Java的wait()、notify()学习三部曲由三篇文章组成，内容分别是：
一、通过阅读openjdk8的源码，分析和理解wait，notify在JVM中的具体执行过程；
二、修改JVM源码，编译构建成新的JVM，把我们感兴趣的参数打印出来，结合具体代码检查和我们的理解是否一致；
三、修改JVM源码，编译构建成新的JVM，按照我们的理解去修改关键参数，看能否达到预期效果；
现在，咱们一起开始既漫长又深入的wait、notify学习之旅吧！
wait()和notify()的通常用法
Java多线程开发中，我们常用到wait()和notify()方法来实现线程间的协作，简单的说步骤如下：
1. A线程取得锁，执行wait()，释放锁;
2. B线程取得锁，完成业务后执行notify()，再释放锁;
3. B线程释放锁之后，A线程取得锁，继续执行wait()之后的代码；
关于synchronize修饰的代码块
通常，对于synchronize(lock){…}这样的代码块，编译后会生成monitorenter和monitorexit指令，线程执行到monitorenter指令时会尝试取得lock对应的monitor的所有权（CAS设置对象头），取得后即获取到锁，执行monitorexit指令时会释放monitor的所有权即释放锁；
一个完整的demo
为了深入学习wait()和notify()，先用完整的demo程序来模拟场景吧，以下是源码：
publicclassNotifyDemo{privatestaticvoidsleep(longsleepVal){try{ Thread.sleep(sleepVal); }catch(Exception e){ e.printStackTrace(); } }privatestaticvoidlog(String desc){ System.out.println(Thread.currentThread().getName() +" : "+ desc); } Object lock =newObject();publicvoidstartThreadA(){newThread(() -> {synchronized(lock){ log("get lock"); startThreadB(); log("start wait");try{ lock.wait(); }catch(InterruptedException e){ e.printStackTrace(); } log("get lock after wait"); log("release lock"); } },"thread-A").start(); }publicvoidstartThreadB(){newThread(()->{synchronized(lock){ log("get lock"); startThreadC(); sleep(100); log("start notify"); lock.notify(); log("release lock"); } },"thread-B").start(); }publicvoidstartThreadC(){newThread(() -> {synchronized(lock){ log("get lock"); log("release lock"); } },"thread-C").start(); }publicstaticvoidmain(String[] args){newNotifyDemo().startThreadA(); }}
以上就是本次实战用到的demo，代码功能简述如下：
启动线程A，取得锁之后先启动线程B再执行wait()方法，释放锁并等待；
线程B启动之后会等待锁，A线程执行wait()之后，线程B取得锁，然后启动线程C，再执行notify唤醒线程A，最后退出synchronize代码块，释放锁;
线程C启动之后就一直在等待锁，这时候线程B还没有退出synchronize代码块，锁还在线程B手里；
线程A在线程B执行notify()之后就一直在等待锁，这时候线程B还没有退出synchronize代码块，锁还在线程B手里；
线程B退出synchronize代码块，释放锁之后，线程A和线程C竞争锁；
把上面的代码在Openjdk8下面执行，反复执行多次，都得到以下结果：
thread-A : get lock
thread-A : start wait
thread-B : get lock
thread-C : c thread is start
thread-B : start notify
thread-B : release lock
thread-A : after wait, acquire lock again
thread-A : release lock
thread-C : get lock
thread-C : release lock
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针对以上结果，问题来了：
第一个问题：
将以上代码反复执行多次，结果都是B释放锁之后A会先得到锁，这又是为什么呢？C为何不能先拿到锁呢？
第二个问题：
线程C自开始就执行了monitorenter指令，它能得到锁是容易理解的，但是线程A呢？在wait()之后并没有没有monitorenter指令，那么它又是如何取得锁的呢？
