Question

来自ReentrantLock javadoc：

合理模式
  当构建为公平时，线程使用大致 争夺进入权   到货订单政策。当前举行   锁是释放最长等待的单个写作线程   被分配写锁，或者如果有一组读者线程   等待所有等待的编写器线程，该组将是   分配了读锁定。

试图获得公平阅读的线程   如果保持写锁定，则锁定（非重复）将阻塞   有一个等待的作家线程。线程不会获取读取   锁定，直到最旧的当前正在等待的编写器线程   获取并释放写锁。当然，如果是一个等待作家   放弃等待，留下一个或多个读者线程最长   队列中的服务员用写锁定免费，然后那些读者会   被赋予读锁定。

尝试获取公平写锁定的线程（非重复）   除非读锁定和写锁定都是空闲的（否则将阻塞）   意味着没有等待的线程）。（注意非阻塞   ReentrantReadWriteLock.ReadLock.tryLock（）和   ReentrantReadWriteLock.WriteLock.tryLock（）方法不承认这一点   公平的设置，如果可能的话，将获得锁定，无论如何   等待线程。）

也许这是我的英语问题，但我看到这个解释的矛盾：
从第一次paragrapgh我不明白约到货订单政策的含义

从第一段开始我理解lock获取最旧的等待线程。如果最旧的线程 - 读取线程，那么它将是一组读取线程，其等待时间长于等待最长的写入线程。
从第二段开始，我了解如果在wait-set中存在写锁定，则不会获取读锁定。

请澄清这一矛盾。

Answer 1

在这里，引用你的引用：

或者如果有组的读者线程

换句话说：作家胜过单读者;但是当一群读者想要锁定时，那些人会获得锁定。

关于问题：＆＃34; group 实际意味着＆＃34; ......这将是一个实施细节，只有通过查看source code才能获得。

Answer 2

我没有看到你所引用的描述中的任何矛盾，我认为你正确地理解＃1但错误地理解＃2。

顺便说一下，我认为GhostCat的描述是错误的。没有什么能够总结不同线程的等待时间并对它们进行比较。逻辑实际上要简单得多。

我的回答往往很长，但有希望解释。

非公平模式

让我们从＆＃34; nonfair＆＃34;开始先锁定模式。＆＃34;非公平＆＃34;这意味着

持续争用的非公平锁可能无限期推迟一个或多个读写器线程

所以＆＃34;公平＆＃34;这意味着没有线程可以永远等待。＆＃34; Nonfairness＆＃34;意味着如果有一个恒定的线程流来获取读锁定，并且我们有一些等待写锁定的线程（W1），那么当读取锁定的新线程（Rn）到来时它可能会在W1线程之前锁定，因此可能在不幸的情况下无限期地发生。请注意，即使在＆＃34; nonfair＆＃34;模式ReentrantReadWriteLock 尝试是合理公平的，它不是保证公平，因为正如文档所说，＆＃34;公平＆＃34;不是免费的，而且成本较低。

非公平模式示例

那么真正的不公平行为可能会如何发生。假设有一个W0线程持有写锁，而现在的队列是R0和R1等待读锁，然后W1等待写锁，还有将来会有大量的新线程来读取锁Ri。还假设线程R1线程在系统中具有最低优先级，并且OS永远不会突破线程的优先级，即使它们还没有工作很长时间。

写锁定由W0保留，等待队列为[R0，R1，W1]
W0释放写锁定，R0被唤醒并获取读锁定，现在R1具有低优先级且未被唤醒，因此无法获取读取现在锁定。等待队列现在是[R1，W1]
W1被唤醒但由于R0
现在R0仍然保持读锁定，新读者线程R2到来。由于已经获取了读锁定，并且等待队列中的第一个线程是读取器R1，R2立即获取读锁定。读锁定由[R0，R2]保存。等待队列仍然是[R1，W1]。
现在R0释放了锁定，但W1仍然无法获得写锁定，因为它现在由R2保留。等待队列仍然是[R1，W1]。
现在R2仍然保持读取锁定，新读者线程R3到达，获取读锁定，同样的故事继续发生。

重要的是：

第一个写线程W1被读取线程R1阻止读取，由于低优先级和/或纯粹的运气不好而未被唤醒以获取锁定。
对于新到达的Ri线程，找出整个队列中是否有任何写线程需要花费一些时间和精力，因此应用了更简单的启发式（步骤＃4）：第一个等待线程是否是写入或读取线程，R1正在读取允许快速获取的线程。还要注意，步骤＃4中的这个逻辑检查队列中的第一个线程是我前面提到过的公平尝试，这比没有这种检查的天真实现更好。

