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本篇內容主要講解“JDK8中新增的StampedLock有什么作用”，感興趣的朋友不妨來看看。本文介紹的方法操作簡單快捷，實用性強。下面就讓小編來帶大家學習“JDK8中新增的StampedLock有什么作用”吧!
StampedLock類，在JDK1.8時引入，是對讀寫鎖ReentrantReadWriteLock的增強，該類提供了一些功能，優化了讀鎖、寫鎖的訪問，同時使讀寫鎖之間可以互相轉換，更細粒度控制并發。
首先明確下，該類的設計初衷是作為一個內部工具類，用于輔助開發其它線程安全組件，用得好，該類可以提升系統性能，用不好，容易產生死鎖和其它莫名其妙的問題。
上一篇文章，講解了讀寫鎖——ReentrantReadWriteLock原理詳解 ，那么為什么有了ReentrantReadWriteLock，還要引入StampedLock？
ReentrantReadWriteLock使得多個讀線程同時持有讀鎖（只要寫鎖未被占用），而寫鎖是獨占的。
但是，讀寫鎖如果使用不當，很容易產生“饑餓”問題：
比如在讀線程非常多，寫線程很少的情況下，很容易導致寫線程“饑餓”，雖然使用“公平”策略可以一定程度上緩解這個問題，但是“公平”策略是以犧牲系統吞吐量為代價的。
try系列獲取鎖的函數，當獲取鎖失敗后會返回為0的stamp值。當調用釋放鎖和轉換鎖的方法時候需要傳入獲取鎖時候返回的stamp值。
StampedLockd的內部實現是基于CLH鎖的，CLH鎖原理：鎖維護著一個等待線程隊列，所有申請鎖且失敗的線程都記錄在隊列。一個節點代表一個線程，
保存著一個標記位locked,用以判斷當前線程是否已經釋放鎖。當一個線程試圖獲取鎖時，從隊列尾節點作為前序節點，循環判斷所有的前序節點是否已經成功釋放鎖。
先來看一個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(); //涉及對共享資源的修改，使用寫鎖-獨占操作
try {
x += deltaX;
y += deltaY;
} finally {
sl.unlockWrite(stamp);
}
}
/**
* 使用樂觀讀鎖訪問共享資源
* 注意：樂觀讀鎖在保證數據一致性上需要拷貝一份要操作的變量到方法棧，并且在操作數據時候可能其他寫線程已經修改了數據，
* 而我們操作的是方法棧里面的數據，也就是一個快照，所以最多返回的不是最新的數據，但是一致性還是得到保障的。
*
* @return
*/
double distanceFromOrigin() {
long stamp = sl.tryOptimisticRead(); // 使用樂觀讀鎖
double currentX = x, currentY = y; // 拷貝共享資源到本地方法棧中
if (!sl.validate(stamp)) { // 如果有寫鎖被占用，可能造成數據不一致，所以要切換到普通讀鎖模式
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 mode
long stamp = sl.readLock();
try {
while (x == 0.0 && y == 0.0) {
long ws = sl.tryConvertToWriteLock(stamp); //讀鎖轉換為寫鎖
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實是distanceFromOrigin方法，這個方法中使用了“Optimistic reading”樂觀讀鎖，使得讀寫可以并發執行，但是“Optimistic reading”的使用必須遵循以下模式：
long stamp = lock.tryOptimisticRead(); // 非阻塞獲取版本信息
copyVaraibale2ThreadMemory(); // 拷貝變量到線程本地堆棧
if(!lock.validate(stamp)){ // 校驗
long stamp = lock.readLock(); // 獲取讀鎖
try {
copyVaraibale2ThreadMemory(); // 拷貝變量到線程本地堆棧
} finally {
lock.unlock(stamp); // 釋放悲觀鎖
}
}
useThreadMemoryVarables(); // 使用線程本地堆棧里面的數據進行操作StampedLock雖然不像其它鎖一樣定義了內部類來實現AQS框架，但是StampedLock的基本實現思路還是利用CLH隊列進行線程的管理，通過同步狀態值來表示鎖的狀態和類型。
StampedLock內部定義了很多常量，定義這些常量的根本目的還是和ReentrantReadWriteLock一樣，對同步狀態值按位切分，以通過位運算對State進行操作：
對于StampedLock來說，寫鎖被占用的標志是第8位為1，讀鎖使用0-7位，正常情況下讀鎖數目為1-126，超過126時，使用一個名為
readerOverflow的int整型保存超出數。
另外，StampedLock相比ReentrantReadWriteLock，對多核CPU進行了優化，可以看到，當CPU核數超過1時，會有一些自旋操作:
假設現在有多個線程：ThreadA、ThreadB、ThreadC、ThreadD、ThreadE。操作如下：
ThreadA調用writeLock————獲取寫鎖
ThreadB調用readLock————獲取讀鎖
ThreadC調用readLock————獲取讀鎖
ThreadD調用writeLock————獲取寫鎖
ThreadE調用readLock————獲取讀鎖
StampedLock的構造器很簡單，構造時設置下同步狀態值：
/**
* Creates a new lock, initially in unlocked state.