wait()、notify()这些方法都是native方法，所以只有从JVM源码寻找答案了，本次阅读的是openjdk8的源码；
带上问题去看JVM源码
按照demo代码执行顺序，我整理了如下问题，带着这些问题去看JVM源码可以聚焦主线，不要被一些支线的次要的代码卡住(例如一些异常处理，监控和上报等)：
1. 线程A在wait()的时候做了什么？
2. 线程C启动后，由于此时线程B持有锁，那么线程C此时在干啥？
3. 线程B在notify()的时候做了什么？
4. 线程B释放锁的时候做了什么？
源码中最重要的注释信息
在源码中有段注释堪称是整篇文章最重要的说明，请大家始终记住这段信息，处处都用得上：
ObjectWaiter对象存在于WaitSet、EntryList、cxq等集合中，或者正在这些集合中移动
原文如下：
请务必记住这三个集合：WaitSet、EntryList、cxq
好了，接下来看源码分析问题吧：
线程A在wait()的时候做了什么
打开hotspot/src/share/vm/runtime/objectMonitor.cpp,看ObjectMonitor::wait方法：
如上图所示，有两处代码值得我们注意：
1. 绿框中将当前线程包装成ObjectWaiter对象，并且状态为TS_WAIT，这里对应的是jstack看到的线程状态WAITING；
2. 红框中调用了AddWaiter方法，跟进去看下：
这个ObjectWaiter对象被放入了_WaitSet中，_WaitSet是个环形双向链表(circular doubly linked list)
回到ObjectMonitor::wait方法接着往下看，会发现关键代码如下图，当前线程通过park()方法开始挂起(suspend)：
至此，我们把wait()方法要做的事情就理清了：
1. 包装成ObjectWaiter对象，状态为TS_WAIT；
2. ObjectWaiter对象被放入_WaitSet中；
3. 当前线程挂起；
线程B持有锁的时候线程C在干啥
此时的线程C无法进入synchronized{}代码块，用jstack看应该是BLOCKED状态，如下图：
我们看看monitorenter指令对应的源码吧，位置：openjdk/hotspot/src/share/vm/interpreter/interpreterRuntime.cpp
IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread*thread, BasicObjectLock*elem))#ifdefASSERTthread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem);#endifif(PrintBiasedLockingStatistics) { Atomic::inc(BiasedLocking::slow_path_entry_count_addr()); }Handleh_obj(thread, elem->obj()); assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(h_obj()),"must be NULL or an object");if(UseBiasedLocking) {// Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflationObjectSynchronizer::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");#ifdefASSERTthread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem);#endifIRT_END
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上面的代码有个if (UseBiasedLocking)判断，是判断是否使用偏向锁的，本例中的锁显然已经不属于当前线程C了，所以我们还是直接看slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK)方法吧；
打开openjdk/hotspot/src/share/vm/runtime/synchronizer.cpp：
voidObjectSynchronizer::slow_enter(Handleobj, BasicLock*lock, TRAPS) { markOop mark=obj->mark(); assert(!mark->has_bias_pattern(),"should not see bias pattern here");//是否处于无锁状态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);//无锁状态就去竞争锁if(mark==(markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) { TEVENT (slow_enter: release stacklock) ;return; }// Fall through to inflate() ...