Java synchronized那点事

前言

请看上篇：Java 对象头那点事

文章中的源码都有不同程度缩减，来源于openjdk8的开源代码（tag:jdk8-b120）。

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锁粗化过程

偏向锁

①：markword中保存的线程ID是自己且epoch等于class的epoch，则说明是偏向锁重入。

②：偏向锁若已禁用，进行撤销偏向锁。

③：偏向锁开启，都进行进行重偏向操作。

④：若进行了锁撤销操作或重偏向操作失败，则需要升级为轻量级锁或者进一步升级为重量级锁。

匿名偏向

锁对象在发送锁竞争后会升级为偏向锁，不过当不发生锁竞争时，锁对象依然会升级为偏向锁，这种情况叫匿名偏向。

当jvm启动4s后，会默认给新建的对象加上偏向锁。

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上代码：

        <dependency>
            <groupId>org.openjdk.jol</groupId>
            <artifactId>jol-core</artifactId>
            <version>0.8</version>
        </dependency>

这个包下的工具类的功能有：

         // 查看对象内部结构
         System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable());
         // 查看对象外部信息
         System.out.println(GraphLayout.parseInstance(bingo).toPrintable());
         // 查看对象总大小
         System.out.println(GraphLayout.parseInstance(bingo).totalSize());

默认JVM是开启指针压缩，可以通过vm参数开启关闭指针压缩：-XX:-UseCompressedOops。

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当创建锁对象前不进行休眠4s的操作:

    @Test
    public void mark() throws InterruptedException {
        Bingo bingo = new Bingo();
        bingo.setP(1);
        bingo.setB(false);
        // 查看对象内部结构
        System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable());
        System.out.println("\n++++++++++++++++++++++++++\n");
        synchronized (bingo) {
            // 查看对象内部结构
            System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable());
        }
    }

看我标红线的后三位的值，由于启动过快，锁直接从无锁升级成了轻量级锁。

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当创建锁对象前进行休眠4s的操作:

    @Test
    public void mark() throws InterruptedException {
        TimeUnit.SECONDS.sleep(4);

        Bingo bingo = new Bingo();
        bingo.setP(1);
        bingo.setB(false);
        // 查看对象内部结构
        System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable());
        System.out.println("\n++++++++++++++++++++++++++\n");
        synchronized (bingo) {
            // 查看对象内部结构
            System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable());
        }
    }

当在程序启动4s后创建锁对象，就会默认偏向。

重偏向

因为偏向锁不会自动释放，因此当锁对象处于偏向锁时，另一个线程进来只能依托VM判断上一个获取偏向锁的线程是否存活、是否退出持有锁来决定是锁升级还是进行重偏向。

锁撤销

①：偏向锁的撤销必须等待VM全局安全点(安全点指所有java线程都停在安全点，只有vm线程运行)。

②：撤销偏向锁恢复到无锁（标志位为 01）或轻量级锁（标志位为 00）的状态。

③：只要发生锁竞争，就会进行锁撤销。

备注：

当开启偏向锁时，若持有偏向锁的线程仍然存活且未退出同步代码块，锁升级为轻量级锁/重量级锁之前会进行偏向锁撤销操作。

如果是升级为轻量级锁，撤销之后需要创建Lock Record 来保存之前的markword信息。

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批量偏向/撤销概念：

参考1：https://www.cnblogs.com/LemonFive/p/11248248.html

• 批量重偏向
  
  当一个线程同时持有同一个类的多个对象的偏向锁时（这些对象的锁竞争不激烈），执行完同步代码块后，如果另一个线程也要持有这些对象的锁，当对象数量达到一定程度时，会触发批量重偏向机制（进行过批量重偏向的对象不可再进行批量重偏向）。
• 批量锁撤销
  
  当触发批量重偏向后，会触发批量撤销机制。

阈值定义在globals.hpp中：

  // 批量重偏向阈值
  product(intx, BiasedLockingBulkRebiasThreshold, 20)
  // 批量锁撤销阈值
  product(intx, BiasedLockingBulkRevokeThreshold, 40)

可以在VM启动参数中通过-XX:BiasedLockingBulkRebiasThreshold 和 -XX:BiasedLockingBulkRevokeThreshold 来手动设置阈值。

