java中锁的底层实现
https://blog.csdn.net/qq_29753285/article/details/81299509
锁：synchronized 和 reentrantlock
一、synchronized
1、CAS（compare and swap）
为了提高性能，JVM很多操作都依赖CAS实现，一种乐观锁的实现。本文锁优化中大量用到了CAS，故有必要先分析一下CAS的实现。
CAS：Compare and Swap。如果内存位置的值与预期原值相匹配，那么处理器会自动将该位置值更新为新值 。
否则，处理器不做任何操作。无论哪种情况，它都会在 CAS 指令之前返回该 位置的值。
CAS有3个操作数，内存值V，旧的预期值A，要修改的新值B。如果A=V，那么把B赋值给V，返回V；如果A！=V，直接返回V。
2. CAS的目的
利用CPU的CAS指令，同时借助JNI来完成Java的非阻塞算法。其它原子操作都是利用类似的特性完成的。而整个J.U.C都是建立在CAS之上的，
因此对于synchronized阻塞算法，J.U.C在性能上有了很大的提升。
3. CAS存在的问题
CAS虽然很高效的解决原子操作，但是CAS仍然存在三大问题。ABA问题，循环时间长开销大和只能保证一个共享变量的原子操作
Java中的Monitor
java会为每个object对象分配一个monitor，当某个对象的同步方法（synchronized methods ）被多个线程调用时，
该对象的monitor将负责处理这些访问的并发独占要求。
当一个线程调用一个对象的同步方法时，JVM会检查该对象的monitor。如果monitor没有被占用，那么这个线程就得到了monitor的占有权，可以继续执行该对象的同步方法；
如果monitor被其他线程所占用，那么该线程将被挂起，直到monitor被释放。
locked_value = 0,//00偏向锁
unlocked_value = 1,//01无锁
monitor_value = 2,//10监视器锁，又叫重量级锁
marked_value = 3,//11GC标记
biased_lock_pattern = 5//101偏向锁
synchronized关键字修饰的代码段，在JVM被编译为monitorenter、monitorexit指令来获取和释放互斥锁。
monitorenter ：获取锁
monitorexit ：判断锁是否存在
偏向锁的获取 ；fast_enter(); 再fast_enter()方法中判断是否开启了偏向锁，如果未开启则调用非偏向锁：slow_enter();
偏向锁这个函数定义了获取偏向锁的流程，具体逻辑总结：
1. 判断当前对象是否为可偏向（101），且偏向时间戳已过期（没有其他线程在占用该对象），如果是，则进入步骤2，否则进入步骤3
2. 执行CAS操作将markword中的线程ID替换为本线程ID。如果成功则进入步骤4，否则进入步骤3
3. 存在竞争，当达到全局安全点（safepoint），获得偏向锁的线程被挂起，撤销偏向锁，并升级为轻量级，升级完成后被阻塞在安全点的线程继续执行同步代码块；
4. 执行同步代码
偏向锁的撤销 ： revoke_at_safepoint
只有当其它线程尝试竞争偏向锁时，持有偏向锁的线程才会释放锁，偏向锁的撤销由BiasedLocking::revoke_at_safepoint方法实现：
偏向锁的释放，需要等待全局安全点（在这个时间点上没有正在执行的字节码），它会首先暂停拥有偏向锁的线程，
然后检查持有偏向锁的线程是否还活着，如果线程不处于活动状态，则将对象头设置成无锁状态。如果线程仍然活着，
拥有偏向锁的栈会被执行，遍历偏向对象的所记录。栈帧中的锁记录和对象头的Mark Word要么重新偏向其他线程，要么恢复到无锁，
或者标记对象不适合作为偏向锁。最后唤醒暂停的线程。
偏向锁在Java 1.6之后是默认启用的，但在应用程序启动几秒钟之后才激活，可以使用-XX:BiasedLockingStartupDelay=0参数关闭延迟，
如果确定应用程序中所有锁通常情况下处于竞争状态，可以通过XX:-UseBiasedLocking=false参数关闭偏向锁
轻量级锁的获取：slow_entry
如果关闭了偏向锁功能，则会直接再monitorenter方法中进入slow_enter。否则，在faster_enter中竞争偏向锁导致偏向锁升级为轻量级锁后进入。
轻量级锁的释放：fast_exit
1、确保处于偏向锁状态时不会执行这段逻辑；
2、取出在获取轻量级锁时保存在BasicLock对象的mark数据dhw；
3、通过CAS尝试把dhw替换到当前的Mark Word，如果CAS成功，说明成功的释放了锁，否则执行步骤（4）；
4、如果CAS失败，说明有其它线程在尝试获取该锁，这时需要将该锁升级为重量级锁，并释放；
重量级锁的 ；
重量级锁的膨胀过程：ObjectSynchronizer::inflate
膨胀过程的实现比较复杂，大概实现过程如下：
1、整个膨胀过程在自旋下完成；
2、mark->has_monitor()方法判断当前是否为重量级锁（上图18-25行），即Mark Word的锁标识位为 10，如果当前状态为重量级锁，执行步骤（3），否则执行步骤（4）；
3、膨胀过程已经完成：mark->monitor()方法获取指向ObjectMonitor的指针，并返回。
