编写高效的并发程序，需要对互斥问题重新研究，设计出适用于多线程的互斥协议。那么问题来了，如果不能获得锁，应该怎么做？
旋转：继续进行尝试，如自旋锁，延迟较短；
阻塞：挂起自己，请求调度器切换到另一个线程，代价较大。
综合来看，先旋转一小段时间再阻塞，是种不错的选择。
java.util.concurrent.locks.Lock接口提供了lock()和unlock()两个重要的方法，用于解决实际互斥问题。
Lock mutex = new MyLock();
mutex.lock();
try {
do something
} finally {
mutex.unlock();
}测试-设置锁
测试-设置来源于getAndSet()操作，通过一个原子布尔型状态变量的值判断当前锁的状态。若为true表示锁忙，若为false表示锁空闲。
public class TASLock {
AtomicBoolean state = new AtomicBoolean(false);
public void lock() {
while (state.getAndSet(true)) {
;
}
}
public void unlock() {
state.set(false);
}
}测试-测试-设置锁
TTASLock是升级版的TASLock算法，没有直接调用getAndSet()方法，而是在锁看起来空闲（state.get()返回false）时才调用。
public class TTASLock {
AtomicBoolean state = new AtomicBoolean(false);
public void lock() {
while (true) {
while (state.get()) {
;
}
if (! state.getAndSet(true)) {
return;
}
}
}
public void unlock() {
state.set(false);
}
}这两个算法都能保证无死锁的互斥，但是TTASLock的性能会比TASLock高许多。
可以从计算机系统结构的高速缓存和局部性来解释这个问题，每个处理器都有一个cache，cache的访问速度比内存快好几个数量级。当cache命中时，会立即加载这个值；当cache缺失时，会在内存或两一个处理器的cache中寻找这个数据。寻找的过程比较漫长，处理器在总线上广播这个地址，其他处理器监听总线。若其他处理器在自己的cache中发现这个地址，则广播该地址及其值来做出响应。若所有处理器都没发现这个地址，则以内存地址及其所对应的值进行响应。
getAndSet()的直接调用让TASLock性能损失许多：
getAndSet()的调用实质是总线上的一个广播，这个调用将会延迟所有的线程，因为所有线程都要通过监听总线通信。getAndSet()的调用会更新state的值，即使值仍为true，但是其他处理器cache中的锁副本将会被丢弃，从而导致cache缺失。当持有锁的线程试图释放锁时可能被延迟，因为总线被正在自旋的线程独占。
与此相反，对于TTASLock算法采用的是本地旋转（线程反复地重读被缓存的值而不是反复地使用总线），线程A持有锁时，线程B尝试获得锁，但线程B只会在第一次读锁是cache缺失，之后每次cache命中不产生总线流量。
那么缺点来了，TTASLock释放锁时，会使各自旋线程处理器中的cache副本立即失效，这些线程会重新读取这个值，造成总线流量风暴。
指数后退锁
对于TTASLock算法，当锁看似空闲（state.get()返回false）时，存在高争用（多个线程试图同时获取一个锁）的可能。高争用意味着获取锁的可能性小，并且会造成总线流量增加。线程在重试之前回退一段时间是种不错的选择。
这里实现的指数回退算法的回退准则是，不成功尝试的次数越多，发生争用的可能性就越高，线程需要后退的时间就应越长。
public class BackoffLock {
private AtomicBoolean state = new AtomicBoolean(false);
private static final int MIN_DELAY = 10;
private static final int MAX_DELAY = 100;
public void lock() {
Backoff backoff = new Backoff(MIN_DELAY, MAX_DELAY);
while (true) {
while (state.get()) {
;
}
if (! state.getAndSet(true)) {
return;
} else {
backoff.backoff();
}
}
}
public void unlock() {
state.set(false);
}
}
class Backoff {
private final int minDelay, maxDelay;
int limit;
final Random random;
public Backoff(int min, int max) {
minDelay = min;
maxDelay = max;
limit = minDelay;
random = new Random();
}
public void backoff() {
int delay = random.nextInt(limit);
limit = Math.min(maxDelay, 2 * limit);
try {
Thread.sleep(delay);
} catch (InterruptedException e) {
;
}
}
}指数后退算法解决了TTASLock释放锁时的高争用问题，但是它的性能与minDelay和maxDelay的选取密切相关，并且很难找到一个通用兼容的值。
另外，BackoffLock算法还有两个问题：
cache一致性流量：所有线程都在同一个共享存储单元上旋转；
