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前段时间把 Object.await() 和 Object.notify()、LockSupport.park() 和 LockSupport.unpark() 差不多理解了，不过在跟踪 C++ 源码的时候看到了 ObjectMonitor.cpp 这个类（在 await() 释放锁和被 notify() 后重新获取锁的时候会调用这部分代码）；在看这里面的实现的时候，发现，咦？怎么它内部的逻辑和 synchronized 的特点如此之像！后来发现原来这里面就有 synchronized 底层实现。
以前通过文档学习了 synchronized 的用法及特点，但是并没有了解它的原理，如今终于知道了它为什么有这些特点了！
不仅如此，在这个过程中还把之前学到的一些知识点（对象的内存布局中的 Mark Word 那一部分）串了起来，有种恍然大悟的感觉！
下面就来对 synchronized 关键字做一个整理，加深记忆。
一、基础篇
1、synchronized 怎么用？
/**
* @author happyfeet
* @since Jan 19, 2020
*/
public class SynchronizedUsageExample {
private static int staticCount;
private final Object lock = new Object();
private int count;
public static synchronized int synchronizedOnStaticMethod() {
return staticCount++;
}
public synchronized void synchronizedOnInstanceMethod() {
count++;
}
public int synchronizedOnCodeBlock() {
synchronized (lock) {
return count++;
}
}
}
复制代码很简单的一个例子，不过涵盖了 synchronized 的所有用法：
- （1）作用于静态方法
- （2）作用于实例方法
- （3）作用于代码块
2、synchronized 有哪些特点？
-
总是需要一个对象作为锁
-
作用于静态方法时锁是 class 对象
-
作用于实例方法时锁是当前实例对象，即 this
-
作用于代码块时锁是括号里的对象，即上例中的 lock 对象
-
-
同一把锁同一时刻只能被一个线程所持有，不同锁之间互不影响
当多个线程访问同步代码块时，需要先获取锁，有且仅有一个线程可以获取到锁，没有获取到锁的线程会被阻塞，直到获取到锁；不同锁之间互不影响。
我们来看个例子：
/**
* @author happyfeet
* @since Feb 03, 2020
*/
public class SynchronizedLockExample {
private final Object lock = new Object();
public static void main(String[] args) {
SynchronizedLockExample lockExample = new SynchronizedLockExample();
Thread thread1 = new Thread(() -> lockExample.synchronizedOnCodeBlock(), "thread-1");
Thread thread2 = new Thread(() -> lockExample.synchronizedOnCodeBlock(), "thread-2");
Thread thread3 = new Thread(() -> lockExample.synchronizedOnInstanceMethod(), "thread-3");
Thread thread4 = new Thread(() -> lockExample.synchronizedOnInstanceMethod(), "thread-4");
sleepOneSecond();
thread1.start();
sleepOneSecond();
thread2.start();
sleepOneSecond();
thread3.start();
sleepOneSecond();
thread4.start();
while (true) {
}
}
private synchronized void synchronizedOnInstanceMethod() {
println("I'm in synchronizedOnInstanceMethod, thread name is {}.", Thread.currentThread().getName());
while (true) {
// do something
}
}
private void synchronizedOnCodeBlock() {
synchronized (lock) {
println("I'm in synchronizedOnCodeBlock, thread name is {}.", Thread.currentThread().getName());
while (true) {
// do something
}
}
}
private static void sleepOneSecond() {
try {
Thread.sleep(1000);
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
}
}
复制代码执行 main 函数，程序输出如下：
2020-02-03T10:19:12.993 thread thread-1 : I'm in synchronizedOnCodeBlock, thread name is thread-1.
2020-02-03T10:19:14.984 thread thread-3 : I'm in synchronizedOnInstanceMethod, thread name is thread-3.