4、当前锁处于膨胀中（上图33-37行），说明该锁正在被其它线程执行膨胀操作，则当前线程就进行自旋等待锁膨胀完成，
这里需要注意一点，虽然是自旋操作，但不会一直占用cpu资源，每隔一段时间会通过os::NakedYield方法放弃cpu资源，或通过park方法挂起；如果其他线程完成锁的膨胀操作，则退出自旋并返回；
5、当前是轻量级锁状态（上图58-138行），即锁标识位为 00，膨胀过程如下：
通过omAlloc方法，获取一个可用的ObjectMonitor monitor，并重置monitor数据；
通过CAS尝试将Mark Word设置为markOopDesc:INFLATING，标识当前锁正在膨胀中，如果CAS失败，说明同一时刻其它线程已经将Mark Word设置为markOopDesc:INFLATING，当前线程进行自旋等待膨胀完成；
如果CAS成功，设置monitor的各个字段：_header、_owner和_object等，并返回；
6、无锁（中立，上图150-186行），重置监视器值；
重量级锁的竞争：ObjectMonitor::enter
1、通过CAS尝试把monitor的_owner字段设置为当前线程；
2、如果设置之前的_owner指向当前线程，说明当前线程再次进入monitor，即重入锁，执行_recursions ++ ，记录重入的次数；
3、如果之前的_owner指向的地址在当前线程中，这种描述有点拗口，换一种说法：之前_owner指向的BasicLock在当前线程栈上，说明当前线程是第一次进入该monitor，设置_recursions为1，_owner为当前线程，该线程成功获得锁并返回；
4、如果获取锁失败，则等待锁的释放；
monitor等待
monitor竞争失败的线程，通过自旋执行ObjectMonitor::EnterI方法等待锁的释放，EnterI方法的部分逻辑实现如下：
1、当前线程被封装成ObjectWaiter对象node，状态设置成ObjectWaiter::TS_CXQ；
2、在for循环中，通过CAS把node节点push到_cxq列表中，同一时刻可能有多个线程把自己的node节点push到_cxq列表中；
3、node节点push到_cxq列表之后，通过自旋尝试获取锁，如果还是没有获取到锁，则通过park将当前线程挂起，等待被唤醒，实现如下：
4、当该线程被唤醒时，会从挂起的点继续执行，通过ObjectMonitor::TryLock尝试获取锁，TryLock方法实现如下：
monitor释放
当某个持有锁的线程执行完同步代码块时，会进行锁的释放，给其它线程机会执行同步代码，在HotSpot中，
通过退出monitor的方式实现锁的释放，并通知被阻塞的线程，具体实现位于ObjectMonitor::exit方法中。
二、锁Lock
https://blog.csdn.net/u011109589/article/details/80242931
经过观察ReentrantLock把所有Lock接口的操作都委派到一个Sync类上，该类继承了AbstractQueuedSynchronizer
锁实现（加锁）
简单说来，AbstractQueuedSynchronizer会把所有的请求线程构成一个CLH队列，当一个线程执行完毕（lock.unlock()）时会激活自己的后继节点，
但正在执行的线程并不在队列中，而那些等待执行的线程全部处于阻塞状态，经过调查线程的显式阻塞是通过调用LockSupport.park()完成，
而LockSupport.park()则调用sun.misc.Unsafe.park()本地方法，再进一步，HotSpot在Linux中中通过调用pthread_mutex_lock函数把线程交给系统内核进行阻塞。
2.1 Sync.nonfairTryAcquire
nonfairTryAcquire方法将是lock方法间接调用的第一个方法，每次请求锁时都会首先调用该方法。
该方法会首先判断当前状态，如果c0说明没有线程正在竞争该锁，如果不c !=0 说明有线程正拥有了该锁。
如果发现c0，则通过CAS设置该状态值为acquires,acquires的初始调用值为1，每次线程重入该锁都会+1，每次unlock都会-1，但为0时释放锁。
如果CAS设置成功，则可以预计其他任何线程调用CAS都不会再成功，也就认为当前线程得到了该锁，也作为Running线程，很显然这个Running线程并未进入等待队列。
如果c !=0 但发现自己已经拥有锁，只是简单地++acquires，并修改status值，但因为没有竞争，所以通过setStatus修改，而非CAS，
也就是说这段代码实现了偏向锁的功能，并且实现的非常漂亮
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter
addWaiter方法负责把当前无法获得锁的线程包装为一个Node添加到队尾：
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
// Try the fast path of enq; backup to full enq on failure
Node pred = tail;
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
enq(node);
return node;