临界区利用率低：后退时间无法确定，线程延迟可能过长。
基于数组的锁
下面的这些是队列锁，名字看上去奇形怪状的，其实是发明者名字的首字母。队列锁就是将线程组织成一个队列，让每个线程在不同的存储单元上旋转，从而降低cache一致性流量。
基于循环数组实现队列锁ALock，每个线程检测自己的slot对应的flag[]域来判断是否轮到自己。
一个线程想获得锁，就要调用lock()方法，获得自增tail获得分配的slot号，然后等待这个slot空闲；当释放锁时，就要阻塞当前slot，然后让下一个slot可运行。
当flag[i]为true时，那么这个线程就有权获得锁。任意时刻的flag[]数组中，应该只有一个slot的值为true。
public class ALock {
ThreadLocal<Integer> mySlotIndex = new ThreadLocal<Integer>();
AtomicInteger tail;
volatile boolean [] flag;
int size;
public ALock() {
size = 100;
tail = new AtomicInteger(0);
flag = new boolean[size];
flag[0] = true;
}
public void lock() {
int slot = tail.getAndIncrement() % size;
mySlotIndex.set(slot);
while (! flag[slot]) {
;
}
}
public void unlock() {
int slot = mySlotIndex.get();
flag[slot] = false;
flag[(slot + 1) % size] = true;
}
}mySlotIndex是线程的局部变量，只能被一个线程访问，每个线程都有自己独立初始化的副本。不需要保存在共享存储器，不需要同步，不会产生一致性流量。使用get()和set()方法来访问局部变量的值。tail是常规变量，域被所有的线程共享，支持原子操作。数组
flag[]也是被多个线程共享的，但是每个线程都是在一个数组元素的本地cache副本上旋转。
ALock对BackoffLock的改进：在多个共享存储单元上旋转，将cache无效性降到最低；把一个线程释放锁和另一个线程获得该锁之间的时间间隔最小化；先来先服务的公平性。但是，数组的大小至少与最大的并发线程数相同，并不是空间有效的，当并发线程最大个数为n时，同步L个不同对象就需要O(Ln)大小的空间。
CLH队列锁
CLH队列锁表示为QNode对象的链表，每个线程通过一个线程局部变量pred指向其前驱。每个线程通过检测前驱结点的locked域来判断是否轮到自己。如果该域为true，则前驱线程要么已经获得锁要么正在等待锁；如果该域为false，则前驱进程已释放锁，轮到自己了。正常情况下，队列链中只有一个结点的locked域为false。
当一个线程调用lock()方法想获得锁时，将自己的locked域置为true，表示该线程不准备释放锁，然后并将自己的结点加入到队列链尾部。最后就是在前驱的locked域上旋转，等待前驱释放锁。当这个线程调用unlock()方法要释放锁时，线程要将自己的locked域置为false，表示已经释放锁，然后将前驱结点作为自己的新结点以便日后访问。
那么问题来了，为什么要在释放锁时做myNode.set(myPred.get())这个处理呢？假设线程A释放锁，A的后继结点为B，如果不使用这种处理方式，A在释放锁后马上申请锁将自己的locked域置为true，整个动作在B检测到前驱A释放锁之前，那么将发生死锁。
public class CLHLock {
AtomicReference<QNode> tail;
ThreadLocal<QNode> myPred;
ThreadLocal<QNode> myNode;
public CLHLock() {
tail = new AtomicReference<QNode>(new QNode());
myPred = new ThreadLocal<QNode>() {
protected QNode initialValue() {
return null;
}
};
myNode = new ThreadLocal<QNode>() {
protected QNode initialValue() {
return new QNode();
}
};
}
public void lock() {
QNode qnode = myNode.get();
qnode.locked = true;
QNode pred = tail.getAndSet(qnode);
myPred.set(pred);
while (pred.locked) {
;
}
}
public void unlock() {
QNode qnode = myNode.get();
qnode.locked = false;
myNode.set(myPred.get());
}
class QNode {
boolean locked = false;
}
}如果最大线程数为n，有L个不同对象，那么CLHLock只需要O(L+n)空间。比ALock所需空间少，并且不需要知道可能使用锁的最大线程数量。但是，在无cache的系统上性能较差，因为一次要访问两个结点，若这两个结点内存位置较远，性能损失会很大。
MCS队列锁
MCS队列锁通过检测自己所在结点的locked的值来判断是否轮到自己，等待这个域被前驱释放锁时改变。
线程若要获得锁，需把自己结点添加到链表的尾部。若队列链表原先为空，则获得锁。否则，将前驱结点的next域指向自己，在自己的locked域上自旋等待，直到前驱将该域置为false。线程若要释放锁，判断是否在队尾，如果是只需将tail置为null，如果不是需将后继的locked域置为false且将自己结点的next域置为默认的null。注意在队尾的情况，可能有个线程正在获得锁，要等一下变为后一种情况。