*/
public StampedLock() {
state = ORIGIN;
}另外，StamedLock提供了三類視圖：
// views transient ReadLockView readLockView; transient WriteLockView writeLockView; transient ReadWriteLockView readWriteLockView;
這些視圖其實是對StamedLock方法的封裝，便于習慣了ReentrantReadWriteLock的用戶使用：
例如，ReadLockView其實相當于ReentrantReadWriteLock.readLock()返回的讀鎖;
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();
}
}來看下writeLock方法：
public long writeLock() {
long s, next; // bypass acquireWrite in fully unlocked case only
return ((((s = state) & ABITS) == 0L &&//（s=state）&ABITS==0L表示讀鎖和寫鎖都未被使用
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + WBIT)) ?//CAS操作：將第8位置為1，表示寫鎖被占用
next : acquireWrite(false, 0L));//獲取失敗則調用acquireWrite，加入到等待隊列
}說明：上述代碼獲取寫鎖，如果獲取失敗，則進入阻塞，注意該方法不響應中斷，返回非0表示獲取成功。
StampedLock中大量運用了位運算，這里(s = state) & ABITS == 0L 表示讀鎖和寫鎖都未被使用，這里寫鎖可以立即獲取成功，然后CAS操作更新同步狀態值State。
操作完成后，等待隊列的結構如下：
注意：StampedLock中，等待隊列的結點要比AQS中簡單些，僅僅三種狀態。
0：初始狀態
-1：等待中
1：取消
另外，結點的定義中有個cowait字段，該字段指向一個棧，用于保存讀線程，這個后續會講到。
來看下readLock方法：
由于ThreadA此時持有寫鎖，所以ThreadB獲取讀鎖失敗，將調用acquireRead方法，加入等待隊列：
public long readLock() {
long s = state, next; // bypass acquireRead on common uncontended case
return ((whead == wtail && (s & ABITS) < RFULL &&//表示寫鎖未被占用，且讀鎖數量沒用超限
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + RUNIT)) ?
next : acquireRead(false, 0L));
}說明：上述代碼獲取讀鎖，如果寫鎖被占用，線程會阻塞，注意該方法不響應中斷，返回非0表示獲取成功。
acquireRead方法非常復雜，用到了大量自旋操作：
/**
* 嘗試自旋的獲取讀鎖, 獲取不到則加入等待隊列, 并阻塞線程
*
* @param interruptible true 表示檢測中斷, 如果線程被中斷過, 則最終返回INTERRUPTED
* @param deadline 如果非0, 則表示限時獲取
* @return 非0表示獲取成功, INTERRUPTED表示中途被中斷過
*/
private long acquireRead(boolean interruptible, long deadline) {
WNode node = null, p; // node指向入隊結點, p指向入隊前的隊尾結點
/**
* 自旋入隊操作
* 如果寫鎖未被占用, 則立即嘗試獲取讀鎖, 獲取成功則返回.