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偏向锁的撤销和重偏向的代码（过于复杂）在biasedLocking.cpp中：

void BiasedLocking::revoke_at_safepoint(Handle h_obj) {
  assert(SafepointSynchronize::is_at_safepoint(), "must only be called while at safepoint");
  oop obj = h_obj();
  HeuristicsResult heuristics = update_heuristics(obj, false);
  if (heuristics == HR_SINGLE_REVOKE) {
    // 重偏向
    revoke_bias(obj, false, false, NULL);
  } else if ((heuristics == HR_BULK_REBIAS) ||
             (heuristics == HR_BULK_REVOKE)) {
    // 批量撤销或重偏向
    bulk_revoke_or_rebias_at_safepoint(obj, (heuristics == HR_BULK_REBIAS), false, NULL);
  }
  clean_up_cached_monitor_info();
}

参考2：

对于存在明显多线程竞争的场景下使用偏向锁是不合适的，比如生产者-消费者队列。生产者线程获得了偏向锁，消费者线程再去获得锁的时候，就涉及到这个偏向锁的撤销（revoke）操作，而这个撤销是比较昂贵的。那么怎么判断这些对象是否适合偏向锁呢？jvm采用以类为单位的做法，其内部为每个类维护一个偏向锁计数器，对其对象进行偏向锁的撤销操作进行计数。当这个值达到指定阈值的时候，jvm就认为这个类的偏向锁有问题，需要进行重偏向（rebias）。对所有属于这个类的对象进行重偏向的操作叫批量重偏向（bulk rebias），之前的做法是对heap进行遍历，后来引入epoch。当需要bulk rebias时，对这个类的epoch值加1，以后分配这个类的对象的时候mark字段里就是这个epoch值了，同时还要对当前已经获得偏向锁的对象的epoch值加1，这些锁数据记录在方法栈里。这样判断这个对象是否获得偏向锁的条件就是：mark字段后3位是101，thread字段跟当前线程相同，epoch字段跟所属类的epoch值相同。如果epoch值不一样，即使thread字段指向当前线程，也是无效的，相当于进行过了rebias，只是没有对对象的mark字段进行更新。如果这个类的revoke计数器继续增加到一个阈值，那个jvm就认为这个类不适合偏向锁了，就要进行bulk revoke。于是多了一个判断条件，要查看所属类的字段，看看是否允许对这个类使用偏向锁。

轻量级锁

轻量级体现在线程会尝试在自己的堆栈中创建Lock Record存储锁对象的相关信息，不需要在内核态和用户态之间进行切换，不需要操作系统进行调度。

加锁

拿到轻量级锁线程堆栈：

Lock Record主要分为两部分：

• obj
  
  指向锁对象本身。重入时也如此。
• displaced header（缩写为hdr）
  
  第一次拿到锁时hdr存放的是encode加密后的markword，重入时存放null。

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思考：为什么锁重入时hdr存放的是null，而不是用计数器来实现呢？

假设一个场景，当一个线程同时拿到A、B、C...N 多个锁的时候，那么线程的堆栈中，肯定有多个锁对象的Lock Record,

如：

synchronized(a){
    synchronized(b){
        synchronized(c){
            // do something
            synchronized(a){
                // do something
            }
        }
    }
}