}elseif(mark->has_locker()&&THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {//如果处于有锁状态，就检查是不是当前线程持有锁，如果是当前线程持有的，就return，然后就能执行同步代码块中的代码了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; }#if0// The following optimization isn't particularly useful.if(mark->has_monitor()&&mark->monitor()->is_entered(THREAD)) { lock->set_displaced_header (NULL) ;return; }#endif// The object header will never be displaced to this lock,// so it does not matter what the value is, except that it// must be non-zero to avoid looking like a re-entrant lock,// and must not look locked either.lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());//锁膨胀ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);}
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线程C在上面代码中的执行顺序如下：
1. 判断是否是无锁状态，如果是就通过Atomic::cmpxchg_ptr去竞争锁；
2. 不是无锁状态，就检查当前锁是否是线程C持有；
3. 不是线程C持有，调用inflate方法开始锁膨胀；
ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);
来看看锁膨胀的源码：
如上图，锁膨胀的代码太长，我们这里只看关键代码吧：
红框中，如果当前状态已经是重量级锁，就通过mark->monitor()方法取得ObjectMonitor指针再返回；
绿框中，如果还不是重量级锁，就检查是否处于膨胀中状态（其他线程正在膨胀中），如果是膨胀中，就调用ReadStableMark方法进行等待，ReadStableMark方法执行完毕后再通过continue继续检查，ReadStableMark方法中还会调用os::NakedYield()释放CPU资源；
如果红框和绿框的条件都没有命中，目前已经是轻量级锁了(不是重量级锁并且不处于锁膨胀状态)，可以开始膨胀了，如下图：
简单来说，锁膨胀就是通过CAS将监视器对象OjectMonitor的状态设置为INFLATING，如果CAS失败，就在此循环，再走前一副图中的的红框和绿框中的判断，如果CAS设置成功，会继续设置ObjectMonitor中的header、owner等字段，然后inflate方法返回监视器对象OjectMonitor；
看看之前slow_enter方法中，调用inflate方法的代码如下：
ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);
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所以inflate方法返回监视器对象OjectMonitor之后，会立刻执行OjectMonitor的enter方法，这个方法中开始竞争锁了，方法在openjdk/hotspot/src/share/vm/runtime/objectMonitor.cpp文件中：
如上图，红框中表示OjectMonitor的enter方法一进来就通过CAS将OjectMonitor的_owner设置为当前线程，绿框中表示设置成功的逻辑，第一个if表示重入锁的逻辑，第二个if表示第一次设置_owner成功，都意味着竞争锁成功，而我们的线程C显然是竞争失败的，会进入下图中的无线循环，反复调用EnterI方法：
进入EnterI方法看看：
如上图，首先构造一个ObjectWaiter对象node，后面的for(;;)代码块中来是一段非常巧妙的代码，同一时刻可能有多个线程都竞争锁失败走进这个EnterI方法，所以在这个for循环中，用CAS将_cxq地址放入node的_next，也就是把node放到_cxq队列的首位，如果CAS失败，就表示其他线程把node放入到_cxq的首位了，所以通过for循环再放一次，只要成功，此node就一定在最新的_cxq队列的首位。
接下来的代码又是一个无限循环，如下图：
从上图可以看出，进入循环后先调用TryLock方法竞争一次锁，如果成功了就退出循环，否则就调用Self->_ParkEvent->park方法使线程挂起，这里有自旋锁的逻辑，也就是park方法带了时间参数，就会在挂起一段时间后自动唤醒，如果不是自旋的条件，就一直挂起等待被其他条件唤醒，线程被唤醒后又会执行TryLock方法竞争一次锁，竞争不到继续这个for循环；
到这里我们已经把线程C在BLOCK的时候的逻辑理清楚了，小结如下：