* 如果寫鎖被占用, 則將當前讀線程包裝成結點, 并插入等待隊列（如果隊尾是寫結點,直接鏈接到隊尾;否則,鏈接到隊尾讀結點的棧中）
*/
for (int spins = -1; ; ) {
WNode h;
if ((h = whead) == (p = wtail)) { // 如果隊列為空或只有頭結點, 則會立即嘗試獲取讀鎖
for (long m, s, ns; ; ) {
if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? // 判斷寫鎖是否被占用
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : //寫鎖未占用,且讀鎖數量未超限, 則更新同步狀態
(m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) //寫鎖未占用,但讀鎖數量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中
return ns; // 獲取成功后, 直接返回
else if (m >= WBIT) { // 寫鎖被占用,以隨機方式探測是否要退出自旋
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表示隊列為空, 則初始化隊列(構造頭結點)
WNode hd = new WNode(WMODE, null);
if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))
wtail = hd;
} else if (node == null) { // 將當前線程包裝成讀結點
node = new WNode(RMODE, p);
} else if (h == p || p.mode != RMODE) { // 如果隊列只有一個頭結點, 或隊尾結點不是讀結點, 則直接將結點鏈接到隊尾, 鏈接完成后退出自旋
if (node.prev != p)
node.prev = p;
else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {
p.next = node;
break;
}
}
// 隊列不為空, 且隊尾是讀結點, 則將添加當前結點鏈接到隊尾結點的cowait鏈中（實際上構成一個棧, p是棧頂指針 ）
else if (!U.compareAndSwapObject(p, WCOWAIT, node.cowait = p.cowait, node)) { // CAS操作隊尾結點p的cowait字段,實際上就是頭插法插入結點
node.cowait = null;
} else {
for (; ; ) {
WNode pp, c;
Thread w;
// 嘗試喚醒頭結點的cowait中的第一個元素, 假如是讀鎖會通過循環釋放cowait鏈
if ((h = whead) != null && (c = h.cowait) != null &&
U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) &&
(w = c.thread) != null) // help release
U.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 away
break;
}
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) {
// 寫鎖被占用, 且當前結點不是隊首結點, 則阻塞當前線程
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) { // 如果當前線程是隊首結點, 則嘗試獲取讀鎖
if (spins < 0)
spins = HEAD_SPINS;
else if (spins < MAX_HEAD_SPINS)
spins <<= 1;
for (int k = spins; ; ) { // spin at head
long m, s, ns;
if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ? // 判斷寫鎖是否被占用
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) : //寫鎖未占用,且讀鎖數量未超限, 則更新同步狀態
(m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) { //寫鎖未占用,但讀鎖數量超限, 超出部分放到readerOverflow字段中
// 獲取讀鎖成功, 釋放cowait鏈中的所有讀結點
WNode c;
Thread w;
// 釋放頭結點, 當前隊首結點成為新的頭結點
whead = node;
node.prev = null;
// 從棧頂開始(node.cowait指向的結點), 依次喚醒所有讀結點, 最終node.cowait==null, node成為新的頭結點
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) { // 如果頭結點存在cowait鏈, 則喚醒鏈中所有讀線程
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) // 將前驅結點的等待狀態置為WAITING, 表示之后將喚醒當前結點
U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);
else if (ps == CANCELLED) {
if ((pp = p.prev) != null) {
node.prev = pp;
pp.next = node;
}
} else { // 阻塞當前讀線程
long time;
if (deadline == 0L)
time = 0L;
else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L) //限時等待超時, 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) {
// 如果前驅的等待狀態為WAITING, 且寫鎖被占用, 則阻塞當前調用線程
U.park(false, time);
}
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, node, true);
}
}
}
}我們來分析下這個方法。
該方法會首先自旋的嘗試獲取讀鎖，獲取成功后，就直接返回；否則，會將當前線程包裝成一個讀結點，插入到等待隊列。