复制代码Dump Threads，查看各个线程的运行状态，如图所示：
代码简介
非常简单的一个例子，两个方法：synchronizedOnInstanceMethod 和 synchronizedOnCodeBlock（两个方法内部均为死循环，模拟正在处理业务逻辑，线程会一直持有锁）；
其中，synchronizedOnInstanceMethod 方法以 this 对象作为锁，synchronizedOnCodeBlock 以 lock 对象作为锁，然后启动了 4 个线程调用这两个方法：thread-1 和 thread-2 调用 synchronizedOnCodeBlock 方法，thread-3 和 thread-4 调用 synchronizedOnInstanceMethod 方法。
结果分析
从程序输出可以看到，thread-1 和 thread-3 都进入到了同步代码块内，处于 RUNNABLE 状态；由于 lock 和 this 锁分别被 thread-1 和 thread-3 所持有，thread-2 和 thread-4 无法获取到相应的锁，于是都处于 BLOCKED 状态。仔细看上面的截图可以发现，thread-4 正在等待获取 this 对象锁（同样的，thread-2 正在等待获取 lock 对象锁，不过截图中没有体现出来）：
- waiting to lock <0x000000076acf00f0> (a com.yhh.example.concurrency.SynchronizedLockExample)
复制代码一些拓展
同一个类中，所有被 synchronized 修饰的静态方法使用的锁都是 class 对象；所有被 synchronized 修饰的实例方法使用的锁都是 this 对象；所以，对于这种：
private synchronized void method1() {
// do something
}
private synchronized void method2() {
// do something
}
private synchronized void method3() {
// do something
}
复制代码其实都是公用 this 对象这一把锁，如果 this 锁被线程 A 通过某个方法比如 method1() 将锁持有，那么，其他线程调用 method1()、method2()、method3() 时都会被阻塞；静态方法也是如此。
这里的核心点是：同一把锁同一时刻只能被一个线程所持有。
-
可重入
synchronized 是可重入锁，可重入锁指的是在一个线程中可以多次获取同一把锁。
可重入锁最大的作用就是避免死锁。可以参考这里面的回答：java的可重入锁用在哪些场合？
二、高级篇
3、从字节码的角度看 synchronized
以 SynchronizedUsageExample 为例，反编译得到字节码如下（省略了一些不重要的字节码）：
Classfile /Users/happyfeet/projects/java/sampleJava/src/main/java/com/yhh/example/concurrency/SynchronizedUsageExample.class
...
{
public static synchronized int synchronizedOnStaticMethod();
descriptor: ()I
flags: ACC_PUBLIC, ACC_STATIC, ACC_SYNCHRONIZED // 同步标记
Code:
stack=3, locals=0, args_size=0
0: getstatic #4 // Field staticCount:I
3: dup
4: iconst_1
5: iadd
6: putstatic #4 // Field staticCount:I
9: ireturn
LineNumberTable:
line 14: 0
public synchronized void synchronizedOnInstanceMethod();
descriptor: ()V
flags: ACC_PUBLIC, ACC_SYNCHRONIZED // 同步标记
Code:
stack=3, locals=1, args_size=1
0: aload_0
1: dup
2: getfield #5 // Field count:I
5: iconst_1
6: iadd
7: putfield #5 // Field count:I
10: return
LineNumberTable:
line 18: 0
line 19: 10
public int synchronizedOnCodeBlock();
descriptor: ()I
flags: ACC_PUBLIC
Code:
stack=4, locals=3, args_size=1
0: aload_0
1: getfield #3 // Field lock:Ljava/lang/Object;
4: dup
5: astore_1
6: monitorenter // enter the monitor
7: aload_0
8: dup
9: getfield #5 // Field count:I
12: dup_x1
13: iconst_1
14: iadd
15: putfield #5 // Field count:I
18: aload_1
19: monitorexit // exit the monitor（正常退出）
20: ireturn
21: astore_2
22: aload_1
23: monitorexit // exit the monitor（出现异常时走的逻辑）
24: aload_2
25: athrow
Exception table:
from to target type
7 20 21 any
21 24 21 any
LineNumberTable:
line 22: 0
...
