Synchronized的轻量级锁是否自旋

本篇内容介绍了“Synchronized的轻量级锁是否自旋”的有关知识，在实际案例的操作过程中，不少人都会遇到这样的困境，接下来就让小编带领大家学习一下如何处理这些情况吧！希望大家仔细阅读，能够学有所成！

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锁升级想必网上有太多文章说过了，这里提到当轻量级锁 CAS 失败，则当前线程会尝试使用自旋来获取锁。

其实起初我也是这样认为的，毕竟都是这样说的，而且也很有道理。

因为重量级锁会阻塞线程，所以如果加锁的代码执行的非常快，那么稍微自旋一会儿其他线程就不需要锁了，就可以直接 CAS 成功了，因此不用阻塞了线程然后再唤醒。

但是我看了源码之后发现并不是这样的，这段代码在 synchronizer.cpp 中。

所以 CAS 失败了之后，并没有什么自旋操作，如果 CAS 成功就直接 return 了，如果失败会执行下面的锁膨胀方法。

我去锁膨胀的代码ObjectSynchronizer::inflate翻了翻，也没看到自旋操作。

所以从源码来看轻量级锁 CAS 失败并不会自旋而是直接膨胀成重量级锁。

不过为了优化性能，自旋操作在 Synchronized 中确实却有。

那是在已经升级成重量级锁之后，线程如果没有争抢到锁，会进行一段自旋等待锁的释放。

咱们还是看源码说话，单单注释其实就已经说得很清楚了：

毕竟阻塞线程入队再唤醒开销还是有点大的。

我们再来看看 TrySpin 的操作，这里面有自适应自旋，其实从实际函数名就 TrySpin_VaryDuration 就可以反映出自旋是变化的。

至此，有关 Synchronized 自旋问题就完结了，重量级锁竞争失败会有自旋操作，轻量级锁没有这个动作（至少 1.8 源码是这样的），如果有人反驳你，请把这篇文章甩给他哈哈。

不过都说到这儿了，索性我就继续讲讲 Synchronized 吧，毕竟这玩意出镜率还是挺高的。

这篇文章关于 Synchronized 的深度到哪个程度呢？

之后如有面试官问你看过啥源码？

看完这篇文章，你可以回答：我看过 JVM 的源码。

当然源码有点多的，我把 Synchronized 相关的所有操作都过了一遍，还是有点难度的。

不过之前看过我的源码分析的读者就会知道，我都会画个流程图来整理的，所以即使代码看不懂，流程还是可以搞清楚的！

好，发车！

从重量级锁开始说起

Synchronized 在1.6 之前只是重量级锁。

因为会有线程的阻塞和唤醒，这个操作是借助操作系统的系统调用来实现的，常见的 Linux 下就是利用 pthread 的 mutex 来实现的。

我截图了调用线程阻塞的源码，可以看到确实是利用了 mutex。

而涉及到系统调用就会有上下文的切换，即用户态和内核态的切换，我们知道这种切换的开销还是挺大的。

所以称为重量级锁，也因为这样才会有上面提到的自适应自旋操作，因为不希望走到这一步呀！

我们来看看重量级锁的实现原理

Synchronized 关键字可以修饰代码块，实例方法和静态方法，本质上都是作用于对象上。

代码块作用于括号里面的对象，实例方法是当前的实例对象即 this ，而静态方法就是当前的类。

这里有个概念叫临界区。

我们知道，之所以会有竞争是因为有共享资源的存在，多个线程都想要得到那个共享资源，所以就划分了一个区域，操作共享资源资源的代码就在区域内。

可以理解为想要进入到这个区域就必须持有锁，不然就无法进入，这个区域叫临界区。

当用 Synchronized 修饰代码块时

此时编译得到的字节码会有 monitorenter 和 monitorexit 指令，我习惯按照临界区来理解，enter 就是要进入临界区了，exit 就是要退出临界区了，与之对应的就是获得锁和解锁。