由于，目前等待隊列還是空，所以ThreadB會初始化隊列，然后將自身包裝成一個讀結點，插入隊尾，然后在下面這個地方跳出自旋：
if (p == null) { // initialize queue，表示等待隊列為空，且當前線程未獲得讀鎖，則初始化隊列（構造頭結點）
WNode hd = new WNode(WMODE, null);
if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))
wtail = hd;
}
else if (node == null)//將當前線程保證成共享節點
node = new WNode(RMODE, p);
else if (h == p || p.mode != RMODE) {//如果等待隊列只有一個頭結點或當前入隊的是寫線程，則直接將節點鏈接到隊尾，鏈接完成后退出自旋
if (node.prev != p)
node.prev = p;
else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {
p.next = node;
break;//這里退出循環
}
}此時，等待隊列的結構如下：
跳出自旋后，ThreadB會繼續向下執行，進入下一個自旋，在下一個自旋中，依然會再次嘗試獲取讀鎖，如果這次再獲取不到，就會將前驅的等待狀態置為WAITING, 表示我（當前線程）要去睡了（阻塞），到時記得叫醒我：
if (whead == h) {
if ((np = node.prev) != p) {
if (np != null)
(p = np).next = node; // stale
}
else if ((ps = p.status) == 0)//將前驅結點的等待狀態置為WAITING，表示之后將喚醒當前結點
U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);
else if (ps == CANCELLED) {
if ((pp = p.prev) != null) {
node.prev = pp;
pp.next = node;
}
}
最終, ThreadB進入阻塞狀態:
else {//阻塞當前線程
long time;
if (deadline == 0L)
time = 0L;
else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)//限時等待超時，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)
U.park(false, time);//如果前驅的等待狀態為WAITINF，其寫鎖被占用，則阻塞當前調用線程
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, node, true);
}
}最終，等待隊列的結構如下：
這個過程和ThreadB獲取讀鎖一樣，區別在于ThreadC被包裝成結點加入等待隊列后，是鏈接到ThreadB結點的棧指針中的。調用完下面這段代碼后，ThreadC會鏈接到以Thread B為棧頂指針的棧中：
else if (!U.compareAndSwapObject(p, WCOWAIT, node.cowait = p.cowait, node))//CAS操作隊尾結點，p的cowait字段，實際上就是頭插法插入節點 node.cowait = null;
說明：上述代碼隊列不為空，且隊尾是讀結點，則將添加當前結點鏈接到隊尾結點的cowait鏈中（實際上構成一個棧，p是棧頂指針）
注意：讀結點的cowait字段其實構成了一個棧，入棧的過程其實是個“頭插法”插入單鏈表的過程。比如，再來個ThreadX讀結點，則cowait鏈表結構為：
ThreadB - > ThreadX -> ThreadC。最終喚醒讀結點時，將從棧頂開始。
然后會在下一次自旋中，阻塞當前讀線程：
if (whead == h && p.prev == pp) {
long time;
if (pp == null || h == p || p.status > 0) {
node = null; // throw away
break;
}
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)
U.park(false, time);//寫鎖被占用，且當前節點不是隊首節點，則阻塞當前線程
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, p, true);
}最終，等待隊列的結構如下：
可以看到，此時ThreadC結點并沒有把它的前驅的等待狀態置為-1，因為ThreadC是鏈接到棧中的，當寫鎖釋放的時候，會從棧底元素開始，喚醒棧中所有讀結點。
ThreadD調用writeLock方法獲取寫鎖失敗后（ThreadA依然占用著寫鎖），會調用acquireWrite方法，該方法整體邏輯和acquireRead差不多，首先自旋的嘗試獲取寫鎖，獲取成功后，就直接返回；否則，會將當前線程包裝成一個寫結點，插入到等待隊列。
public long writeLock() {
long s, next; // bypass acquireWrite in fully unlocked case only
return ((((s = state) & ABITS) == 0L &&//表示讀鎖和寫鎖都未被使用
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, next = s + WBIT)) ?//CAS操作：將第8位置位1，表示寫鎖被占用
next : acquireWrite(false, 0L));//獲取失敗則調用acquireWrite，加入等待隊列
}說明：上述代碼獲取寫鎖，如果失敗，則進入阻塞，注意該方法不響應中斷，返回非0，表示獲取成功
acquireWrite源碼：
/**
* 嘗試自旋的獲取寫鎖, 獲取不到則阻塞線程
*
* @param interruptible true 表示檢測中斷, 如果線程被中斷過, 則最終返回INTERRUPTED
* @param deadline 如果非0, 則表示限時獲取
* @return 非0表示獲取成功, INTERRUPTED表示中途被中斷過
*/
private long acquireWrite(boolean interruptible, long deadline) {
WNode node = null, p;
/**
* 自旋入隊操作
* 如果沒有任何鎖被占用, 則立即嘗試獲取寫鎖, 獲取成功則返回.
