死磕 java同步系列之StampedLock源码解析

时间:2024-07-09 16:05:38

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 WMODE
WNode(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。

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:

死磕 java同步系列之StampedLock源码解析

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 enqueuing
long 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0
spins = (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 head
long 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WAITING
U.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 timeout
if (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0
U.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0
return 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 queue
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 release
U.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 away
break;
}
// 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 head
long 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0
U.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:

死磕 java同步系列之StampedLock源码解析

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,彤哥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,其它的节点存储的首个节点的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;

差不多就这么多吧,如果你还能想到,也欢迎补充哦^^

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