实际上这两个指令还是和修饰代码块的那个对象相关的，也就是上文代码中的lockObject。

每个对象都有一个 monitor 对象于之关联，执行 monitorenter 指令的线程就是试图去获取 monitor 的所有权，抢到了就是成功获取锁了。

这个 monitor 下文会详细分析，我们先看下生成的字节码是怎样的。

图片上方是 lockObject 方法编译得到的字节码，下面就是 lockObject 方法，这样对着看比较容易理解。

从截图来看，执行 System.out 之前执行了 monitorenter 执行，这里执行争锁动作，拿到锁即可进入临界区。

调用完之后有个 monitorexit 指令，表示释放锁，要出临界区了。

图中我还标了一个 monitorexit 指令时，因为有异常的情况也需要解锁，不然就死锁了。

从生成的字节码我们也可以得知，为什么 synchronized 不需要手动解锁？

是有人在替我们负重前行啊！编译器生成的字节码都帮咱们做好了，异常的情况也考虑到了。

当用 synchronized 修饰方法时

修饰方法生成的字节码和修饰代码块的不太一样，但本质上是一样。

此时字节码中没有 monitorenter 和 monitorexit 指令，不过在当前方法的访问标记上做了手脚。

我这里用的是 idea 的插件来看字节码，所以展示的字面结果不太一样，不过 flag 标记是一样的：0x0021 ，是 ACC_PUBLIC 和 ACC_SYNCHRONIZED 的结合。

原理就是修饰方法的时候在 flag 上标记 ACC_SYNCHRONIZED，在运行时常量池中通过 ACC_SYNCHRONIZED 标志来区分，这样 JVM 就知道这个方法是被 synchronized 标记的，于是在进入方法的时候就会进行执行争锁的操作，一样只有拿到锁才能继续执行。

然后不论是正常退出还是异常退出，都会进行解锁的操作，所以本质还是一样的。

这里还有个隐式的锁对象就是我上面提到的，修饰实例方法就是 this，修饰类方法就是当前类(关于这点是有坑的，我写的这篇文章分析过)。

我还记得有个面试题，好像是面字节跳动时候问的，面试官问 synchronized  修饰方法和代码块的时候字节码层面有什么区别？。

怎么说？不知不觉距离字节跳动又更近了呢。

我们再来继续深入 synchronized

从上文我们已经知道 synchronized 是作用于对象身上的，但是没细说，我们接下来剖析一波。

在 Java 中，对象结构分为对象头、实例数据和对齐填充。

而对象头又分为：MarkWord 、 klass pointer、数组长度(只有数组才有)，我们的重点是锁，所以关注点只放在 MarkWord 上。

我再画一下 64 位时 MarkWord 在不同状态下的内存布局（里面的 monitor 打错了，但是我不准备改，留个印记哈哈）。

MarkWord 结构之所以搞得这么复杂，是因为需要节省内存，让同一个内存区域在不同阶段有不同的用处。

记住这个图啊，各种锁操作都和这个 MarkWord 有很强的联系。

从图中可以看到，在重量级锁时，对象头的锁标记位为 10，并且会有一个指针指向这个 monitor 对象，所以锁对象和 monitor 两者就是这样关联的。

而这个 monitor 在 HotSpot 中是 c++ 实现的，叫 ObjectMonitor，它是管程的实现，也有叫监视器的。

它长这样，重点字段我都注释了含义，还专门截了个头文件的注释：

暂时记忆一下，等下源码和这几个字段关联很大。

synchronized 底层原理

先来一张图，结合上面 monitor 的注释，先看看，看不懂没关系，有个大致流转的印象即可：

好，我们继续。

前面我们提到了 monitorenter 这个指令，这个指令会执行下面的代码：

我们现在分析的是重量级锁，所以不关心偏向的代码，而 slow_enter 方法文章一开始的截图就是了，最终会执行到 ObjectMonitor::enter 这个方法中。

可以看到重点就是通过 CAS 把 ObjectMonitor 中的 _owner 设置为当前线程，设置成功就表示获取锁成功。

然后通过 recursions 的自增来表示重入。

如果 CAS 失败的话，会执行下面的一个循环：

EnterI 的代码其实上面也已经截图了，这里再来一次，我把重要的入队操作加上，并且删除了一些不重要的代码：

先再尝试一下获取锁，不行的话就自适应自旋，还不行就包装成 ObjectWaiter 对象加入到 _cxq 这个单向链表之中，挣扎一下还是没抢到锁的话，那么就要阻塞了，所以下面还有个阻塞的方法。