* 如果存在鎖被使用, 則將當前線程包裝成獨占結點, 并插入等待隊列尾部
*/
for (int spins = -1; ; ) {
long m, s, ns;
if ((m = (s = state) & ABITS) == 0L) { // 沒有任何鎖被占用
if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT)) // 嘗試立即獲取寫鎖
return ns; // 獲取成功直接返回
} 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) { // 隊列為空, 則初始化隊列, 構造隊列的頭結點
WNode hd = new WNode(WMODE, null);
if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))
wtail = hd;
} else if (node == null) // 將當前線程包裝成寫結點
node = new WNode(WMODE, p);
else if (node.prev != p)
node.prev = p;
else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) { // 鏈接結點至隊尾
p.next = node;
break;
}
}
for (int spins = -1; ; ) {
WNode h, np, pp;
int ps;
if ((h = whead) == p) { // 如果當前結點是隊首結點, 則立即嘗試獲取寫鎖
if (spins < 0)
spins = HEAD_SPINS;
else if (spins < MAX_HEAD_SPINS)
spins <<= 1;
for (int k = spins; ; ) { // spin at head
long s, ns;
if (((s = state) & ABITS) == 0L) { // 寫鎖未被占用
if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s,
ns = s + WBIT)) { // CAS修改State: 占用寫鎖
// 將隊首結點從隊列移除
whead = node;
node.prev = null;
return ns;
}
} else if (LockSupport.nextSecondarySeed() >= 0 &&
--k <= 0)
break;
}
} else if (h != null) { // 喚醒頭結點的棧中的所有讀線程
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) // 將當前結點的前驅置為WAITING, 表示當前結點會進入阻塞, 前驅將來需要喚醒我
U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);
else if (ps == CANCELLED) {
if ((pp = p.prev) != null) {
node.prev = pp;
pp.next = node;
}
} else { // 阻塞當前調用線程
long time; // 0 argument to park means no timeout
if (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.park
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, node, true);
}
}
}
}acquireWrite中的下面這個自旋操作，用于將線程包裝成寫結點，插入隊尾：
for (int spins = -1;;) { // spin while enqueuing
long m, s, ns;
if ((m = (s = state) & ABITS) == 0L) {//沒用任何鎖被占用
if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + WBIT))//嘗試立即獲取寫鎖
return ns;//獲取成功直接返回
}
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) { // initialize queue，隊列為空，則初始化隊列，構造隊列的頭結點
WNode hd = new WNode(WMODE, null);
if (U.compareAndSwapObject(this, WHEAD, null, hd))
wtail = hd;
}
else if (node == null)
node = new WNode(WMODE, p);//將當前線程包裝成寫節點
else if (node.prev != p)
node.prev = p;
else if (U.compareAndSwapObject(this, WTAIL, p, node)) {//鏈接節點至隊尾
p.next = node;
break;
}
}說明：上述代碼自旋入隊操作，如果沒用任何鎖被占用，則立即嘗試獲取寫鎖，獲取成功則返回，如果存在鎖被使用，則將當前線程包裝成獨占節點，并插入等待隊列尾部
插入完成后，隊列結構如下：
然后，進入下一個自旋，并在下一個自旋中阻塞ThreadD，最終隊列結構如下：
同樣，由于寫鎖被ThreadA占用著，所以最終會調用acquireRead方法，在該方法的第一個自旋中，會將ThreadE加入等待隊列：
注意，由于隊尾結點是寫結點，所以當前讀結點會直接鏈接到隊尾；如果隊尾是讀結點，則會鏈接到隊尾讀結點的cowait鏈中。
然后進入第二個自旋，阻塞ThreadE，最終隊列結構如下：
通過CAS操作，修改State成功后，會調用release方法喚醒等待隊列的隊首結點：
//釋放寫鎖
public void unlockWrite(long stamp) {
WNode h;