}
SourceFile: "SynchronizedUsageExample.java"
复制代码将有 synchronized 修饰的方法与普通方法对比，可以得到：
-
有 synchronized 修饰的方法的 flags 中多了一个同步标记：ACC_SYNCHRONIZED
-
有 synchronized 修饰的代码块中出现了成对的 monitorenter 和 monitorexit（注意：上面字节码中第二个 monitorexit 是处理异常，说明在执行第一个 monitorexit 之前程序出现了异常）
4、ACC_SYNCHRONIZED、monitorenter 和 monitorexit
这几个的作用，需要从 JVM 规范中去找，主要是这几个地方：
JVM 的同步机制是通过 monitor （监视器锁）的进入和退出实现的。这里是 JVM 所定义的规范，不仅仅是 Java 语言，其他可以运行于 JVM 上的语言同样适用，例如：Scala。
对于 Java 语言来说，比较常用的同步实现就是使用 synchronized 关键字，作用于方法和代码块上。
（1）同步标记：ACC_SYNCHRONIZED
当 synchronized 作用于方法上时，反编译成字节码之后会发现方法的 flags 中会有一个同步标记：ACC_SYNCHRONIZED。
对于有 ACC_SYNCHRONIZED 标记的方法，线程在执行方法时的步骤是这样的：
- enters the monitor
- invokes the method itself
- exits the monitor whether the method invocation completes normally or abruptly
（2）monitorenter 和 monitorexit 指令
当 synchronized 作用于代码块时，可以发现字节码中出现了成对的 monitorenter 和 monitorexit 指令。
我们来看看 JVM 规范中是怎么描述这两个指令的：
作用
获取对象的 monitor
参数
objectref，必须是对象引用，如果为 null 则抛出 NPE
描述
每个对象与一个 monitor 关联，monitor 只有在拥有 owner 的情况下才被锁定。当一个线程执行到 monitorenter 指令时会尝试获取对象锁所关联的 monitor，获取规则如下：
- 如果 monitor 的 entry count 为0，则该线程可以进入 monitor，并将 monitor 的 entry count 的值设为 1，该线程成为 monitor 的 owner；
- 如果当前线程已经拥有该 monitor，只是重新进入（reenter），则将 monitor 的 entry count 的值加 1；
- 如果 monitor 的 owner 是其他线程，则当前线程进入阻塞状态，直到 monitor 的 entry count 为 0 之后再次尝试获取 monitor。
作用
释放对象的 monitor
参数
objectref，必须是对象引用，如果为 null 则抛出 NPE
描述
执行 monitorexit 的线程必须是 objectref 关联的 monitor 的 owner，如果不是则抛出 IllegalMonitorStateException；
执行 monitorexit 的效果就是将 objectref 关联的 monitor 的 entry count 的值减 1，当 entry count 的值变为 0 时，当前线程将释放对象的 monitor，不再是该 monitor 的 owner。
到了这，对于 synchronized 的使用基本上是没有什么问题了；不过对于 synchronized 的执行过程还没有一个完整的认识，下面我们来看一看 synchronized 在 HotSpot 中是如何执行的？
三、成神篇
5、偏向锁、轻量级锁和重量级锁？
我们先来看看什么是偏向锁、轻量级锁和重量级锁？后续讲 synchronized 在 HotSpot 中的执行过程中会讲到这些锁是如何获取的。
（1）偏向锁
偏向锁是 JDK 1.6 加入的，其目的是消除数据在无竞争情况下的同步原语，进一步提高程序的性能。
如果开启了偏向锁，锁会偏向于第一个获得它的线程，如果后续的执行过程该锁没有被其他线程获取，则持有偏向锁的线程将永远不需要再进行同步；
而一旦出现多个线程竞争同一把锁，就必须撤销偏向锁，撤销完之后再执行轻量级锁的同步操作，此时就会带来额外的锁撤销的消耗。
偏向锁可以提高带有同步但无竞争的程序性能，但如果程序中大多数锁总是被多个不同的线程访问，那偏向模式就是多余的；
JDK 1.6 默认开启，可以通过参数 -XX:-UseBiasedLocking 禁用偏向锁。
偏向锁是直接修改 Mark Word 中的 lock（标志位）和 biased_lock（是否偏向锁），偏向线程 ID 也直接存储于锁对象的 Mark Word 中。
（2）轻量级锁
轻量级锁也是 JDK 1.6 加入的，其目的是在线程交替执行的情况下，减少传统的重量级锁使用操作系统互斥量产生的性能消耗。
轻量级锁会在当前线程的栈帧中建立一个名为 Lock Record 的空间，用于存储锁对象目前的 Mark Word 的拷贝，然后通过 CAS 尝试将对象的 Mark Word 更新为指向 Lock Record 的指针。如果更新成功，说明这个线程拥有了该对象锁，同时对象 Mark Word 的锁标志位转变为 “00”，表明此对象处于轻量级锁定状态。
当两个以上线程竞争同一个锁，那么轻量级锁不再有效，需要膨胀为重量级锁。此时除了互斥量的开销外，还有额外的轻量级锁的加锁和解锁操作，因此，在有竞争的情况下，轻量级锁会比传统的重量级锁更慢。
既然如此，那为什么还需要有轻量级锁呢？因为 “对于绝大部分锁，在整个同步周期内都是不存在竞争的”，这是一个经验数据。