public class MCSLock {
AtomicReference<QNode> tail;
ThreadLocal<QNode> myNode;
public MCSLock() {
tail = new AtomicReference<QNode>(null);
myNode = new ThreadLocal<QNode>() {
protected QNode initialValue() {
return new QNode();
}
};
}
public void lock() {
QNode qnode = myNode.get();
QNode pred = tail.getAndSet(qnode);
if (pred != null) {
qnode.locked = true;
pred.next = qnode;
while (qnode.locked) {
;
}
}
}
public void unlock() {
QNode qnode = myNode.get();
if (qnode.next == null) {
if (tail.compareAndSet(qnode, null)) {
return;
}
while (qnode.next == null) {
;
}
}
qnode.next.locked = false;
qnode.next = null;
}
class QNode {
boolean locked = false;
QNode next = null;
}
}结点能被重复使用，该锁的空间复杂度为O(L+n)。MCSLock算法适合无cache的系统结构，因为每个线程只需控制自己自旋的存储单元。但是，释放锁也需要旋转，另外读写比较次数比CLHLock多。
时限队列锁
Lock接口中有个一个tryLock()方法，可以指定一个时限（获得锁可等待的最大时间），若获得锁超时则放弃尝试。最后返回一个布尔值说明锁是否申请成功。
时限队列锁TOLock是基于CLHLock类的，锁是一个结点的虚拟队列，每个结点在它的前驱结点上自旋等待锁释放。但是当这个线程超时时，不能简单的抛弃它的队列结点，而是将这个结点标记为已废弃，这样它的后继们（如果有）就会注意到这个结点已放弃，转而在放弃结点的前驱上自旋。为了保证队列链表的连续性，每次申请锁都会new一个QNode。
时限队列锁结点的域pred会特殊一点，它有3种类型的取值：
null：初始状态，未获得锁或已释放锁；AVAILABLE：一个静态结点，表示对应结点已释放锁，申请锁成功；QNode：pred域为null的前驱结点，表示对应结点因超时放弃锁请求，在放弃请求时才会设置这个值。
申请锁时，创建一个pred域为null的新结点并加入到链表尾部，若原先链表为空或前驱结点已释放锁，则获得锁。否则，在尝试时间内，找到pred域为null的前驱结点，等待它释放锁。若在等待前驱结点释放锁的过程中超时，就尝试从链表中删除这个结点，要分这个结点是否有后继两种情况。
释放锁时，检查该结点是否有后继，若无后继可直接把tail设置为null，否则将该结点的pred域指向AVAILABLE。
public class TOLock {
static QNode AVAILABLE = new QNode();
AtomicReference<QNode> tail;
ThreadLocal<QNode> myNode;
public TOLock() {
tail = new AtomicReference<QNode>(null);
myNode = new ThreadLocal<QNode>();
}
public boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) {
long startTime = System.currentTimeMillis();
long patience = TimeUnit.MILLISECONDS.convert(time, unit);
QNode qnode = new QNode();
myNode.set(qnode);
qnode.pred = null;
QNode myPred = tail.getAndSet(qnode);
if (myPred == null || myPred.pred == AVAILABLE) {
return true;
}
while (System.currentTimeMillis() - startTime < patience) {
QNode predPred = myPred.pred;
if (predPred == AVAILABLE) {
return true;
} else {
if (predPred != null) {
myPred = predPred;
}
}
}
if (! tail.compareAndSet(qnode, myPred)) {
qnode.pred = myPred;
}
return false;
}
public void unlock() {
QNode qnode = myNode.get();
if (! tail.compareAndSet(qnode, null)) {
qnode.pred = AVAILABLE;
}
}
static class QNode {
public QNode pred = null;
}
}优点：同CLHLock。
缺点：每次申请锁都要分配一个新结点，在锁上旋转的线程可能要回溯一个超时结点链。
上面实现的这些锁算法不支持重入。我们可以使用银行转账的例子来测试一下锁的效果，任意账户间可以随意转账，锁生效时所有账户的总金额是不变的。完整的算法实现和测试代码在这里。