if (state != stamp || (stamp & WBIT) == 0L)//stamp不匹配，或者寫鎖未被占用，拋出異常
throw new IllegalMonitorStateException();
state = (stamp += WBIT) == 0L ? ORIGIN : stamp;//正常情況下，stamp+=WBIT后，第8位位0，表示寫鎖被釋放；但是溢出，則置為ORIGIN
if ((h = whead) != null && h.status != 0)
release(h);//喚醒等待隊列中的隊首節點
}release方法非常簡單，先將頭結點的等待狀態置為0，表示即將喚醒后繼結點，然后立即喚醒隊首結點：
//喚醒等待隊列的隊首節點（即頭結點whead的后繼節點）
private void release(WNode h) {
if (h != null) {
WNode q; Thread w;
U.compareAndSwapInt(h, WSTATUS, WAITING, 0);//將頭結點的等待狀態從-1置為0，表示將要喚醒后繼節點
if ((q = h.next) == null || q.status == CANCELLED) {//從隊尾開始查找距離頭結點最近的WAITING節點
for (WNode t = wtail; t != null && t != h; t = t.prev)
if (t.status <= 0)
q = t;
}
if (q != null && (w = q.thread) != null)
U.unpark(w);//喚醒隊首節點
}
}此時，等待隊列的結構如下：
ThreadB被喚醒后，會從原阻塞處繼續向下執行，然后開始下一次自旋：
if (whead == h) {
if ((np = node.prev) != p) {
if (np != null)
(p = np).next = node; // stale
}
else if ((ps = p.status) == 0)前驅結點的等待狀態設置為WAITING,表示之后喚醒當前結點
U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);//將
else if (ps == CANCELLED) {
if ((pp = p.prev) != null) {
node.prev = pp;
pp.next = node;
}
}
else {//阻塞當前讀線程
long time; // 0 argument to park means no timeout
if (deadline == 0L)
time = 0L;
else if ((time = deadline - System.nanoTime()) <= 0L)//限時等待超時，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) != 0L) &&
whead == h && node.prev == p)
U.park(false, time); // emulate LockSupport.park，如果前驅的等待狀態為WAITING，且寫鎖被占用，則阻塞當前調用線程，注意，ThreadB從此處被喚醒，并繼續向下執行
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, node, true);
}
}第二次自旋時，ThreadB發現寫鎖未被占用，則成功獲取到讀鎖，然后從棧頂（ThreadB的cowait指針指向的結點）開始喚醒棧中所有線程，
最后返回：
for (int k = spins;;) { // spin at head
long m, s, ns;
if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ?//判斷寫鎖是否被占用
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) ://寫鎖未被占用，且讀鎖數量未超限制，則更新同步狀態
(m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) {//寫鎖未被占用，但讀鎖數量限制，超出部分放到readerOverflow字段中
WNode c; Thread w;//獲取讀鎖成功，釋放cowrite鏈中的所有讀結點
whead = node;
node.prev = null;//釋放頭節點，當前隊首節點成為新的頭結點
//從棧頂開始（node.cowait指向的節點），依次喚醒所有讀結點，最終node.cowait==null,node成為新的頭結點
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;
}最終，等待隊列的結構如下：
ThreadC被喚醒后，繼續執行，并進入下一次自旋，下一次自旋時，會成功獲取到讀鎖。
for (;;) {
WNode pp, c; Thread w;
//嘗試喚醒頭節點whead的cowait中的第一個元素，假如是讀鎖會通過循環釋放cowait鏈
if ((h = whead) != null && (c = h.cowait) != null &&
U.compareAndSwapObject(h, WCOWAIT, c, c.cowait) &&
(w = c.thread) != null) // help release
U.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 away
break;
}
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)
U.park(false, time);//寫鎖被釋放，且當前節點不是隊首節點，則阻塞當前線程
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, p, true);
}
}注意，此時ThreadB和ThreadC已經拿到了讀鎖，ThreadD（寫線程）和ThreadE（讀線程）依然阻塞中，原來ThreadC對應的結點是個孤立結點，會被GC回收。
