的情况。

关于写锁能不能插队的情况，也是和读锁一样，非公平的Sync提供了插队的可能，如果tryAcquire获取失败，就得进入AQS等待。

最后说说为什么Semaphore和ReentrantLock在tryAcquireXX方法就实现了非公平性和公平性，而ReentrantReadWriteLock却要抽象出readerShouldBlock和writerShouldBlock的方法来单独处理公平性。

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里面实现tryAcquireShared方法就能实现公平性和非公平性。

ReentrantLock只支持独占模式，所以它只需要在NonfairSync和FairSync里面实现tryAcquire方法就能实现公平性和非公平性。

而ReentrantReadWriteLock即要支持共享和独占模式，又要支持公平性和非公平性，所以它在基类的Sync里面用tryAcquire和tryAcquireShared方法来区分独占和共享模式，

在NonfairSync和FairSync的readerShouldBlock和writerShouldBlock里面实现非公平性和公平性。