可以看到不论哪个分支都会执行 Self->_ParkEvent->park()，这个就是上文提到的调用 pthread_mutex_lock。

至此争抢锁的流程已经很清晰了，我再画个图来理一理。

接下来再看看解锁的方法

ObjectMonitor::exit 就是解锁时会调用的方法。

可重入锁就是根据 _recursions 来判断的，重入一次 _recursions++，解锁一次 _recursions--，如果减到 0 说明需要释放锁了。

然后此时解锁的线程还会唤醒之前等待的线程，这里有好几种模式，我们来看看。

如果 QMode == 2 && _cxq != NULL的时候：

如果QMode == 3 && _cxq != NULL的时候，我就截取了一部分代码：

如果 QMode == 4 && _cxq != NULL的时候：

如果 QMode 不是 2 的话，最终会执行：

至此，解锁的流程就完毕了！我再画一波流程图：

接下来再看看调用 wait 的方法

没啥花头，就是将当前线程加入到 _waitSet 这个双向链表中，然后再执行 ObjectMonitor::exit 方法来释放锁。

接下来再看看调用 notify 的方法

也没啥花头，就是从 _waitSet 头部拿节点，然后根据策略选择是放在 cxq 还是 EntryList 的头部或者尾部，并且进行唤醒。

至于 notifyAll 我就不分析了，一样的，无非就是做了个循环，全部唤醒。

至此 synchronized 的几个操作都齐活了，出去可以说自己深入研究过  synchronized 了。

现在再来看下这个图，应该心里很有数了。

为什么会有_cxq 和 _EntryList 两个列表来放线程？

因为会有多个线程会同时竞争锁，所以搞了个 _cxq 这个单向链表基于 CAS 来 hold 住这些并发，然后另外搞一个 _EntryList 这个双向链表，来在每次唤醒的时候搬迁一些线程节点，降低 _cxq 的尾部竞争。

引入自旋

synchronized 的原理大致应该都清晰了，我们也知道了底层会用到系统调用，会有较大的开销，那思考一下该如何优化？

从小标题就已经知道了，方案就是自旋，文章开头就已经说了，这里再提一提。

自旋其实就是空转 CPU，执行一些无意义的指令，目的就是不让出 CPU 等待锁的释放。

正常情况下锁获取失败就应该阻塞入队，但是有时候可能刚一阻塞，别的线程就释放锁了，然后再唤醒刚刚阻塞的线程，这就没必要了。

所以在线程竞争不是很激烈的时候，稍微自旋一会儿，指不定不需要阻塞线程就能直接获取锁，这样就避免了不必要的开销，提高了锁的性能。

但是自旋的次数又是一个难点，在竞争很激烈的情况，自旋就是在浪费 CPU，因为结果肯定是自旋一会让之后阻塞。

所以 Java 引入的是自适应自旋，根据上次自旋次数，来动态调整自旋的次数，这就叫结合历史经验做事。

注意这是重量级锁的步骤，别忘了文章开头说的~。

至此，synchronized 重量级锁的原理应该就很清晰了吧? 小结一下

synchronized 底层是利用 monitor 对象，CAS 和 mutex 互斥锁来实现的，内部会有等待队列(cxq 和 EntryList)和条件等待队列(waitSet)来存放相应阻塞的线程。

未竞争到锁的线程存储到等待队列中，获得锁的线程调用 wait 后便存放在条件等待队列中，解锁和 notify 都会唤醒相应队列中的等待线程来争抢锁。

然后由于阻塞和唤醒依赖于底层的操作系统实现，系统调用存在用户态与内核态之间的切换，所以有较高的开销，因此称之为重量级锁。

所以又引入了自适应自旋机制，来提高锁的性能。

现在要引入轻量级锁了

我们再思考一下，是否有这样的场景：多个线程都是在不同的时间段来请求同一把锁，此时根本就用不需要阻塞线程，连 monitor 对象都不需要，所以就引入了轻量级锁这个概念，避免了系统调用，减少了开销。