当锁a重入时，如果用计数器，还得遍历当前线程堆栈拿到第一次的Lock Record，解锁时也要遍历，效率必然低下。作为jdk底层代码必然讲究效率。

以上纯属个人看法（欢迎交流）。

解锁

①：使用遍历方式将当前线程堆栈中属于该锁对象的Lock Record 指向Null。

②：CAS还原markword为无锁状态。

③：第②步失败需要升级为重量级锁。

优缺点

• 优点
  
  在线程接替/交替执行的情况下，锁竞争比较小，可以避免成为重量级锁而引起的性能问题。

• 缺点
  
  当锁竞争比较激烈、多线程同事竞争锁的时候，需要从轻量级升级为重量级，产生了额外的开销。

源码分析

加锁

加锁、解锁流程的代码在InterpreterRuntime.cpp中。

这是我从github拉下来的源码：

      /**
       * （轻量级锁）加锁流程
       * */
      CASE(_monitorenter): {
        // （锁对象本身）
        oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
        // derefing's lockee ought to provoke implicit null check
        CHECK_NULL(lockee);
        // find a free monitor or one already allocated for this object
        // if we find a matching object then we need a new monitor
        // since this is recursive enter
        BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base();
        BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base();
        // （这个entry就是大家常说的Lock Record吧）
        BasicObjectLock* entry = NULL;
        while (most_recent != limit ) {
          if (most_recent->obj() == NULL) entry = most_recent;
          else if (most_recent->obj() == lockee) break;
          most_recent++;
        }
        if (entry != NULL) {
          entry->set_obj(lockee);
          // （构建一个无锁状态的mark word）
          markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();
          // （放到lock record 中）
          entry->lock()->set_displaced_header(displaced);
          // 锁对象的markword是否为这个无锁的displaced markword
          // （CAS替换失败说明锁对象的markword 不是无所状态）
          if (Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) {
            // Is it simple recursive case?
            // （判断是否是锁重入）
            if (THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) {
              // （如果是重入场景，那么新的Lock Record 设置为Null）
              entry->lock()->set_displaced_header(NULL);
            } else {
              // （不是锁重入，且抢锁失败，说明锁竞争激烈，升级为重量级。进入重量级锁抢锁流程）
              CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
            }
          }
          UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
        } else {
          istate->set_msg(more_monitors);
          UPDATE_PC_AND_RETURN(0); // Re-execute
        }
      }

可以看得出来，这部分代码并没有体现出偏向锁的逻辑，有大佬给出原因，可以参考这篇博客：https://www.jianshu.com/p/4758852cbff4

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其他大佬解析后的代码：

点击查看代码

CASE(_monitorenter): {
  // lockee 就是锁对象
  oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
  // derefing's lockee ought to provoke implicit null check
  CHECK_NULL(lockee);
  // code 1：找到一个空闲的Lock Record
  BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base();
  BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base();
  BasicObjectLock* entry = NULL;
  while (most_recent != limit ) {
    if (most_recent->obj() == NULL) entry = most_recent;
    else if (most_recent->obj() == lockee) break;
    most_recent++;
  }
  //entry不为null，代表还有空闲的Lock Record
  if (entry != NULL) {
    // code 2：将Lock Record的obj指针指向锁对象
    entry->set_obj(lockee);
    int success = false;
    uintptr_t epoch_mask_in_place = (uintptr_t)markOopDesc::epoch_mask_in_place;
    // markoop即对象头的mark word
    markOop mark = lockee->mark();
    intptr_t hash = (intptr_t) markOopDesc::no_hash;
    // code 3：如果锁对象的mark word的状态是偏向模式
    if (mark->has_bias_pattern()) {
      uintptr_t thread_ident;
      uintptr_t anticipated_bias_locking_value;
      thread_ident = (uintptr_t)istate->thread();
     // code 4：这里有几步操作，下文分析
      anticipated_bias_locking_value =
        (((uintptr_t)lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident) ^ (uintptr_t)mark) &
        ~((uintptr_t) markOopDesc::age_mask_in_place);
     // code 5：如果偏向的线程是自己且epoch等于class的epoch
      if  (anticipated_bias_locking_value == 0) {
        // already biased towards this thread, nothing to do
        if (PrintBiasedLockingStatistics) {
          (* BiasedLocking::biased_lock_entry_count_addr())++;
        }
        success = true;
      }
       // code 6：如果偏向模式关闭，则尝试撤销偏向锁
      else if ((anticipated_bias_locking_value & markOopDesc::biased_lock_mask_in_place) != 0) {
        markOop header = lockee->klass()->prototype_header();
        if (hash != markOopDesc::no_hash) {
          header = header->copy_set_hash(hash);
        }
        // 利用CAS操作将mark word替换为class中的mark word
        if (Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), mark) == mark) {
          if (PrintBiasedLockingStatistics)
            (*BiasedLocking::revoked_lock_entry_count_addr())++;
        }
      }
         // code 7：如果epoch不等于class中的epoch，则尝试重偏向
      else if ((anticipated_bias_locking_value & epoch_mask_in_place) !=0) {
        // 构造一个偏向当前线程的mark word
        markOop new_header = (markOop) ( (intptr_t) lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident);
        if (hash != markOopDesc::no_hash) {
          new_header = new_header->copy_set_hash(hash);
        }
        // CAS替换对象头的mark word
        if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), mark) == mark) {
          if (PrintBiasedLockingStatistics)
            (* BiasedLocking::rebiased_lock_entry_count_addr())++;
        }
        else {
          // 重偏向失败，代表存在多线程竞争，则调用monitorenter方法进行锁升级
          CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
        }
        success = true;
      }
      else {
         // 走到这里说明当前要么偏向别的线程，要么是匿名偏向（即没有偏向任何线程）
        // code 8：下面构建一个匿名偏向的mark word，尝试用CAS指令替换掉锁对象的mark word
        markOop header = (markOop) ((uintptr_t) mark & ((uintptr_t)markOopDesc::biased_lock_mask_in_place |(uintptr_t)markOopDesc::age_mask_in_place |epoch_mask_in_place));
        if (hash != markOopDesc::no_hash) {
          header = header->copy_set_hash(hash);
        }
        markOop new_header = (markOop) ((uintptr_t) header | thread_ident);
        // debugging hint
        DEBUG_ONLY(entry->lock()->set_displaced_header((markOop) (uintptr_t) 0xdeaddead);)
        if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), header) == header) {
           // CAS修改成功
          if (PrintBiasedLockingStatistics)
            (* BiasedLocking::anonymously_biased_lock_entry_count_addr())++;
        }
        else {
          // 如果修改失败说明存在多线程竞争，所以进入monitorenter方法
          CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
        }
        success = true;
      }
    }

