ReentrantReadWriteLock通过位拆分state实现读写锁：低16位存写锁重入次数，高16位存持有读锁的不同线程数；写锁抢占需无读锁且写锁未被其他线程持有，读锁获取需无写锁或写锁为当前线程。
ReentrantReadWriteLock 的 ReadLock 和 WriteLock 共享同一个 AQS state，靠的是对 int 类型 state 的**位拆分设计**：低 16 位表示写锁重入次数，高 16 位表示持有读锁的线程数（注意不是读锁重入总次数，而是不同线程获取读锁的计数）。
state 的位划分与含义
AQS 的 state 是一个 32 位 int。ReentrantReadWriteLock 将其拆成两部分：
- 低 16 位（0~65535）：代表写锁的重入计数。写锁是独占锁，同一时刻最多一个线程持有，所以只需记录该线程重入了多少次。
- 高 16 位（65536~4294967295）：代表当前持有读锁的线程个数（即成功调用 readLock().lock() 且尚未 unlock 的不同线程数量）。注意：同一个线程可多次获取读锁（支持重入），但高 16 位不直接记录该线程的重入次数——这部分由 ReadLock 自己维护（通过 ThreadLocalHoldCounter）。
写锁如何操作 state
WriteLock 在 tryAcquire 中做以下判断和更新：
- 先用
getState() & 0xFFFF取出低 16 位，若非 0，说明已有线程持有写锁；再检查是否是当前线程——是则允许重入，state + 1；否则失败。 - 若低 16 位为 0，还需确保高 16 位也为 0（即无读锁持有者），否则写锁无法抢占（体现“写优先”或“写阻塞读”的公平性逻辑）。
- 成功时，用 CAS 更新 state：原值 + 1（仅低 16 位加 1，高位不变）。
读锁如何操作 state
ReadLock 在 tryAcquireShared 中处理更复杂：
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- 先读取当前 state，分离高低位：
int c = getState(); int r = c >> 16;（r 即当前读锁线程数）。 - 检查写锁是否被占用：
c & 0xFFFF != 0且持有者不是当前线程 → 直接失败（写锁存在且非本线程，读锁不能获取）。 - 计算新 state：
nextc = c + (1 （即高位 +1），再 CAS 更新。但 CAS 失败会重试。 - 真正记录每个线程读锁重入次数，靠的是内部类
HoldCounter和ThreadLocalHoldCounter，不依赖 state 高位——高位只统计“有几个线程正在持有读锁”。
为什么这样设计？
这种拆分兼顾了效率与语义清晰：
- 避免为读写锁分别维护两个 state 变量，节省内存和同步开销。
- 高位计数能快速判断是否有读锁持有者（用于写锁抢占决策），低位能精确控制写锁重入。
- 读锁重入细节交给线程局部变量管理，既支持可重入，又不污染全局 state 语义。
