Java Synchronized 偏向锁/轻量级锁/重量级锁的演变过程
前言
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上篇文章已经分析了Java对象头构成、源码及其对象头的调试，本篇将分析偏向锁、轻量级锁、重量级锁的实现及其演变过程。由于涉及到c++源码，估计不少同学没兴趣看，因此重点多以图+源码辅助分析。
通过本篇文章，你将了解到：
1、什么是重量级锁
2、轻量级锁/偏向锁的由来
3、偏向锁的加锁、撤销锁、释放锁
4、轻量级锁的加锁、释放锁
5、偏向锁、轻量级锁、重量级锁的异同点
1、什么是重量级锁
简单例子
private synchronized void testLock() {
//doSomething();
}
现有两个线程(t1、t2)同时访问testLock()方法，假若t1先拿到锁并执行同步块里的代码。此时t2也要访问testLock()方法，但是因为锁被t1持有，因此t2只能阻塞等待t1释放锁。
此时，锁的形态称为重量锁。
重量级锁为什么"重"
由上面的例子可以看出，t2因为没有获取到锁然后挂起自己，等待t1释放锁后唤醒自己。线程的挂起/唤醒需要CPU切换上下文，此过程代价比较大，因此称此种锁为重量级锁。
线程挂起/唤醒请移步：Java Unsafe/CAS/LockSupport 应用与原理
2、轻量级锁/偏向锁的由来
轻量级锁的由来
还是上面的例子，假设现在t1、t2是交替执行testLock()方法，此时t1、t2没必要阻塞，因为它们之间没有竞争，也就是不需要重量级锁。
线程之间交替执行临界区的情形下使用的锁称为轻量级锁。
轻量级锁相比重量级锁的优势：
1、每次加锁只需要一次CAS
2、不需要分配ObjectMonitor对象
3、线程无需挂起与唤醒
偏向锁的由来
依旧是上面的例子，假设testLock()始终只有一个线程t1在执行呢？这个时候若是使用轻量级锁，每次t1获取锁都需要进行一次CAS，有点浪费性能。
因此就出现了偏向锁：
当锁偏向某个线程时，该线程再次获取锁时无需CAS，只需要一个简单的比较就可以获取锁，这个过程效率很高。
偏向锁相比轻量级锁的优势：
同一个线程多次获取锁时，无需再次进行CAS，只需要简单比较。
3、偏向锁的加锁、撤销锁、释放锁
上面阐述了这三种锁的由来，这些锁是如何实现的呢？接下来从源码的角度进行分析。这三种锁的基础是对象头，关于对象头的详细分析请查看：Java 对象头分析与使用(Synchronized相关)
**锁的本质是共享变量，因此问题的关键是如何访问这个共享变量。**理解这个对于理解三种锁的演变事半功倍，接下来将重点突出这一信息。
既然涉及到了锁，那么自然而然有加锁/释放锁操作，偏向锁比较特殊还多了个撤销锁的操作。
加锁
先来复习对象头：
可以看到偏向锁里存储了偏向线程的id，epoch，偏向锁标记(biased_lock)，锁标记(lock)等信息。这些信息统称为Mark Word。
在看源码之前，先来朴素(脑补)地猜测线程t1获取偏向锁的过程：
1、先判断Mark Word里的线程id是否有值。
1.1、如果没有，说明还没有线程占用锁，则直接将t1的线程id记录到Mark Word里。可能会存在多个线程同时修改Mark Word，因此需要进行CAS修改Mark Word。
1.2、如果已有id值，那么判断分两种情况：
1.2.1、该id是t1的id，则此次获取锁是个重入的过程，直接就获取了。
1.2.2、如果该id不是t1的id，说明已经有其它线程获取了锁，t1想要获取锁就需要走撤销流程。
来看看源码：bytecodeInterpreter.cpp
CASE(_monitorenter): {
//获取对象头，用oop表示对象头 -------->(1)
oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
CHECK_NULL(lockee);
BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base();
BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base();
BasicObjectLock* entry = NULL;
while (most_recent != limit ) {
//遍历线程栈，找到对应的空闲的BasicObjectLock (2)
if (most_recent->obj() == NULL) entry = most_recent;
else if (most_recent->obj() == lockee) break;
most_recent++;
}
if (entry != NULL) {
//BasicObjectLock _obj字段指向oop ------>(3)
entry->set_obj(lockee);
int success = false;
uintptr_t epoch_mask_in_place = (uintptr_t)markOopDesc::epoch_mask_in_place;
//取出对象头里的Mark Word
markOop mark = lockee->mark();
intptr_t hash = (intptr_t) markOopDesc::no_hash;
// 支持偏向锁
if (mark->has_bias_pattern()) {
uintptr_t thread_ident;
uintptr_t anticipated_bias_locking_value;
//当前的线程id
thread_ident = (uintptr_t)istate->thread();
//异或运算结果-------->(4)
anticipated_bias_locking_value =
(((uintptr_t)lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident) ^ (uintptr_t)mark) &
~((uintptr_t) markOopDesc::age_mask_in_place);
if (anticipated_bias_locking_value == 0) {
//完全相等，则认为是重入了该锁------>(5)
if (PrintBiasedLockingStatistics) {
(* BiasedLocking::biased_lock_entry_count_addr())++;
}
success = true;
}
else if ((anticipated_bias_locking_value & markOopDesc::biased_lock_mask_in_place) != 0) {
//不支持偏向锁了-------->(6)
//构造无锁的Mark Word
markOop header = lockee->klass()->prototype_header();
if (hash != markOopDesc::no_hash) {
header = header->copy_set_hash(hash);