（3）重量级锁
重量级锁是通过对象内部的监视器（monitor）实现，锁对象的 Mark Word 指向一个类型为 ObjectMonitor 的对象指针；monitor 的本质是依赖于底层操作系统的 Mutex Lock 实现，操作系统实现线程同步时，需要进行系统调用，需要从用户态（User Mode）到内核态（Kernel Mode）的切换，代价相对较高。
三种锁的适用场景如下：
- 偏向锁：适用于只有一个线程获取锁
- 轻量级锁：适用于多个线程交替获取锁，不存在竞争
- 重量级锁：适用于多个线程竞争同一个锁
6、synchronized 在 HotSpot 中的执行过程
这里主要目的是对 synchronized 的执行过程有一个大概的认识，所以省略了很多代码及注释（注释其实很重要，不过为了篇幅起见，都去掉了），只保留了一些关键的 C++ 源码，如需查看完整 C++ 源码可以点击代码片段后面的链接查看。
synchronized 的 HotSpot 实现依赖于对象头的 Mark Word，关于 Mark Word 可以参考：深入理解Java虚拟机之----对象的内存布局 中的 Mark Word 模块，这是其中一张关于 64 位系统的 Mark Word 示例图片：
对于 synchronized 方法会多一个 ACC_SYNCHRONIZED 同步标记，线程在执行方法时的步骤为：
enters the monitor=>invoke method=>exits the monitor这里对于
enters the monitor具体做了啥不是很清楚，不过我猜想应该是和 monitorenter 指令的行为是一致的；同样的，exits the monitor与 monitorexit 指令一致。可以参考：Java synchronized是否有对应的字节码指令实现？ 和 R 大的读书笔记 第146页 Threads and Synchronization - The Java bytecode implementation
以下为自己的一些理解（可能会有不对的地方），仅作参考。
（1）templateTable_x86_64.cpp#monitorenter：openjdk/hotspot/src/cpu/x86/vm/templateTable_x86_64.cpp
synchronized 代码块的字节码会出现成对的 monitorenter 和 monitorexit 指令，那么这两个指令是如何发挥作用的呢？
参考 R 大读书笔记 第 232 页 7.2.1 Interpreter 模块 及 JVM 之模板解释器
JVM 在执行 monitorenter 指令的入口为：
void TemplateTable::monitorenter() {
...
// store object
__ movptr(Address(c_rarg1, BasicObjectLock::obj_offset_in_bytes()), rax);
__ lock_object(c_rarg1);
...
// The bcp has already been incremented. Just need to dispatch to
// next instruction.
__ dispatch_next(vtos);
}
复制代码这一段主要是汇编代码，很晦涩，太难懂。
实话实说，我是没看懂这一段代码在干嘛，一脸懵逼，直接进入下一个方法：lock_object。
（2）interp_masm_x86_64.cpp#lock_object：openjdk/hotspot/src/cpu/x86/vm/interp_masm_x86_64.cpp
void InterpreterMacroAssembler::lock_object(Register lock_reg) {
assert(lock_reg == c_rarg1, "The argument is only for looks. It must be c_rarg1");
if (UseHeavyMonitors) {
call_VM(noreg,
CAST_FROM_FN_PTR(address, InterpreterRuntime::monitorenter),
lock_reg);
} else {
Label done;
...
if (UseBiasedLocking) {
biased_locking_enter(lock_reg, obj_reg, swap_reg, rscratch1, false, done, &slow_case);
}
...
// Call the runtime routine for slow case
call_VM(noreg,
CAST_FROM_FN_PTR(address, InterpreterRuntime::monitorenter),
lock_reg);
bind(done);
}
}
复制代码这里也同样基本上没看懂，有几个关键字眼可以推敲一番：UseHeavyMonitors、UseBiasedLocking，进入下一个方法：InterpreterRuntime::monitorenter
（3）interpreterRuntime.cpp#monitorenter：openjdk/hotspot/src/share/vm/interpreter/interpreterRuntime.cpp
IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem))
...
Handle h_obj(thread, elem->obj());
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);
}
...
