公平锁禁止插队，非公平锁允许在锁空闲时抢先获取。ReentrantLock(true) 为公平锁，线程必须按AQS队列顺序获取锁，避免饥饿但吞吐较低；默认ReentrantLock()和synchronized为非公平锁，尝试CAS抢锁成功则直接占用，仅在锁释放瞬间可“插队”，并非任意跳过队列。synchronized无公平选项，基于ObjectMonitor实现，notify不保证顺序，新竞争者与唤醒线程公平竞争。ReentrantReadWriteLock默认非公平，写线程可在读队列未获取时抢先，启用公平模式后统一FIFO排队。插队是性能与公平的权衡，合理选型比关注能否插队更重要。

J*a中锁的“插队”行为，本质上取决于锁的公平性策略和底层实现机制，而不是锁类型本身决定能否插队。公平锁禁止插队，非公平锁允许插队——这是最核心的区分点。

公平锁：严格按等待顺序执行，不许插队

以 ReentrantLock(true) 创建的公平锁为例，线程获取锁时会先检查同步队列（AQS CLH队列）中是否有前置等待者。如果有，当前线程必须入队排队，不能尝试直接抢占。

• 即使持有锁的线程刚释放，新来的线程也得老老实实排到队尾
• 唤醒遵循 FIFO，头节点线程被 unpark，后续依次推进
• 好处是避免饥饿，坏处是上下文切换多、吞吐量略低

非公平锁：允许“插队”，但仅限于锁空闲时的抢夺

默认的 ReentrantLock() 和 synchronized 都是非公平的。它们在 acquire 流程中会先尝试 CAS 抢锁（tryAcquire），成功就直接占用，无需排队。

• 这个“插队”只发生在锁刚释放、尚未唤醒等待线程的极短时间窗口内
• 不是任意时刻都能插，也不是跳过队列中间节点——只是比唤醒+调度更快地抢占了空档
• 如果锁正被占用，新线程仍需入队；若队列非空，它也不会越过前面的人

synchronized 没有公平选项，但行为接近非公平锁

JVM 对 synchronized 的实现（如偏向锁→轻量级锁→重量级锁）始终采用非公平策略。进入重量级锁后，虽然会用 ObjectMonitor 管理等待队列（_WaitSet），但 notify/notifyAll 唤醒不保证顺序，且新竞争线程可与刚被唤醒的线程再次竞争锁。

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• 没有 API 控制公平性，无法开启公平模式
• 在高竞争下可能出现某些线程长期得不到锁（相对饥饿），但概率不高
• 实际表现和 ReentrantLock(false) 类似：快、简单、适合大多数场景

读写锁中的插队逻辑更复杂：写锁可插读队列，但受策略约束

ReentrantReadWriteLock 默认也是非公平的。它的插队规则更精细：

• 写线程尝试获取写锁时，若读锁已被持有多次，它不能插队——必须等所有读锁释放
• 但如果读锁已释放、而读线程还在队列里排队，写线程可能抢先获取（即“写插读”）
• 可启用公平模式（构造时传 true），此时读写线程统一按 FIFO 排队，彻底禁用插队

基本上就这些。插队不是 bug，而是权衡响应速度与公平性的设计选择。用对场景，比纠结“能不能插”更重要。

以上就是j*a不同锁模式下的插队探究的详细内容，更多请关注其它相关文章！

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