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基本的方法，显示了怎样实现的锁降级。可是以下几个问题没说清楚，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. 是否同意读线程插队
3. 是否同意写线程插队，由于读写锁一般用在大量读，少量写的情况，假设写线程没有优先级，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
假设是第一种情况。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。获取读锁的线程仅仅推断是否已经有线程获得写锁（既Head节点是独占模式的节点），假设没有，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推断是否已经或先来的线程再等待了。假设有，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();
}
}对于另外一种情况，假设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，由于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。
以下这张图模拟了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堵塞等待。
所以要理解AQS的release释放动作并非让兴许节点直接获取锁。而是唤醒兴许节点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，假设它的前驱是head，而且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。
那么假设是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。假设释放成功了，下一个读锁节点就也会被unparkSuccessor唤醒，然后也会获得锁。假设释放失败了。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
假设后继节点是写锁。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，可是前提是它在tryAcquire就成功获得了。假设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，假设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仅仅支持共享模式，所以它仅仅须要在NonfairSync和FairSync里面实现tryAcquireShared方法就能实现公平性和非公平性。
ReentrantLock仅仅支持独占模式，所以它仅仅须要在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。