最終，等待隊列的結構如下：
ThreadB和ThreadC調用unlockRead方法釋放讀鎖，CAS操作State將讀鎖數量減1：
//釋放讀鎖
public void unlockRead(long stamp) {
long s, m; WNode h;
for (;;) {
if (((s = state) & SBITS) != (stamp & SBITS) ||//stamp不匹配，或沒用任何鎖被占用，都會拋出異常
(stamp & ABITS) == 0L || (m = s & ABITS) == 0L || m == WBIT)
throw new IllegalMonitorStateException();
if (m < RFULL) {//讀鎖數量未超限
if (U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, s - RUNIT)) {//讀鎖數量-1
if (m == RUNIT && (h = whead) != null && h.status != 0)//如果當前讀鎖數量為1，喚醒等待隊列中的隊首節點
release(h);
break;
}
}
else if (tryDecReaderOverflow(s) != 0L)//讀鎖數量超限，則溢出字段要-1
break;
}
}注意，當讀鎖的數量變為0時才會調用release方法，喚醒隊首結點：
//喚醒等待隊列中的隊首節點（即頭結點whead的后繼節點）
private void release(WNode h) {
if (h != null) {
WNode q; Thread w;
U.compareAndSwapInt(h, WSTATUS, WAITING, 0);//將頭結點的等待狀態從-1置為0，表示將要喚醒后繼節點
if ((q = h.next) == null || q.status == CANCELLED) {//從隊尾開始查找距離頭結點最近的WAITING節點
for (WNode t = wtail; t != null && t != h; t = t.prev)
if (t.status <= 0)
q = t;
}
if (q != null && (w = q.thread) != null)
U.unpark(w);//喚醒隊首節點
}
}隊首結點（ThreadD寫結點被喚醒），最終等待隊列的結構如下：
ThreadD會從原阻塞處繼續向下執行，并在下一次自旋中獲取到寫鎖，然后返回:
for (int spins = -1;;) {
WNode h, np, pp; int ps;
if ((h = whead) == p) {
if (spins < 0)
spins = HEAD_SPINS;
else if (spins < MAX_HEAD_SPINS)
spins <<= 1;
for (int k = spins;;) { // spin at head
long m, s, ns;
if ((m = (s = state) & ABITS) < RFULL ?
U.compareAndSwapLong(this, STATE, s, ns = s + RUNIT) :
(m < WBIT && (ns = tryIncReaderOverflow(s)) != 0L)) {
WNode c; Thread w;
whead = node;
node.prev = null;
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) {
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)
U.compareAndSwapInt(p, WSTATUS, 0, WAITING);
else if (ps == CANCELLED) {
if ((pp = p.prev) != null) {
node.prev = pp;
pp.next = node;
}
}
else {
long time;
if (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) == WBIT) &&
whead == h && node.prev == p)
U.park(false, time);
node.thread = null;
U.putObject(wt, PARKBLOCKER, null);
if (interruptible && Thread.interrupted())
return cancelWaiter(node, node, true);
}
}最終，等待隊列的結構如下：
ThreadD釋放寫鎖的過程和步驟7完全相同，會調用unlockWrite喚醒隊首結點（ThreadE）。
ThreadE被喚醒后會從原阻塞處繼續向下執行，但由于ThreadE是個讀結點，所以同時會喚醒cowait棧中的所有讀結點，過程和步驟8完全一樣。最終，等待隊列的結構如下：
至此，全部執行完成。
StampedLock的等待隊列與RRW的CLH隊列相比，有以下特點：
當入隊一個線程時，如果隊尾是讀結點，不會直接鏈接到隊尾，而是鏈接到該讀結點的cowait鏈中，cowait鏈本質是一個棧；
當入隊一個線程時，如果隊尾是寫結點，則直接鏈接到隊尾；
QS類似喚醒線程的規則和A，都是首先喚醒隊首結點。區別是StampedLock中，當喚醒的結點是讀結點時，會喚醒該讀結點的cowait鏈中的所有讀結點（順序和入棧順序相反，也就是后進先出）。
另外，StampedLock使用時要特別小心，避免鎖重入的操作，在使用樂觀讀鎖時也需要遵循相應的調用模板，防止出現數據不一致的問題。
到此，相信大家對“JDK8中新增的StampedLock有什么作用”有了更深的了解，不妨來實際操作一番吧！這里是億速云網站，更多相關內容可以進入相關頻道進行查詢，關注我們，繼續學習！
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