    // 如果偏向线程不是当前线程或没有开启偏向模式等原因都会导致success==false
    if (!success) {
      // 轻量级锁的逻辑
      //code 9: 构造一个无锁状态的Displaced Mark Word，并将Lock Record的lock指向它
      markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();
      entry->lock()->set_displaced_header(displaced);
      //如果指定了-XX:+UseHeavyMonitors，则call_vm=true，代表禁用偏向锁和轻量级锁
      bool call_vm = UseHeavyMonitors;
      // 利用CAS将对象头的mark word替换为指向Lock Record的指针
      if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) {
        // 判断是不是锁重入
        if (!call_vm && THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) {
          //code 10: 如果是锁重入，则直接将Displaced Mark Word设置为null
          entry->lock()->set_displaced_header(NULL);
        } else {
          CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
        }
      }
    }
    UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
  } else {
    // lock record不够，重新执行
    istate->set_msg(more_monitors);
    UPDATE_PC_AND_RETURN(0); // Re-execute
  }
}

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解锁

      /**
       * （轻量级锁）解锁流程
       * */
      CASE(_monitorexit): {
        oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
        CHECK_NULL(lockee);

        BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base();
        BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base();
        // （挨个遍历当前线程栈中的Lock Record）
        while (most_recent != limit ) {
          // (Lock Record 的obj是否是需解锁的锁对象)
          if ((most_recent)->obj() == lockee) {
            BasicLock* lock = most_recent->lock();
            markOop header = lock->displaced_header();
            // （将obj设置为null（作删除处理））
            most_recent->set_obj(NULL);
            // If it isn't recursive we either must swap old header or call the runtime
            if (header != NULL) {
              // （非重入，CAS替换对象头的markword 为Lock Rocord中的displaced markword）
              if (Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), lock) != lock) {
                // restore object for the slow case
                // （替换失败，表示锁已膨胀为重量级锁，此时markword指向ObjectMonitor的地址）
                most_recent->set_obj(lockee);
                // (走重量级锁的锁退出流程)
                CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorexit(THREAD, most_recent), handle_exception);
              }
            }
            UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
          }
          most_recent++;
        }
        // Need to throw illegal monitor state exception
        CALL_VM(InterpreterRuntime::throw_illegal_monitor_state_exception(THREAD), handle_exception);
        ShouldNotReachHere();
      }

重量级锁

重量级锁是基于monitor模型进行实现的。

重量级锁是如何体现重量级的？

①：需要创建monitor，包含阻塞队列、竞争队列、继承者、锁拥有者等大量数据，会占用大量内存。

②：需要调用操作系统对线程进行park、unpark操作，会涉及到cpu在用户态和内核态之间切换，开销大。

③：monitor所运行的VM线程（内核线程）需要操作系统将那些调度，耗费时间。

monitor的初始化

①：monitor并不是一下子初始化完成的。

②：monitor在初始化的过程中，如果有线程进来获取锁，则会进行自旋。

③：线程进入monitor后会被封装成一个ObjectWaiter（双向链表结构），然后park住当前线程。当有线程退出锁后会进行unpark操作（唤醒操作涉及到操作系统，会产生额外的开销）。

ObjectWaiter的结构：

class ObjectWaiter : public StackObj {
  // ...
  ObjectWaiter * volatile _next;
  ObjectWaiter * volatile _prev;
  Thread*       _thread;
  // ...
};

monitor的组成

  volatile markOop        _header;                   // displaced object header word - mark
  void*   volatile        _object;                   // backward object pointer - strong root
  void *  volatile        _owner;                    // pointer to owning thread OR BasicLock
  volatile                jlong _previous_owner_tid; // thread id of the previous owner of the monitor
  volatile intptr_t       _recursions;               // recursion count, 0 for first entry
  int                     OwnerIsThread ;            // _owner is (Thread *) vs SP/BasicLock
  ObjectWaiter * volatile _cxq ;                     // LL of recently-arrived threads blocked on entry.
  ObjectWaiter * volatile _EntryList ;               // Threads blocked on entry or reentry.
  Thread * volatile       _succ ;                    // Heir presumptive thread - used for futile wakeup throttling
  volatile intptr_t       _count;
  volatile intptr_t       _waiters;                  // number of waiting threads
  ObjectWaiter * volatile _WaitSet;                  // LL of threads wait()ing on the monitor