在锁竞争不激烈的情况下，这种场景还是很常见的，可能是常态，所以轻量级锁的引入很有必要。

在介绍轻量级锁的原理之前，再看看之前 MarkWord 图。

轻量级锁操作的就是对象头的 MarkWord 。

如果判断当前处于无锁状态，会在当前线程栈的当前栈帧中划出一块叫 LockRecord 的区域，然后把锁对象的 MarkWord 拷贝一份到 LockRecord 中称之为 dhw(就是那个set_displaced_header 方法执行的)里。

然后通过 CAS 把锁对象头指向这个 LockRecord 。

轻量级锁的加锁过程：

如果当前是有锁状态，并且是当前线程持有的，则将 null 放到 dhw 中，这是重入锁的逻辑。

我们再看下轻量级锁解锁的逻辑：

逻辑还是很简单的，就是要把当前栈帧中 LockRecord 存储的 markword （dhw）通过 CAS 换回到对象头中。

如果获取到的 dhw 是 null 说明此时是重入的，所以直接返回即可，否则就是利用 CAS 换，如果 CAS 失败说明此时有竞争，那么就膨胀！

关于这个轻量级加锁我再多说几句。

每次加锁肯定是在一个方法调用中，而方法调用就是有栈帧入栈，如果是轻量级锁重入的话那么此时入栈的栈帧里面的 dhw 就是 null，否则就是锁对象的 markword。

这样在解锁的时候就能通过 dhw 的值来判断此时是否是重入的。

现在要引入偏向锁

我们再思考一下，是否有这样的场景：一开始一直只有一个线程持有这个锁，也不会有其他线程来竞争，此时频繁的 CAS 是没有必要的，CAS 也是有开销的。

所以 JVM 研究者们就搞了个偏向锁，就是偏向一个线程，那么这个线程就可以直接获得锁。

我们再看看这个图，偏向锁在第二行。

原理也不难，如果当前锁对象支持偏向锁，那么就会通过 CAS 操作：将当前线程的地址(也当做唯一ID)记录到 markword 中，并且将标记字段的最后三位设置为 101。

之后有线程请求这把锁，只需要判断 markword 最后三位是否为 101，是否指向的是当前线程的地址。

还有一个可能很多文章会漏的点，就是还需要判断 epoch 值是否和锁对象的类中的 epoch 值相同。

如果都满足，那么说明当前线程持有该偏向锁，就可以直接返回。

这 epoch 干啥用的？

可以理解为是第几代偏向锁。

偏向锁在有竞争的时候是要执行撤销操作的，其实就是要升级成轻量级锁。

而当一类对象撤销的次数过多，比如有个 Yes 类的对象作为偏向锁，经常被撤销，次数到了一定阈值(XX:BiasedLockingBulkRebiasThreshold，默认为 20 )就会把当代的偏向锁废弃，把类的 epoch 加一。

所以当类对象和锁对象的 epoch 值不等的时候，当前线程可以将该锁重偏向至自己，因为前一代偏向锁已经废弃了。

不过为保证正在执行的持有锁的线程不能因为这个而丢失了锁，偏向锁撤销需要所有线程处于安全点，然后遍历所有线程的 Java 栈，找出该类已加锁的实例，并且将它们标记字段中的 epoch 值加 1。

当撤销次数超过另一个阈值(XX:BiasedLockingBulkRevokeThreshold，默认值为 40)，则废弃此类的偏向功能，也就是说这个类都无法偏向了。

至此整个 Synchronized 的流程应该都比较清楚了。

我是反着来讲锁升级的过程的，因为事实上是先有的重量级锁，然后根据实际分析优化得到的偏向锁和轻量级锁。

包括期间的一些细节应该也较为清楚了，我觉得对于 Synchronized 了解到这份上差不多了。

我再搞了张 openjdk wiki 上的图，看看是不是很清晰了：

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