偏向锁逻辑，未命中；
如果是无锁状态，就通过CAS去竞争锁，此处由于锁已经被线程B持有，所以不是无锁状态；
不是无锁状态，而且锁不是线程C持有，执行锁膨胀，构造OjectMonitor对象；
竞争锁，竞争失败就将线程加入_cxq队列的首位；
开始无限循环，竞争锁成功就退出循环，竞争失败线程挂起，等待被唤醒后继续竞争；
线程B在notify()的时候做了什么
接下来该线程B执行notify了，代码是objectMonitor.cpp的ObjectMonitor::notify方法：
如上图所示，首先是Policy的赋值，其次是调用DequeueWaiter()方法将_WaitSet队列的第一个值取出并返回，还记得_WaitSet么？所有wait的线程都被包装成ObjectWaiter对象然后放进来了；
接下来对ObjectWaiter对象的处理方式，根据Policy的不同而不同：
Policy == 0：放入_EntryList队列的排头位置；
Policy == 1：放入_EntryList队列的末尾位置；
Policy == 2：_EntryList队列为空就放入_EntryList，否则放入_cxq队列的排头位置；
如上图所示，请注意把ObjectWaiter的地址写到_cxq变量的时候要用CAS操作，因为此时可能有其他线程正在竞争锁，竞争失败的时候会将自己包装成ObjectWaiter对象加入到_cxq中；
这里的代码有一处疑问，期待着读着您的指教：如果_EntryList为空，就把ObjectWaiter放入ObjectWaiter中，为什么要这样做呢？
Policy == 3：放入_cxq队列中，末尾位置；更新_cxq变量的值的时候，同样要通过CAS注意并发问题；
这里有一段很巧妙的代码，现将_cxq保存在Tail中，正常情况下将ObjectWaiter赋值给Tail->_next就可以了，但是此时有可能其他线程正在_cxq的尾部追加数据了，所以此时Tail对象对应的记录就不是最后一条了，那么它的_next就非空了，一旦发生这种情况，就执行Tail = Tail->_next，这样就获得了最新的_cxq的尾部数据，如下图所示：
Policy等于其他值，立即唤醒ObjectWaiter对应的线程；
小结一下，线程B执行notify时候做的事情：
执行过wait的线程都在队列_WaitSet中，此处从_WaitSet中取出第一个；
根据Policy的不同，将这个线程放入_EntryList或者_cxq队列中的起始或末尾位置；
线程B释放锁的时候做了什么
接下来到了揭开问题的关键了，我们来看objectMonitor.cpp的ObjectMonitor::exit方法；
如上图，方法一进来先做一些合法性判断，接下来如红框所示，是偏向锁逻辑，偏向次数减一后直接返回，显然线程B在此处不会返回，而是继续往下执行；
根据QMode的不同，有不同的处理方式：
1. QMode = 2，并且_cxq非空：取_cxq队列排头位置的ObjectWaiter对象，调用ExitEpilog方法，该方法会唤醒ObjectWaiter对象的线程，此处会立即返回，后面的代码不会执行了；
2. QMode = 3，并且_cxq非空：把_cxq队列首元素放入_EntryList的尾部；
3. QMode = 4，并且_cxq非空：把_cxq队列首元素放入_EntryList的头部；
4. QMode = 0，不做什么，继续往下看；
只有QMode=2的时候会提前返回，等于0、3、4的时候都会继续往下执行：
如果_EntryList的首元素非空，就取出来调用ExitEpilog方法，该方法会唤醒ObjectWaiter对象的线程，然后立即返回；
如果_EntryList的首元素为空，就取_cxq的首元素，放入_EntryList，然后再从_EntryList中取出来执行ExitEpilog方法，然后立即返回；
以上操作，均是执行过ExitEpilog方法然后立即返回，如果取出的元素为空，就执行循环继续取；
小结一下，线程B释放了锁之后，执行的操作如下：
1. 偏向锁逻辑，此处未命中；
2. 根据QMode的不同，将ObjectWaiter从_cxq或者_EntryList中取出后唤醒；
3. 唤醒的元素会继续执行挂起前的代码，按照我们之前的分析，线程唤醒后，就会通过CAS去竞争锁，此时由于线程B已经释放了锁，那么此时应该能竞争成功；
到了现在已经将之前的几个问题搞清了，汇总起来看看：
1. 线程A在wait() 后被加入了_WaitSet队列中；
2. 线程C被线程B启动后竞争锁失败，被加入到_cxq队列的首位；
3. 线程B在notify()时，从_WaitSet中取出第一个，根据Policy的不同，将这个线程放入_EntryList或者_cxq队列中的起始或末尾位置；
4. 根据QMode的不同，将ObjectWaiter从_cxq或者_EntryList中取出后唤醒；；
所以，最初的问题已经清楚了，wait()的线程被唤醒后，会进入一个队列，然后JVM会根据Policy和QMode的不同对队列中的ObjectWaiter做不同的处理，被选中的ObjectWaiter会被唤醒，去竞争锁；
至此，源码分析已结束，但是因为我们不知道Policy和QMode参数到底是多少，所以还不能对之前的问题有个明确的结果，这些还是留在下一章来解答吧，下一章里我们去修改JVM源码，把参数都打印出来；