monitor的工作流程

阻塞队列中的线程进入_cxq、_EntryList队列的过程有着不同的策略：

• policy == 0，头插_EntryList
• policy == 1，尾插_EntryList
• policy == 2，头插_cxq
• policy == 3，尾插_cxq

源码分析

加锁第一阶段

这部分代码并没有创建monitor。

大部分工作是对锁状态做判断、安全点的检查，考虑无锁、轻量级锁的重入情况，因为锁升级为重量级锁就直接进内核态了，消耗资源太多。

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InterpreterRuntime.cpp#monitorenter源码：

IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem))
#ifdef ASSERT
  thread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem);
#endif
  if (PrintBiasedLockingStatistics) {
    Atomic::inc(BiasedLocking::slow_path_entry_count_addr());
  }
  Handle h_obj(thread, elem->obj());
  assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(h_obj()),
         "must be NULL or an object");
  // 开启偏向锁
  if (UseBiasedLocking) {
    // Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflation
    ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK);
  } else {
    ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK);
  }
  assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(elem->obj()),
         "must be NULL or an object");
#ifdef ASSERT
  thread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem);
#endif
IRT_END

主要还是看ObjectSynchronizer::fast_enter、ObjectSynchronizer::slow_enter，这部分源码在synchronizer.cpp中。

void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock, bool attempt_rebias, TRAPS) {
 // 开启偏向锁
 if (UseBiasedLocking) {
    if (!SafepointSynchronize::is_at_safepoint()) {
      // 不在安全点(安全点指所有java线程都停在安全点，只有vm线程运行)，需要撤销并重偏向
      BiasedLocking::Condition cond = BiasedLocking::revoke_and_rebias(obj, attempt_rebias, THREAD);
      if (cond == BiasedLocking::BIAS_REVOKED_AND_REBIASED) {
        return;
      }
    } else {
      assert(!attempt_rebias, "can not rebias toward VM thread");
      // 在安全点进行偏向锁的撤销
      BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj);
    }
    assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now");
 }

 // 上述操作是要保证在进入重量级锁之前锁状态应该处于轻量级锁
 slow_enter (obj, lock, THREAD) ;
}

/**
 * slow enter
 * 主要对锁状态做判断，考虑无锁、轻量级锁的重入情况，因为锁升级为重量级锁就直接进内核态了，消耗资源太多。
 * */
void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
  markOop mark = obj->mark();
  assert(!mark->has_bias_pattern(), "should not see bias pattern here");

  // （mark word是无锁状态）
  if (mark->is_neutral()) {
    lock->set_displaced_header(mark);
    if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) {
      TEVENT (slow_enter: release stacklock) ;
      return ;
    }
  } else
  // （如果是锁重入）
  if (mark->has_locker() && THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {
    assert(lock != mark->locker(), "must not re-lock the same lock");
    assert(lock != (BasicLock*)obj->mark(), "don't relock with same BasicLock");
    lock->set_displaced_header(NULL);
    return;
  }

  // markword的值设置为值为marked_value的markword（不能看起来无锁，也不能看起来像持有偏向锁、轻量级锁的情况）
  lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());
  // 膨胀为重量级锁，enter方法后面进入重量级锁的抢占流程
  ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);
}

如果是进入fast_enter()，那么就会再进行一次偏向锁开启的判断，再进入slow_enter()的逻辑中去，那么为什么不开始就直接进行slow_enter呢？就为了判断下锁偏向和撤销吗？这部分逻辑也完全可以写到slow_enter中去。这么写的原因未知。

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加锁第二阶段

形成monitor，用来调度竞争锁的线程。

先看锁的膨胀过程：

ObjectMonitor * ATTR ObjectSynchronizer::inflate (Thread * Self, oop object) {
  // 自旋
  for (;;) {
      const markOop mark = object->mark() ;
      assert (!mark->has_bias_pattern(), "invariant") ;

