-Flyぁ梦-

AQS的另一个实现，可重入的读写锁，其中读锁是共享锁，写锁是排他锁。用法和ReentrantLock基本一致。

ReentrantLock的源码分析见：可重入锁、ReentrantLock、AQS、Condition，作为本文的铺垫。

ReentrantLock利用AQS的state值作为重入次数记录，所以理论上可以重入int的最大值；ReentrantReadWriteLock同样利用AQS的state值来作为重入次数记录，只不过32位的int值，前16位用来记录读锁的重入次数，后16位用来记录写锁的重入次数，所以读锁和写锁的可重入次数最多都只有65535次。

ReentrantReadWriteLock的代码结构和ReentrantLock基本一致，先有一个Sync类继承自AQS实现了全部的写锁和读锁的加锁、解锁代码，然后再有UnfairSync和FairSync继承自Sync来实现非公平和公平策略，两个子类中只实现了readerShouldBlock()和writerShouldBlock()。不同的是，还有两个新的类，ReadLock和WriteLock，内部持有Sync实例，ReadLock的lock()和unlock()调用acquireShared()和releaseShared()，WriteLock的lock()和unlock()调用acquire()和release()，都只是对Sync实例方法的直接调用，没啥可看的东西。

Sync类

state值拆分

一开始的SHARED_SHIFT、SHARED_UNIT、MAX_COUNT、EXCLUSIVE_MASK变量就是对state值进行前16位和后16的拆分，还有后面sharedCount()和exclusiveCount()方法。

针对每个线程的读锁的HoldCounter

state值的前16位，记录了所有线程的读锁的重入次数，所以每个线程中还要自己单独在记录一下读锁重入次数（才能做到读锁的重入和释放）。这个数据就保存在HoldCounter类中，并用ThreadLocalHoldCounter extends ThreadLocal<HoldCounter>类来存储。

HoldCounter cachedHoldCounter这个变量可以无视，缓存上一次进入读锁的HoldCounter对象，没有这个功能也没太大影响每次都从ThreadLocal中取就可以了，只是提高了效率。

Sync类的子类，UnfairSync和FairSync

都只实现了writerShouldBlock()和readerShouldBlock()方法。

FairSync简单，所有试图acquire锁都必须是Sync队列中的first才行，保证公平性。

UnfairSync的write操作，没有任何需要Block的场景，而read需要判断Sync队列的first是否是写（独占）请求，表明了写的优先级比较高，读在很多情况下要给写让步，防止写锁饥饿。

代码实现

写锁的实现

调用AQS.acquire和AQS.release实现，然后通过Sync.tryAcquire()和Sync.tryRelease()实现，和ReentrantLock基本没有差别。在tryAcquire中既要判断state的互斥部分（是否有写锁占用），也要判断state的共享部分（是否有读锁占用）。

读锁的加锁实现

调用AQS.acquireShared和AQS.releaseShared实现，然后通过Sync.tryAcquireShared()和Sync.tryReleaseShared()实现。

Sync.tryAcquireShared（此方法阻塞至acquire成功或者返回失败）

1. 判断是否被写锁占用且当前线程不是写锁拥有者，return -1
2. 判断读锁重进入总数（所有线程）是否超过最大值
3. 根据公平性原则（Sync子类的readerShouldBlock()方法），判断是否可以加读锁
4. 然后就尝试CAS加锁，若成功则获取当前线程的HoldCounter对象，更新count++（更新缓存hc对象），return 1
5. CAS miss，call fullTryAcquireShared()
6. fullTryAcquireShared 循环开始（此方法阻塞）
7. 判断是否被写锁占用且当前线程不是写锁拥有者，return -1
8. 再判断(rh.count | w) == 0 && readerShouldBlock(current)，(rh.count | w) == 0就是rh.count == 0 || w == 0（当前线程未占有读锁或未占用写锁，即除了占有写锁后的读锁重进入的情况），都要根据公平性原则（Sync子类的readerShouldBlock()方法），判断是否可以加读锁
9. 判断读锁重入是否超过最大值
10. 尝试CAS加锁，若成功更新rh.count++，return 1
11. CAS miss，回到循环开始，步骤6

官方注释中说，fullTryAcquireShared方法handles CAS misses and reentrant reads not dealt with in tryAcquireShared，其中CAS miss是很好理解的，但是reentrant reads还真没看出来（读重入完全有可能在tryAcquireShared的CAS里就完成了呀，可能作者的意思是读重入因为并发比较高所以容易CAS miss？）。

AQS.acquireShared

在执行完Sync.tryAcquireShared失败时，会call AQS.doAcquireShared，将线程添加到AQS的Sync队列中，并循环等待加锁成功，类似独占锁执行的AQS.acquireQueued方法。

AQS.doAcquireShared

1. 添加节点到AQS的Sync队列中
2. 无限循环开始
3. 判断当前节点若是first节点，到步骤4，若不是到步骤6
4. call tryAcquireShared，若加锁成功到步骤5，若失败到步骤6
5. call setHeadAndPropagate，更新Sync队列的head节点，并在一定条件下调用AQS.doReleaseShared，并跳出循环返回
6. 判断当前节点线程是否需要park，并执行线程park
7. 回到循环开始，步骤2

doAcquireShared和acquireQueued的区别在于，加锁成功后，acquireQueued仅仅就是更新了head节点，而doAcquireShared不仅更新了head节点，还会在一定条件下call doReleaseShared方法去激活下一个等待的节点。

AQS.setHeadAndPropagate和AQS.doReleaseShared

这一点可以理解为，因为doAcquireShared是获取共享锁，获取共享锁的前提是没有独占锁被持有，而共享锁被一方获取后，其他方可以同时去尝试获取共享锁，所以可以来激活下一个等待的是共享模式的节点线程，提高效率。这样子可以把Sync队列中依次顺序的共享锁请求全部打开并满足，提高了并发。

所以这里也可以看出，当一个线程获得写锁后，并不是所有等待写锁的线程都会被激活并获得共享写锁，因为Sync队列中是按照公平原则来的，只要队列中有一个独占锁请求（写锁），后面的共享锁（读锁）请求是依然被阻塞的，按照时间顺序保证了这些读锁请求会在写锁之后执行，读到新的数据。

读锁的解锁实现

解锁的简单了，调用Sync.tryReleaseShared()，解锁成功后调用AQS.doReleaseShared()，激活下面节点的线程。

Sync.tryReleaseShared（此方法阻塞至release成功，返回是否锁被释放）

读锁与写锁的实现区别

读锁（共享锁）的加锁的阻塞，在Sync.fullTryAcquireShared中也有实现（在Sync中出现acquire失败后才进入AQS里的阻塞实现），而在Sync中实现acquire成功，是不会调用AQS.doReleaseShared去对下面节点进行线程唤醒的（这个就有点不明白了）。

ps：读锁（共享锁）的加锁这一块是最复杂的，理解也还不甚到位。

读锁（共享锁）的解锁也需要在阻塞，也在Sync中实现，因为共享锁在解锁时也存在并发；而写锁（独占锁）是不需要阻塞实现的，因为解锁的时刻肯定是只有当前线程可以操作锁对象，不存在并发。

tryReadLock和tryWriteLock

这两个方法acquire的逻辑和普通的lock没有区别，除了少判断了writerShouldBlock()和readerShouldBlock()方法，即失去了公平性保证也抛弃了写优先于读的策略。