IRT_END
复制代码BasicObjectLock 类型的 elem 对象包含一个 BasicLock 类型的 _lock 对象和一个指向 Object 对象的指针 _obj；
class BasicObjectLock VALUE_OBJ_CLASS_SPEC {
friend class VMStructs;
private:
BasicLock _lock; // the lock, must be double word aligned
oop _obj; // object holds the lock;
public:
// Manipulation
oop obj() const { return _obj; }
void set_obj(oop obj) { _obj = obj; }
BasicLock* lock() { return &_lock; }
...
};
复制代码- 这里的 Object 对象就是作为锁的对象；
- BasicLock 类型 _lock 对象主要用来保存 _obj 指向的 Object 对象的对象头数据；
class BasicLock VALUE_OBJ_CLASS_SPEC {
friend class VMStructs;
private:
volatile markOop _displaced_header;
public:
markOop displaced_header() const { return _displaced_header; }
void set_displaced_header(markOop header) { _displaced_header = header; }
...
};
复制代码UseBiasedLocking：标识 JVM 是否开启偏向锁功能，如果开启则执行 fast_enter 逻辑，否则执行 slow_enter；
（4）synchronizer.cpp#fast_enter：openjdk/hotspot/src/share/vm/runtime/synchronizer.cpp
void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock, bool attempt_rebias, TRAPS) {
if (UseBiasedLocking) {
if (!SafepointSynchronize::is_at_safepoint()) {
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");
BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj);
}
assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now");
}
slow_enter (obj, lock, THREAD) ;
}
复制代码偏向锁的获取
BiasedLocking::Condition cond = BiasedLocking::revoke_and_rebias(obj, attempt_rebias, THREAD);
这个方法做的事情就是获取偏向锁。点进去一看，又是一大块代码。。。而且还不是很容易理解。。。
参考 《深入理解 JVM 虚拟机》这本书和战小狼的这篇博客 JVM源码分析之synchronized实现 加以理解，大致逻辑为：
（a）获取锁对象的对象头中的 Mark Word，判断是不是可偏向状态；
假设当前虚拟机启用了偏向锁（启用参数：-XX:+UseBiasedLocking，这是 JDK 1.6 的默认值），那么，当锁对象第一次被线程获取的时候，虚拟机就会把对象头中的标志位设为 “01”，即可偏向状态。
（b）判断 Mark Word 中的偏向线程 ID：如果为空，则进入步骤（c）；如果指向当前线程，说明当前线程是偏向锁的持有者，可以不需要同步，直接执行同步块代码；如果指向其它线程，进入步骤（d）；
（c）通过 CAS 设置 Mark Word 中的偏向线程 ID 为当前线程 ID，如果设置成功，当前线程成为了偏向锁的持有者，可以直接执行同步块代码；否则进入步骤（d）；
（d）如果是从第（b）步直接进入步骤（d），说明当前线程尝试获取一个已经处于偏向模式的锁；而从第（c）步进入的步骤（d），说明当前还有其他线程在竞争锁，且当前线程竞争失败了；这两种情况都会使得锁的偏向模式宣告结束。当到达全局安全点（safepoint），获得偏向锁的线程被挂起，并撤销偏向锁，执行 slow_enter 将锁升级；升级完成后被阻塞在安全点的线程尝试获取升级之后的锁。
这里撤销偏向锁并将锁升级，会根据锁对象目前是否处于被锁定的状态分为两种情况：未锁定（标志位为 “01”）和轻量级锁定（标志位为 “00”）。
（5）synchronizer.cpp#slow_enter：openjdk/hotspot/src/share/vm/runtime/synchronizer.cpp
fast_enter 获取偏向锁失败，就会进入到 slow_enter 方法中，而这里包含了获取轻量级锁的实现。
void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
markOop mark = obj->mark();
if (mark->is_neutral()) {
// Anticipate successful CAS -- the ST of the displaced mark must
// be visible <= the ST performed by the CAS.
lock->set_displaced_header(mark);
if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) {
TEVENT (slow_enter: release stacklock) ;
return ;
}
// Fall through to inflate() ...
} else
if (mark->has_locker() && THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {
lock->set_displaced_header(NULL);
return;
}
...
lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());
ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);
}
复制代码轻量级锁的获取
（a）mark->is_neutral() 判断 Mark Word 是否处于未锁定状态，如果是，进入第（c）步，否则进入第（b）步；
（b）如果当前线程是轻量级锁的持有者，可以不需要同步，直接执行同步块代码；否则，进入步骤（d）；
（c）通过 CAS 设置锁对象的 Mark Word 为 lock，如果设置成功，当前线程成为了轻量级锁的持有者，可以直接执行同步块代码；否则进入步骤（d）；
（d）如果是从第（b）步直接进入步骤（d），说明当前线程与一个已经处于轻量级锁的线程争用同一个锁；而从第（c）步进入的步骤（d），说明当前还有其他线程在竞争锁，且当前线程竞争失败了；如果有两个以上的线程争用同一个锁，那轻量级锁也不再有效，需要执行 inflate 将锁膨胀为重量级锁，同时将锁标志的状态值变为 “10”。
（6）synchronizer.cpp#inflate：openjdk/hotspot/src/share/vm/runtime/synchronizer.cpp
ObjectMonitor * ATTR ObjectSynchronizer::inflate (Thread * Self, oop object) {
...
for (;;) {
const markOop mark = object->mark() ;
// The mark can be in one of the following states:
// * Inflated - just return
// * Stack-locked - coerce it to inflated
// * INFLATING - busy wait for conversion to complete
// * Neutral - aggressively inflate the object.
// * BIASED - Illegal. We should never see this
// CASE: inflated
if (mark->has_monitor()) {
ObjectMonitor * inf = mark->monitor() ;
...
return inf ;
}
// CASE: inflation in progress - inflating over a stack-lock.
// Some other thread is converting from stack-locked to inflated.
...
if (mark == markOopDesc::INFLATING()) {
TEVENT (Inflate: spin while INFLATING) ;
ReadStableMark(object) ;
continue ;
}
// CASE: stack-locked
...
if (mark->has_locker()) {
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
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);
object->release_set_mark(markOopDesc::encode(m));
// Hopefully the performance counters are allocated on distinct cache lines
// to avoid false sharing on MP systems ...
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 ;
}
// CASE: neutral
ObjectMonitor * m = omAlloc (Self) ;
// prepare m for installation - set monitor to initial state
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
if (Atomic::cmpxchg_ptr (markOopDesc::encode(m), object->mark_addr(), mark) != mark) {
m->set_object (NULL) ;
m->set_owner (NULL) ;
m->OwnerIsThread = 0 ;
m->Recycle() ;
omRelease (Self, m, true) ;
m = NULL ;
continue ;
// interference - the markword changed - just retry.
// The state-transitions are one-way, so there's no chance of
// live-lock -- "Inflated" is an absorbing state.
}
// Hopefully the performance counters are allocated on distinct
// cache lines to avoid false sharing on MP systems ...
if (ObjectMonitor::_sync_Inflations != NULL) ObjectMonitor::_sync_Inflations->inc() ;
TEVENT(Inflate: overwrite neutral) ;
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 ;
}
}
复制代码锁的膨胀过程
这一段代码乍一看很长，真的很长，不过上面已经是删减了很多代码之后的版本了。细看之后发现其实这一段代码很容易理解：
（a）首先，这个代码最终是要得到一个 ObjectMonitor 对象，后续会调用其 enter 方法。
（b）并且它是一个自旋方法： for (;;) {}
（c）接着它列举了 mark 的五种状态以及在这五种状态下的操作（实际上第五种是不可达状态）：
// The mark can be in one of the following states:
// * Inflated - just return
// * Stack-locked - coerce it to inflated
// * INFLATING - busy wait for conversion to complete
// * Neutral - aggressively inflate the object.
// * BIASED - Illegal. We should never see this
复制代码- Inflated：说明已经膨胀完成了，直接返回。
- Stack-locked：前面在讲轻量级锁的获取时讲到了当两个以上的线程争用同一个锁，要膨胀为重量级锁。此时的 mark 是处于轻量级锁定的状态，即 Stack-locked，需要执行膨胀操作膨胀为重量级锁。这里需要注意的是每个竞争锁的线程都会通过 CAS 尝试膨胀锁（CAS 设置 mark 状态为 INFLATING），CAS 成功的线程将继续执行膨胀操作，CAS 失败的线程则撤销之前的准备操作，并进入自旋等待膨胀完成。
- INFLATING：说明其他线程正在进行膨胀过程，当前线程进入自旋等待膨胀完成；这里的自旋不会一直占用 CPU 资源，它每隔一段时间会通过 os::NakedYield() 放弃 CPU 资源，或者调用 park() 挂起自己（点击查看源码）；当其他线程完成锁的膨胀操作，退出自旋并返回。
- Neutral：这个状态说明 mark 尚处于未锁定状态，所以这个分支是将 mark 从未锁定状态直接膨胀成为重量级锁；我们回退到 slow_enter 方法，查看其调用过程，可以分析得到 mark 是不会在 Netural 状态进行膨胀操作的；所以如果上游方法是 slow_enter 是不会走这个分支的，这个分支应该是为了支持其他地方的调用；大致看了一下，这里的思路和 Stack-locked 类似，都是通过 CAS + 自旋执行膨胀操作，有兴趣可以了解一下。
- BIASED：不可达状态。
（d）当锁膨胀完成，返回对应的 ObjectMonitor 对象之后，并不表示该线程竞争到了锁，真正的锁竞争发生在 ObjectMonitor::enter 方法中。
（7）objectMonitor.cpp#enter：openjdk/hotspot/src/share/vm/runtime/objectMonitor.cpp
void ATTR ObjectMonitor::enter(TRAPS) {
Thread * const Self = THREAD ;
void * cur ;
cur = Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) ;
if (cur == NULL) {
// Either ASSERT _recursions == 0 or explicitly set _recursions = 0.
assert (_recursions == 0 , "invariant") ;
assert (_owner == Self, "invariant") ;
// CONSIDER: set or assert OwnerIsThread == 1
return ;
}
if (cur == Self) {
// TODO-FIXME: check for integer overflow! BUGID 6557169.
_recursions ++ ;
return ;
}
if (Self->is_lock_owned ((address)cur)) {
assert (_recursions == 0, "internal state error");
_recursions = 1 ;
// Commute owner from a thread-specific on-stack BasicLockObject address to
// a full-fledged "Thread *".
_owner = Self ;
OwnerIsThread = 1 ;
return ;
}
...
// TODO-FIXME: change the following for(;;) loop to straight-line code.
for (;;) {
jt->set_suspend_equivalent();
// cleared by handle_special_suspend_equivalent_condition()
// or java_suspend_self()
EnterI (THREAD) ;
if (!ExitSuspendEquivalent(jt)) break ;
//
// We have acquired the contended monitor, but while we were
// waiting another thread suspended us. We don't want to enter
// the monitor while suspended because that would surprise the
// thread that suspended us.
//
_recursions = 0 ;
_succ = NULL ;
exit (false, Self) ;
jt->java_suspend_self();
}
...
}
...
}
复制代码cur = Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) ;
首先我们要明白，这里返回的 cur 是 &_owner 的实际原值；
（a）如果 cur == NULL，说明该线程执行 cmpxchg_ptr 成功，成功获取到锁，直接返回；
（b）如果 cur == Self，即之前持有锁的线程就是自己，说明这是一个重入操作，只需要将 _recursions 加 1 之后返回即可；
（c）如果 Self->is_lock_owned ((address)cur)，这里，我觉得可以这样理解：首先明白一点，这也是一个重入操作，但是它是一个特殊的重入操作；因为之前持有锁的 &_owner 其实也是当前线程，但是这个 cur 和 Self 没办法通过 == 判断出来，需要用另一种方式才可以判断，即 Self->is_lock_owned ((address)cur)；这种方式判断出来如果为真，那么 _recursions 的值也一定为 0，然后将 Self 赋给 _owner，同时， _recursions 设置为 1，然后返回；
（d）如果上面三种情况都不满足，那就说明真正遇到了竞争；紧接着一个自旋操作竞争锁：先通过 EnterI 方法竞争锁，然后判断在获取锁的这段时间内，如果没有其他线程挂起自己，那么获取锁成功，返回；否则将锁释放，同时执行 jt->java_suspend_self() 等待挂起自己的线程将自己唤醒。
我们接下来看 EnterI 这个方法，EnterI 方法才是真正实现竞争锁的地方。
（8）objectMonitor.cpp#EnterI：openjdk/hotspot/src/share/vm/runtime/objectMonitor.cpp
void ATTR ObjectMonitor::EnterI (TRAPS) {
Thread * Self = THREAD ;
// Try the lock - TATAS
if (TryLock (Self) > 0) {
assert (_succ != Self , "invariant") ;
assert (_owner == Self , "invariant") ;
assert (_Responsible != Self , "invariant") ;
return ;
}
...
if (TrySpin (Self) > 0) {
assert (_owner == Self , "invariant") ;
assert (_succ != Self , "invariant") ;
assert (_Responsible != Self , "invariant") ;
return ;
}
// The Spin failed -- Enqueue and park the thread ...