      // The mark can be in one of the following states:
      // *  Inflated     - just return（膨胀完成，直接返回）
      // *  Stack-locked - coerce it to inflated（轻量级加锁状态）
      // *  INFLATING    - busy wait for conversion to complete（膨胀中）
      // *  Neutral      - aggressively inflate the object.（无锁状态）
      // *  BIASED       - Illegal.  We should never see this（）（偏向锁，非法，这里不能出现）

      // CASE: inflated
      if (mark->has_monitor()) {
          ObjectMonitor * inf = mark->monitor() ;
          assert (inf->header()->is_neutral(), "invariant");
          assert (inf->object() == object, "invariant") ;
          assert (ObjectSynchronizer::verify_objmon_isinpool(inf), "monitor is invalid");
          return inf ;
      }

      // 膨胀中，进行下一轮自旋
      if (mark == markOopDesc::INFLATING()) {
         TEVENT (Inflate: spin while INFLATING) ;
         ReadStableMark(object) ;
         continue ;
      }

      // 轻量级锁状态
      if (mark->has_locker()) {
          // 为当前线程分配一个monitor
          ObjectMonitor * m = omAlloc (Self) ;
          m->Recycle();
          m->_Responsible  = NULL ;
          m->OwnerIsThread = 0 ;
          m->_recursions   = 0 ;
          m->_SpinDuration = ObjectMonitor::Knob_SpinLimit ;   // Consider: maintain by type/class

          // CAS操作：尝试将markword设置为INFLATING状态，失败进行下一轮自旋
          markOop cmp = (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr (markOopDesc::INFLATING(), object->mark_addr(), mark) ;
          if (cmp != mark) {
             omRelease (Self, m, true) ;
             continue ;       // Interference -- just retry
          }

          markOop dmw = mark->displaced_mark_helper() ;
          assert (dmw->is_neutral(), "invariant") ;

          m->set_header(dmw) ;
          m->set_owner(mark->locker());
          m->set_object(object);

          guarantee (object->mark() == markOopDesc::INFLATING(), "invariant") ;
          object->release_set_mark(markOopDesc::encode(m));

          if (ObjectMonitor::_sync_Inflations != NULL) ObjectMonitor::_sync_Inflations->inc() ;
          TEVENT(Inflate: overwrite stacklock) ;
          if (TraceMonitorInflation) {
            if (object->is_instance()) {
              ResourceMark rm;
              tty->print_cr("Inflating object " INTPTR_FORMAT " , mark " INTPTR_FORMAT " , type %s",
                (void *) object, (intptr_t) object->mark(),
                object->klass()->external_name());
            }
          }
          return m ;
      }

      /**
      * 走到这里说明1：monitor 未膨胀完成 2：monitor不在膨胀过程中 3：锁状态也不是轻量级状态
      * 能走到这里说明锁状态已经变为无锁状态了
      */
      assert (mark->is_neutral(), "invariant");
      ObjectMonitor * m = omAlloc (Self) ;
      m->Recycle();
      m->set_header(mark);
      m->set_owner(NULL);
      m->set_object(object);
      m->OwnerIsThread = 1 ;
      m->_recursions   = 0 ;
      m->_Responsible  = NULL ;
      m->_SpinDuration = ObjectMonitor::Knob_SpinLimit ;       // consider: keep metastats by type/class
     // (省略部分代码)

      return m ;
  }
}

ObjectSynchronizer::omAlloc的作用：

尝试从线程的本地omFreeList 分配。线程将首先尝试从其本地列表中分配，然后从全局列表中，只有在那些尝试失败后，线程才会尝试实例化新的监视器。线程本地空闲列表占用 加热 ListLock 并改善分配延迟，并减少共享全局列表上的一致性流量。

总之我也没看懂，大概就是分配一个monitor给该线程用...

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加锁第三阶段

当monitor形成之后，线程是阻塞还是拿到锁执行同步块代码，就看线程自己的运气了。

线程进入monitor：

void ATTR ObjectMonitor::EnterI (TRAPS) {
    // 省略部分代码...

    // 尝试获取锁
    if (TryLock (Self) > 0) {
        return ;
    }
    DeferredInitialize () ;
    // 不死心，再来一次
    if (TrySpin (Self) > 0) {
        return ;
    }

    ObjectWaiter node(Self) ;
    Self->_ParkEvent->reset() ;
    node._prev   = (ObjectWaiter *) 0xBAD ;
    node.TState  = ObjectWaiter::TS_CXQ ;

    ObjectWaiter * nxt ;
    for (;;) {
        // 头插_cxq
        node._next = nxt = _cxq ;
        if (Atomic::cmpxchg_ptr (&node, &_cxq, nxt) == nxt) break ;