合理模式

现在回到公平。正如您在sources of FairSync内部类中所发现的那样（我剥离了细微的细节）：

class FairSync extends Sync {
     final boolean writerShouldBlock() {
         return hasQueuedPredecessors();
     }
     final boolean readerShouldBlock() {
         return hasQueuedPredecessors();
     }
}

字面意思是，＆＃34;公平＆＃34;和＆＃34;非公平的＆＃34;这是＆＃34;公平＆＃34;模式读取器线程在获取读取锁之前，否则可以在不破坏ReadWriteLock合约的情况下获取它，另外检查队列中是否还有其他线程。这样，来自前一个示例的W1线程不能永远等待R2，并且下一个线程不会在它之前获取读锁定。

合理模式示例

在公平模式中对同一示例的另一次尝试：

写锁定由W0保留，等待队列为[R0，R1，W1]
W0释放写锁定，R0获取读锁定队列[R1，W1]
W1被唤醒但由于R0
R2到达队列。尽管读取锁定由R0保持，而R2似乎也能够获取它，但它并不会这样做，因为它会先看到W1。读取锁定由R0保留，队列为[R1，W1，R2]
现在，W1和R2无法获取锁定，直到R1从队列中删除。因此，最终R1被唤醒，锁定进行处理并释放锁定。
最后W1获取了写锁定R2，R3，其他人仍然在等待队列。

就此示例而言，R0和R1形成＆＃34;组＆＃34;但是R2并不属于那个＆＃34; group＆＃34;因为它在队列中的W1之后。

摘要

所以第一段描述的是当释放锁并且策略很简单时会发生什么：第一个等待的线程获取锁。如果第一个等待线程恰好是读线程，则第一个写入线程在之前队列中的所有其他读线程 获取读锁定。所有这些读取线程都被称为＆＃34; group＆＃34;。请注意，这并不意味着所有读取线程都在等待锁定！

第二段描述了当新的读取线程到达并尝试获取锁定时发生的情况，此处的行为实际上与第一段一致：如果在当前线程之前队列中存在等待的写入线程，则不会获取如果在释放锁定之前将锁定添加到队列并且第1段中的规则适用，则锁定方式与获取锁定的方式相同。希望这会有所帮助。

Answer 3

公平模式政策只是＆＃34;大约到达顺序＆＃34;因为等待获取读锁定的线程被批处理，并且稍后到达获取读锁定的线程可能比同一批次中由于OS调度而尝试获取读锁定的另一个线程获得锁定。

A＆＃34;阅读器线程组＆＃34;可以只是一个线程。

规范中没有矛盾，但可能没有那么明确。

假设线程A在互斥锁上持有写锁定。

线程B到达并尝试获取写锁定。然后线程C到达并尝试获取读锁定。然后线程D到达并尝试获取读锁定。然后线程E到达并尝试获得写锁定。然后线程F到达并尝试获取读锁定。

现在，线程A解锁了互斥锁。公平模式策略意味着线程B将获得锁定：它一直在等待最长时间。

当线程B释放锁定时，线程C和D将获得读取锁定，但不会获得线程F.C和D是一组读取器线程，等待的时间超过所有等待的写入器线程＆＃34;。线程F仍然被阻塞，因为它比编写线程的线程E等待的时间更短。

如果线程E然后放弃等待（例如它超时），则线程F现在是最旧的等待线程，并且当前锁定是读锁定，因此线程F可以在线程C和D释放它们之前获取锁定

如果线程G现在尝试获取写锁定，它将阻塞，直到所有线程C，D和F都释放了它们的读锁定。

如果线程H现在尝试获取读锁定，它将阻止：有一个等待的写入程序线程。

如果线程I现在尝试获取一个写入器锁，它将阻塞：有一个等待线程的队列。

现在，C，D和F释放它们的锁，因此线程G（最长的等待线程）获取写入器锁。

线程G释放锁，线程H获取锁：它是一个读取器线程的组，其等待的时间比任何等待的编写器都长。

最后，当线程H释放锁时，线程我可以获取它。

文档与ReentrantReadWriteLock的矛盾。在公平模式下，最终写锁是否优先于读锁？

3 个答案: