JUC之Java内置锁的核心原理

​ Java内置锁是一个互斥锁，这就意味着最多只有一个线程能够获 得该锁，当线程B尝试去获得线程A持有的内置锁时，线程B必须等待或 者阻塞，直到线程A释放这个锁，如果线程A不释放这个锁，那么线程B 将永远等待下去。

​ Java中每个对象都可以用作锁，这些锁称为内置锁。线程进入同 步代码块或方法时会自动获得该锁，在退出同步代码块或方法时会释 放该锁。获得内置锁的唯一途径就是进入这个锁保护的同步代码块或 方法。

Java对象结构

Java对象(Object实例)结构包括三部分：对象头、对象体和对齐字节。

结构如下：

对象头

​ 对象头包括三个字段，第一个字段叫作Mark Word(标记字),用于存储自身运行时的数据，例如GC标志位、哈希码、锁状态信息等。

​ 第二个字段叫作Class Pointer(类对象指针)，用于存放方法区Class对象的地址，虚拟机通过这个指针来确定这个对象是哪个类的实例。

​ 第三个字段叫作Array Length(数组长度)。如果对象是一个Java数组，那这个字段必须要有，用于记录数组长度的数据；如果对象不是一个Java数组，那么此字段不存在，所以这是一个可选字段。

对象体

​ 对象体包含对象的实例变量(成员变量)，用于成员属性值，包括父类的成员属性值。这部分内存按4字节对齐。对象体是对象的主体部分，占用的内存空间大小取决于对象的属性数量和类型。

对齐字节

​ 对齐字节也叫作填充对齐，其作用是用来保证Java对象所占内存 字节数为8的倍数HotSpot VM的内存管理要求对象起始地址必须是8字 节的整数倍。对象头本身是8的倍数，当对象的实例变量数据不是8的 倍数时，便需要填充数据来保证8字节的对齐。

​ 对齐字节并不是必然存在的，也没有特别的含义，它仅仅起 着占位符的作用。当对象实例数据部分没有对齐（8字节的整数倍） 时，就需要通过对齐填充来补全。

Mark Word的结构信息

​ Java内置锁涉及很多重要信息，这些都存放在对象头的Mark Word字段中。Mark Word不会受到Oop指针压缩选项的影响。Java内置锁的状态总共有4种，级别由低到高依次为：无锁、偏向锁、轻量级锁和重量级锁。在JDK1.6之前只有重量级锁，之后才引入偏向锁和轻量级锁。4种锁状态会随着竞争的情况逐渐升级，而且不可逆，即只能进行锁升级，不会发生锁降级。

不同锁状态下32位Mark Work的结构信息：

不同锁状态下64位Mark Work的结构信息：

64位Mark Word的构成

1. lock：锁状态标记位，占两个二进制位。该标记的 值不同，整个Mark Word表示的含义就不同。
2. biased_lock：对象是否启用偏向锁标记，只占1个二进制 位。为1时表示对象启用偏向锁，为0时表示对象没有偏向锁。
3. age：4位的Java对象分代年龄。在GC中，对象在Survivor区 复制一次，年龄就增加1。当对象达到设定的阈值时，将会晋升到老年 代。默认情况下，并行GC的年龄阈值为15，并发GC的年龄阈值为6。由 于age只有4位，因此最大值为15，这就是-XX:MaxTenuringThreshold 选项最大值为15的原因。
4. identity_hashcode：31位的对象标识HashCode（哈希码） 采用延迟加载技术，当调用Object.hashCode()方法或者 System.identityHashCode()方法计算对象的HashCode后，其结果将被 写到该对象头中。当对象被锁定时，该值会移动到Monitor（监视器） 中。
5. thread：54位的线程ID值为持有偏向锁的线程ID。
6. epoch：偏向时间戳。
7. ptr_to_lock_record：占62位，在轻量级锁的状态下指向栈帧中锁记录的指针。
8. ptr_to_heavyweight_monitor：占62位，在重量级锁的状态下指向对象监视器的指针。

32位的Mark Word与64位的Mark Word结构相似

偏向锁

​ 如果一个同步块（或方法）没有多个线程竞争， 而且总是由同一个线程多次重入获取锁，如果每次还有阻塞线程，唤 醒CPU从用户态转为核心态，那么对于CPU是一种资源的浪费，为了解 决这类问题，就引入了偏向锁的概念。偏向锁主要解决无竞争下的锁性能问题，所谓的偏向就是偏心， 即锁会偏向于当前已经占有锁的线程。

​ 原理：如果不存在线程竞争的一个线程获得了锁，那么锁就进入偏向状态，此时Mark Word的结构变为偏向锁结构， 锁对象的锁标志位（lock）被改为01，偏向标志位（biased_lock）被改为1，然后线程的ID记录在锁对象的Mark Word中（使用CAS操作完 成）。以后该线程获取锁时判断一下线程ID和标志位，就可以直接进 入同步块，连CAS操作都不需要，这样就省去了大量有关锁申请的操作，从而也就提升了程序的性能。

偏向锁的设置

​ 如果开启了偏向锁（默认开启），那么对象创建后，markword值为0x05即最后3位为101，这时它的thread、epoch、age都为0；如果没有开启偏向锁，那么对象创建后，markword值为0x01即最后3位位001，这时它的hashcode、age都为0，第一次用到hashcode时才会赋值。使用-XX：-UseBiasedLocking可以禁用偏向锁。

​ 偏向锁是默认延迟的，不会在程序启动时立即生效，如果想避免延迟，可以加VM参数-XX：BiasedLockingStartupDelay=0 来禁用延迟。

偏向锁的重偏向

​ 如果对象虽然被多个线程访问，但没有竞争，这时偏向了线程T 1 的对象仍有机会重新偏向T 2 ，重偏向会重置对象的 Thread ID。当撤销偏向锁阈值超过20次后，（从第二十次开始）jvm之后在给这些对象加锁时重新加偏向锁至新的线程。

偏向锁的撤销

偏向锁的撤销过程：

1. 在一个安全点停止拥有锁的线程。
2. 遍历线程的栈帧，检查是否存在锁记录。如果存在锁记录， 就需要清空锁记录，使其变成无锁状态，并修复锁记录指向的Mark Word，清除其线程ID。
3. 将当前锁升级成轻量级锁。
4. 唤醒当前线程。

​ 所以，如果某些临界区存在两个及两个以上的线程竞争，那么偏 向锁反而会降低性能。在这种情况下，可以在启动JVM时就把偏向锁的 默认功能关闭。

撤销偏向锁的情况：

1. 多个线程竞争偏向锁。
2. 调用偏向锁对象的hashcode()方法或者 System.identityHashCode()方法计算对象的HashCode之后，将哈希码 放置到Mark Word中，内置锁变成无锁状态，偏向锁将被撤销。
3. 调用 wait/notify，这个只有重量级锁才有

当撤销偏向锁阈值超过40次后，（从第四十次开始）jvm会将整个类的所有对象都变为不可偏向的，新建的对象也会是不可偏向的。

偏向锁的膨胀

​ 如果偏向锁被占据，一旦有第二个线程争抢这个对象，因为偏向 锁不会主动释放，所以第二个线程可以看到内置锁偏向状态，这时表 明在这个对象锁上已经存在竞争了。JVM检查原来持有该对象锁的占有 线程是否依然存活，如果挂了，就可以将对象变为无锁状态，然后进 行重新偏向，偏向为抢锁线程。

​ 如果JVM检查到原来的线程依然存活，就进一步检查占有线程的调 用堆栈是否通过锁记录持有偏向锁。如果存在锁记录，就表明原来的 线程还在使用偏向锁，发生锁竞争，撤销原来的偏向锁，将偏向锁膨胀（INFLATING）为轻量级锁。

轻量级锁

使用场景：如果一个对象虽然有多线程访问，但多线程访问的时间是错开的（也就是没有竞争），那么可以使用轻量级锁来优化。

轻量级锁的本意是为了减少多线程进入操作系统底层的互斥锁 （Mutex Lock）的概率，并不是要替代操作系统互斥锁。所以，在争 用激烈的场景下，轻量级锁会膨胀为基于操作系统内核互斥锁实现的 重量级锁。

执行过程

（1）在抢锁线程进入临界区之前，如果内置锁 （临界区的同步对象）没有被锁定，JVM首先将在抢锁线程的栈帧中建 立一个锁记录（Lock Record），用于存储对象目前Mark Word的拷 贝，这时的线程堆栈与内置锁对象头大致如图所示，

（2）然后抢锁线程将使用CAS自旋操作，尝试将内置锁对象头的Mark Word的ptr_to_lock_record（锁记录指针）更新为抢锁线程栈帧中锁 记录的地址，如果这个更新执行成功了，这个线程就拥有了这个对象锁。然后JVM将Mark Word中的lock标记位改为00（轻量级锁标志）， 即表示该对象处于轻量级锁状态。

（3）抢锁成功之后，JVM会将Mark Word 中原来的锁对象信息（如哈希码等）保存在抢锁线程锁记录的 Displaced Mark Word（可以理解为放错地方的Mark Word）字段中， 再将抢锁线程中锁记录的owner指针指向锁对象。

在轻量级锁抢占成功之后，锁记录和对象头的状态如图所示，

如果cas失败，有两种情况：

1. 如果是其他线程已经持有了该Object的轻量级锁，这时表明有就竞争，进入锁膨胀过程
2. 如果是自己执行了 synchronized 锁重入，那么再添加一条 Lock Record 作为重入的计数

当退出 synchronized 代码块（解锁时）如果有取值为null的锁记录，表示有重入，这时重置锁记录，表示重入计数减一。

当退出 synchronized 代码块（解锁时）锁记录的值不为null，这时使用 cas 将 Mark Word 的值恢复给对象头，成功则解锁成功，失败说明轻量级锁已经进行了锁膨胀或者已经升级为重量级锁，进入重量级锁的解锁流程。

轻量级锁的分类

轻量级锁主要有两种：普通自旋锁和自适应自旋锁。

普通自旋锁

​ 普通自旋锁指当有线程来竞争锁时，抢锁线程会在原 地循环等待，而不是被阻塞，直到那个占有锁的线程释放锁之后，这 个抢锁线程才可以获得锁。

​ 锁在原地循环等待的时候是会消耗CPU的，就相当于在执行一个 什么也不干的空循环。所以轻量级锁适用于临界区代码耗时很短的场 景，这样线程在原地等待很短的时间就能够获得锁了。默认情况下，自旋的次数为10次，用户可以通过XX:PreBlockSpin选项来进行更改。

自适应自旋锁

​ 自适应自旋锁就是等待线程空循环的自旋次数并非是固定 的，而是会动态地根据实际情况来改变自旋等待的次数，自旋次数由 前一次在同一个锁上的自旋时间及锁的拥有者的状态来决定。

• 如果抢锁线程在同一个锁对象上之前成功获得过锁，JVM就 会认为这次自旋很有可能再次成功，因此允许自旋等待持续相对更长 的时间。
• 如果对于某个锁，抢锁线程很少成功获得过，那么JVM将可 能减少自旋时间甚至省略自旋过程，以避免浪费处理器资源。

JDK 1.6的轻量级锁使用的是普通自旋锁，且需要使用XX:+UseSpinning选项手工开启。JDK 1.7后，轻量级锁使用自适应自旋 锁，JVM启动时自动开启，且自旋时间由JVM自动控制。

重量级锁

​ JVM中每个对象都会有一个监视器，监视器和对象一起创建、销 毁。监视器相当于一个用来监视这些线程进入的特殊房间，其义务是 保证（同一时间）只有一个线程可以访问被保护的临界区代码块。本质上，监视器是一种同步工具，也可以说是一种同步机制，监听器主要有两个特点。

• 同步。监视器所保护的临界区代码是互斥地执行的。一个监 视器是一个运行许可，任一线程进入临界区代码都需要获得这个许 可，离开时把许可归还。
• 协作。监视器提供Signal机制，允许正持有许可的线程暂时 放弃许可进入阻塞等待状态，等待其他线程发送Signal去唤醒；其他 拥有许可的线程可以发送Signal，唤醒正在阻塞等待的线程，让它可 以重新获得许可并启动执行。

在Hotspot虚拟机中，监视器是由C++类ObjectMonitor实现的，ObjectMonitor的Owner（_owner）、WaitSet（_WaitSet）、 Cxq（_cxq）、EntryList（_EntryList）这几个属性比较关键。ObjectMonitor的WaitSet、Cxq、EntryList这三个队列存放抢夺重量 级锁的线程，而ObjectMonitor的Owner所指向的线程即为获得锁的线 程。

• Cxq：竞争队列（Contention Queue），所有请求锁的线程 首先被放在这个竞争队列中。
• EntryList：Cxq中那些有资格成为候选资源的线程被移动到 EntryList中。
• WaitSet：某个拥有ObjectMonitor的线程在调用 Object.wait()方法之后将被阻塞，然后该线程将被放置在WaitSet链 表中。

ObjectMonitor的内部抢锁过程如图所示：

(1) Cxq

​ Cxq并不是一个真正的队列，而是一个由Node及其next指针逻辑构成的虚拟队列。每 次新加入Node会在Cxq的队头进行，通过CAS改变第一个节点的指针为 新增节点，同时设置新增节点的next指向后续节点；从Cxq取得元素 时，会从队尾获取。Cxq结构是一个无锁结构。

​ 在线程进入Cxq前，抢锁线程会先尝试通过CAS自旋获取锁，如果 获取不到，就进入Cxq队列，这明显对于已经进入Cxq队列的线程是不 公平的。因此，synchronized同步块所使用的重量级锁是不公平锁。

(2) EntryList

​ EntryList与Cxq在逻辑上都属于等待队列。Cxq会被线程并发访 问，为了降低对Cxq队尾的争用，而建立EntryList。在Owner线程释放 锁时，JVM会从Cxq中迁移线程到EntryList，并会指定EntryList中的 某个线程（一般为Head）为OnDeck Thread（Ready Thread）。 EntryList中的线程作为候选竞争线程而存在。

(3) OnDeck Thread与Owner Thread

​ JVM不直接把锁传递给Owner Thread，而是把锁竞争的权利交给 OnDeck Thread，OnDeck需要重新竞争锁。这样虽然牺牲了一些公平 性，但是能极大地提升系统的吞吐量，在JVM中，也把这种选择行为称 为“竞争切换”。

​ OnDeck Thread获取到锁资源后会变为Owner Thread。无法获得锁 的OnDeck Thread则会依然留在EntryList中，考虑到公平性，OnDeck Thread在EntryList中的位置不发生变化（依然在队头）。

​ 在OnDeck Thread成为Owner的过程中，还有一个不公平的事情， 就是后来的新抢锁线程可能直接通过CAS自旋成为Owner而抢到锁。

(4) WaitSet

​ 如果Owner线程被Object.wait()方法阻塞，就转移到WaitSet队列 中，直到某个时刻通过Object.notify()或者Object.notifyAll()唤 醒，该线程就会重新进入EntryList中。

偏向锁、轻量级锁与重量级锁的对比

synchronized的执行过程：

1. 线程抢锁时，JVM首先检测内置锁对象Mark Word中的 biased_lock（偏向锁标识）是否设置成1，lock（锁标志位）是否为 01，如果都满足，确认内置锁对象为可偏向状态。
2. 在内置锁对象确认为可偏向状态之后，JVM检查Mark Word中 的线程ID是否为抢锁线程ID，如果是，就表示抢锁线程处于偏向锁状 态，抢锁线程快速获得锁，开始执行临界区代码。
3. 如果Mark Word中的线程ID并未指向抢锁线程，就通过CAS操 作竞争锁。如果竞争成功，就将Mark Word中的线程ID设置为抢锁线 程，偏向标志位设置为1，锁标志位设置为01，然后执行临界区代码， 此时内置锁对象处于偏向锁状态。
4. 如果CAS操作竞争失败，就说明发生了竞争，撤销偏向锁， 进而升级为轻量级锁。
5. JVM使用CAS将锁对象的Mark Word替换为抢锁线程的锁记录 指针，如果成功，抢锁线程就获得锁。如果替换失败，就表示其他线 程竞争锁，JVM尝试使用CAS自旋替换抢锁线程的锁记录指针，如果自 旋成功（抢锁成功），那么锁对象依然处于轻量级锁状态。
6. 如果JVM的CAS替换锁记录指针自旋失败，轻量级锁就膨胀为 重量级锁，后面等待锁的线程也要进入阻塞状态。

总体来说，偏向锁是在没有发生锁争用的情况下使用的；一旦有 了第二个线程争用锁，偏向锁就会升级为轻量级锁；如果锁争用很激 烈，轻量级锁的CAS自旋到达阈值后，轻量级锁就会升级为重量级锁。

三种内置锁的对比如图：