        // 还来？
        if (TryLock (Self) > 0) {
            return ;
        }
    }
    // 省略部分代码...

    for (;;) {
        if (TryLock (Self) > 0) break ;
        assert (_owner != Self, "invariant") ;
        if ((SyncFlags & 2) && _Responsible == NULL) {
           Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_Responsible, NULL) ;
        }

        // park self
        if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1)) {
            TEVENT (Inflated enter - park TIMED) ;
            Self->_ParkEvent->park ((jlong) RecheckInterval) ;
            // Increase the RecheckInterval, but clamp the value.
            RecheckInterval *= 8 ;
            if (RecheckInterval > 1000) RecheckInterval = 1000 ;
        } else {
            TEVENT (Inflated enter - park UNTIMED) ;
            Self->_ParkEvent->park() ;
        }

        // 唤醒后又可以进行抢锁啦~
        if (TryLock(Self) > 0) break ;
        // 省略部分代码...
    }
    return ;
}

果然synchronized不是公平锁，不过这也太不公平了。

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解锁第一阶段

owner在退出持有锁的时候，会根据monitor的QMode策略，决定继承者的选取方式，选定继承者之前owner仍然会持有锁，以保证并行性。

void ATTR ObjectMonitor::exit(bool not_suspended, TRAPS) {
   // 省略部分代码...

   // 重入次数递减至0
   if (_recursions != 0) {
     _recursions--;        // this is simple recursive enter
     TEVENT (Inflated exit - recursive) ;
     return ;
   }

   if ((SyncFlags & 4) == 0) {
      _Responsible = NULL ;
   }

   // 自旋
   for (;;) {
      // (...) 省略部分代码

      ObjectWaiter * w = NULL ;
      int QMode = Knob_QMode ;

      // 绕过EntryList，直接从_cxq中唤醒线程作为下一个继承者用于竞争锁
      if (QMode == 2 && _cxq != NULL) {
          w = _cxq ;
          assert (w != NULL, "invariant") ;
          assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;
          ExitEpilog (Self, w) ;
          return ;
      }

      // 将_cxq队列中的线程移到_EntryList尾部
      if (QMode == 3 && _cxq != NULL) {
          w = _cxq ;
          for (;;) {
             assert (w != NULL, "Invariant") ;
             ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ;
             if (u == w) break ;
             w = u ;
          }
          assert (w != NULL              , "invariant") ;

          ObjectWaiter * q = NULL ;
          ObjectWaiter * p ;
          for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next) {
              guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;
              p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ;
              p->_prev = q ;
              q = p ;
          }

          ObjectWaiter * Tail ;
          for (Tail = _EntryList ; Tail != NULL && Tail->_next != NULL ; Tail = Tail->_next) ;
          if (Tail == NULL) {
              _EntryList = w ;
          } else {
              // _EntryList 的tail的next执行_cxq的头部
              Tail->_next = w ;
              w->_prev = Tail ;
          }
      }

      // 将_cxq队列中的线程移到_EntryList头部
      if (QMode == 4 && _cxq != NULL) {
          // 如此可以保证最近竞争锁线程处于_EntryList的头部
          w = _cxq ;
          for (;;) {
             assert (w != NULL, "Invariant") ;
             ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ;
             if (u == w) break ;
             w = u ;
          }
          assert (w != NULL              , "invariant") ;

          ObjectWaiter * q = NULL ;
          ObjectWaiter * p ;
          for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next) {
              guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;
              p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ;
              p->_prev = q ;
              q = p ;
          }

          // 此时q为_cxq对了的tail线程
          if (_EntryList != NULL) {
              q->_next = _EntryList ;
              _EntryList->_prev = q ;
          }
          _EntryList = w ;
      }

      // 若_EntryList不为空，QMode = 3 || QMode = 4 会唤醒_EntryList头部线程作为下一位继承者，并进行unpark操作
      w = _EntryList  ;
      if (w != NULL) {
          assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_ENTER, "invariant") ;
          ExitEpilog (Self, w) ;
          return ;
      }

      w = _cxq ;
      if (w == NULL) continue ;