ObjectWaiter node(Self) ;
Self->_ParkEvent->reset() ;
node._prev = (ObjectWaiter *) 0xBAD ;
node.TState = ObjectWaiter::TS_CXQ ;
// Push "Self" onto the front of the _cxq.
// Once on cxq/EntryList, Self stays on-queue until it acquires the lock.
// Note that spinning tends to reduce the rate at which threads
// enqueue and dequeue on EntryList|cxq.
ObjectWaiter * nxt ;
for (;;) {
node._next = nxt = _cxq ;
if (Atomic::cmpxchg_ptr (&node, &_cxq, nxt) == nxt) break ;
// Interference - the CAS failed because _cxq changed. Just retry.
// As an optional optimization we retry the lock.
if (TryLock (Self) > 0) {
assert (_succ != Self , "invariant") ;
assert (_owner == Self , "invariant") ;
assert (_Responsible != Self , "invariant") ;
return ;
}
}
...
for (;;) {
if (TryLock (Self) > 0) break ;
// 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() ;
}
if (TryLock(Self) > 0) break ;
...
}
UnlinkAfterAcquire (Self, &node) ;
if (_succ == Self) _succ = NULL ;
assert (_succ != Self, "invariant") ;
if (_Responsible == Self) {
_Responsible = NULL ;
OrderAccess::fence(); // Dekker pivot-point
}
if (SyncFlags & 8) {
OrderAccess::fence() ;
}
return ;
}
复制代码如果看过 AQS 的源码的人来看这一段代码，会发现这段代码和 AQS 的 ConditionObject 的行为很相似。下面我们来看 EnterI 是怎么去竞争锁的：
（a）TryLock (Self) 尝试一下获取锁，如果返回值 > 0，说明获取锁成功，返回；
（b）TrySpin (Self) 在入队之前自旋一小段时间尝试获取锁，如果返回值 > 0，说明获取锁成功，返回；
（c）如果前面两个操作都没成功，就创建一个 ObjectWaiter 类型的 node，加入到 cxq/EntryList 的队首；入队是一个自旋操作，如果入队失败，再次尝试获取锁，如果获取成功，直接返回；否则继续执行入队操作；
（d）执行到这，说明 Self 已经在队列里面了，这里又是一个自旋操作：TryLock + park()；尝试获取锁，如果获取成功，进入（e）；否则挂起自己，等待被唤醒（当持有锁的线程释放锁时，会唤醒最早进入等待队列的节点）。当该线程唤醒之后，会从挂起的点继续执行。
（e）获取到锁，将自己从队列中移除，返回。
至此，关于 monitorenter 的执行过程基本上就结束了；而 monitorexit 的执行过程和 monitorenter 基本类似，可以参考 monitorenter 的执行过程自行理解，这里不再进行讲述。这里有一点需要注意，执行 monitorexit 时，会在代码的最后最后调用 unpark 用于唤醒阻塞于 EnterI 方法中的线程。
遗留的问题
- 偏向锁和轻量级锁是如何记录重入次数的？
四、结语
看过了 synchronized 底层源码之后再来回看《深入理解 Java 虚拟机》中关于 synchronized 的部分，发现原来自己的这些理解书本上本来就有，而且详细的很，不免想到之前看到的口天师兄的这个回答：你的编程能力从什么时候开始突飞猛进？，真的非常精辟。
写这篇文章花了挺长时间的，不过收获也确实蛮多的，说说自己的感受吧：
- 最开始看的时候其实是最难受的，基本上遇到的所有东西都是问题，不过慢慢的看多了之后就会发现有很多地方是相似的（例如 EnterI 方法和 AQS 的 ConditionObject）
- Java Language and Virtual Machine Specifications 中的内容非常好，一定要找时间把它看完
- 《深入理解 Java 虚拟机》第二版： 这本书也写的特别好，值得反复阅读，深入阅读；这本书最近出第三版了，正在考虑要不要入手一本
- 书上总结的内容确实是精华，不过如果能够自己实践一番，效果更佳
参考资料：
（4）monitorenter
（5）monitorexit
（6）《深入理解 Java 虚拟机》第二版 周志明 著.