}
其中参数mode是独占锁还是共享锁，默认为null，独占锁。追加到队尾的动作分两步：
如果当前队尾已经存在(tail!=null)，则使用CAS把当前线程更新为Tail
如果当前Tail为null或则线程调用CAS设置队尾失败，则通过enq方法继续设置Tail
下面是enq方法：
private Node enq(final Node node) {
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // Must initialize
Node h = new Node(); // Dummy header
h.next = node;
node.prev = h;
if (compareAndSetHead(h)) {
tail = node;
return h;
}
}
else {
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
该方法就是循环调用CAS，即使有高并发的场景，无限循环将会最终成功把当前线程追加到队尾（或设置队头）。
总而言之，addWaiter的目的就是通过CAS把当前线程追加到队尾，并返回包装后的Node实例。
把线程要包装为Node对象的主要原因，除了用Node构造供虚拟队列外，还用Node包装了各种线程状态，这些状态被精心设计为一些数字值：
SIGNAL(-1) ：线程的后继线程正/已被阻塞，当该线程release或cancel时要重新这个后继线程(unpark)
CANCELLED(1)：因为超时或中断，该线程已经被取消
CONDITION(-2)：表明该线程被处于条件队列，就是因为调用了Condition.await而被阻塞
PROPAGATE(-3)：传播共享锁
0：0代表无状态
2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued
acquireQueued的主要作用是把已经追加到队列的线程节点（addWaiter方法返回值）进行阻塞，但阻塞前又通过tryAccquire重试是否能获得锁，
如果重试成功能则无需阻塞，直接返回
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} catch (RuntimeException ex) {
cancelAcquire(node);
throw ex;
}
}
仔细看看这个方法是个无限循环，感觉如果p == head && tryAcquire(arg)条件不满足循环将永远无法结束，当然不会出现死循环，
奥秘在于第12行的parkAndCheckInterrupt会把当前线程挂起，从而阻塞住线程的调用栈。
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
如前面所述，LockSupport.park最终把线程交给系统（Linux）内核进行阻塞。当然也不是马上把请求不到锁的线程进行阻塞，
还要检查该线程的状态，比如如果该线程处于Cancel状态则没有必要，具体的检查在shouldParkAfterFailedAcquire中：
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
/*
* This node has already set status asking a release
* to signal it, so it can safely park
*/
return true;
if (ws > 0) {
/*
* Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and
* indicate retry.
*/
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
/*
* waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we
* need a signal, but don't park yet. Caller will need to
* retry to make sure it cannot acquire before parking.
*/
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
检查原则在于：
规则1：如果前继的节点状态为SIGNAL，表明当前节点需要unpark，则返回成功，此时acquireQueued方法的第12行（parkAndCheckInterrupt）将导致线程阻塞
规则2：如果前继节点状态为CANCELLED(ws>0)，说明前置节点已经被放弃，则回溯到一个非取消的前继节点，返回false，acquireQueued方法的无限循环将递归调用该方法，直至规则1返回true，导致线程阻塞
规则3：如果前继节点状态为非SIGNAL、非CANCELLED，则设置前继的状态为SIGNAL，返回false后进入acquireQueued的无限循环，与规则2同
总体看来，shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前继节点判断当前线程是否应该被阻塞，如果前继节点处于CANCELLED状态，则顺便删除这些节点重新构造队列。