      /*
      * 能走到这里说明在这步采用线程进入_cxq队列，前面的操作中_cxq和_EntryList都是空队列
      */
      for (;;) {
          assert (w != NULL, "Invariant") ;
          ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ;
          if (u == w) break ;
          w = u ;
      }
      TEVENT (Inflated exit - drain cxq into EntryList) ;

      assert (w != NULL              , "invariant") ;
      assert (_EntryList  == NULL    , "invariant") ;

      if (QMode == 1) {
         ObjectWaiter * s = NULL ;
         ObjectWaiter * t = w ;
         ObjectWaiter * u = NULL ;
         // 将_cxq队列反转，s为反转之后的_cxq
         while (t != NULL) {
             guarantee (t->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "invariant") ;
             t->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ;
             u = t->_next ;
             t->_prev = u ;
             t->_next = s ;
             s = t;
             t = u ;
         }
         // 将反转倒序之后的_cxq放进_EntryList中
         _EntryList  = s ;
         assert (s != NULL, "invariant") ;
      } else {
         // QMode == 0 or QMode == 2
         _EntryList = w ;
         ObjectWaiter * q = NULL ;
         ObjectWaiter * p ;
         // 将_cxq由单向链表转为双向链表
         for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next) {
             guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;
             p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ;
             p->_prev = q ;
             q = p ;
         }
      }

      if (_succ != NULL) continue;

      w = _EntryList  ;
      if (w != NULL) {
          guarantee (w->TState == ObjectWaiter::TS_ENTER, "invariant") ;
          ExitEpilog (Self, w) ;
          return ;
      }
   }
}

---

解锁第二阶段

唤醒继承者，让它去尝试获取锁。

// 选取继承者、唤醒继承者队列的头部线程（代码就不看了）：
void ObjectMonitor::ExitEpilog (Thread * Self, ObjectWaiter * Wakee) {
   // Exit protocol:
   // 1. ST _succ = wakee
   // 2. membar #loadstore|#storestore;
   // 2. ST _owner = NULL
   // 3. unpark(wakee)
}

总结

1：无论偏向锁、轻量级锁、重量级锁，都是可重入的。所以熟悉JAVA并发包的ReentrantLock重入锁机制是有必要的。

2：只有重量级锁需要操作系统去进行调度竞争锁的线程。

3：偏向锁的撤销不是为了使锁降级为无锁状态，而是需要先降级再转变为轻量级锁状态。

4：偏向锁的撤销需要等待全局安全点，且锁撤销有一定的开销。所以在多线程竞争激烈的情况下，可以实现关闭偏向锁来进行性能调优。

想看源码的看这些文件。

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其他优化

JDK1.6 对锁的实现引入了大量的优化，如偏向锁、轻量级锁、自旋锁、适应性自旋锁、锁消除、锁粗化等技术来减少锁操作的开销。

①：适应性自旋

升级为重量级锁之前，会尝试自旋一定次数（默认10次，可通过参数-XX : PreBlockSpin来更改）来延缓进入重量级锁的过程。

优点：若真的成功则可以避免锁升级，减少线程进入monitor从而带来的一系列开销。同时当前线程不会经历挂起-唤醒的过程，可以更快响应。

缺点：会一直占用cpu，若自旋失败则是额外的浪费。

②：锁粗化

将连在一起的加锁、解锁操作扩大范围，只进行一次性加锁、解锁操作。

如：

     Object lock = new Object();
     List<String> list = new ArrayList();
     synchronized(lock){
         list.add("a");
     }
     synchronized(lock){
         list.add("b");
     }
     synchronized(lock){
         list.add("c");
     }

优化为：

     Object lock = new Object();
     List<String> list = new ArrayList();
     synchronized(lock){
         list.add("a");
         list.add("b");
         list.add("c");
     }

③：锁消除

若当前线程创建的对象分配在堆，但不会被其他线程使用，那么这段代码就可以不加锁。

或者根据逃逸分析，当前线程new的对象不会被其他线程使用，那么也不需要加锁。

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其他问题

①：当所状态为偏向锁时，如何存储hashcode信息？

若hashCode方法的调用是在对象已经处于偏向锁状态时调用，它的偏向状态会被立即撤销，并且锁会升级为重量级锁。

②：什么线程复用？

两个线程间隔5s启动，markword中thread信息一摸一样这个现象实际上就是JVM线程复用。

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本文参考文章：

①：小米信息部技术团队-synchronized 实现原理

②：synchronized的jvm源码加锁流程分析聊锁的意义

③：Java对象的内存布局

④：盘一盘 synchronized （二）—— 偏向锁批量重偏向与批量撤销

⑤：https://www.bbsmax.com/A/xl56qY9rJr/

⑥：Java并发编程：Synchronized底层优化（偏向锁、轻量级锁）

感触：上网搜很难看到自己想要的内容，甚至有的文章还会起误导性作用。果然还是要好好学习，厉害的大佬比比皆是。在性能调优上哪有什么最优解，只有合适与不合适，重在选择与取舍。