}
//CAS 修改Mark Word为无锁状态
if (Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), mark) == mark) {
if (PrintBiasedLockingStatistics)
(*BiasedLocking::revoked_lock_entry_count_addr())++;
}
}
else if ((anticipated_bias_locking_value & epoch_mask_in_place) !=0) {
//epoch 过期了------->(7)
//使用当前线程id构造偏向锁
markOop new_header = (markOop) ( (intptr_t) lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident);
if (hash != markOopDesc::no_hash) {
new_header = new_header->copy_set_hash(hash);
}
//CAS修改
if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), mark) == mark) {
if (PrintBiasedLockingStatistics)
//成功则获取了锁
(* BiasedLocking::rebiased_lock_entry_count_addr())++;
}
else {
//否则进行下一步
CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
}
success = true;
}
else {
//构造匿名偏向锁---------(8)
markOop header = (markOop) ((uintptr_t) mark & ((uintptr_t)markOopDesc::biased_lock_mask_in_place |
(uintptr_t)markOopDesc::age_mask_in_place |
epoch_mask_in_place));
if (hash != markOopDesc::no_hash) {
header = header->copy_set_hash(hash);
}
//构造指向当前线程的偏向锁
markOop new_header = (markOop) ((uintptr_t) header | thread_ident);
// debugging hint
DEBUG_ONLY(entry->lock()->set_displaced_header((markOop) (uintptr_t) 0xdeaddead);)
//CAS 修改为偏向当前线程的锁
if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), header) == header) {
if (PrintBiasedLockingStatistics)
(* BiasedLocking::anonymously_biased_lock_entry_count_addr())++;
}
else {
//不成功则进行下一步
CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
}
success = true;
}
}
if (!success) {
//上面尝试使用偏向锁，可惜没有成功，则尝试升级为轻量级锁
markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();
entry->lock()->set_displaced_header(displaced);
bool call_vm = UseHeavyMonitors;
if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) {
// Is it simple recursive case?
if (!call_vm && THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) {
entry->lock()->set_displaced_header(NULL);
} else {
CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
}
}
}
UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
} else {
istate->set_msg(more_monitors);
UPDATE_PC_AND_RETURN(0); // Re-execute
}
}
代码看起来很多，重点说明标注的(1)~(9)个点：
(1)
oop 表示对象头，里边包括含了Mark Word、Klass Word。
(2)
在basicLock.hpp里，BasicObjectLock 结构如下：
#basicLock.hpp
class BasicObjectLock VALUE_OBJ_CLASS_SPEC {
friend class VMStructs;
private:
//BasicLock
BasicLock _lock;
//对象头
oop _obj;
...
};
继续看BasicLock:
#basicLock.hpp
class BasicLock VALUE_OBJ_CLASS_SPEC {
friend class VMStructs;
private:
//存储Mark Word
volatile markOop _displaced_header;
...
};
BasicObjectLock 即是熟知的Lock Record的实现，其包含了两个内容：
1、存储Mark Word的_displaced_header
2、指向对象头的指针：_obj
如图，线程的私有栈里存储着多个Lock Record。
(3)
将Lock Record里的_obj赋值为lockee，也就是_obj表示的是对象头。
(4)
从对象头(lockee)里取出Klass Word，该Word是指向Klass类型的指针，Klass类里有个名为_prototype_header字段， 也是表示Mark Word，里面存储着epoch、偏向锁标记等信息(后面为方便描述，使用Klass替代说明)。此处是取出这些信息并拼接上当前线程id，进而和对象头里的Mark Word进行异或运算，找出不相等的位，接下来就是判断具体Mark Word的哪个部分不相等，从而有不同的处理逻辑。
(5)
如果上面的异或相等，那说明Mark Word里存储有当前线程id，epoch、偏向锁标记都一致，也就是锁被当前线程持有了，此次是个重入的过程。因为已经拥有锁了，所以啥也不干了。
(6)
发现Mark Word里的偏向锁标志位和Klass 里的不同，而Mark Word之前已经判断是偏向锁了，因此可以推断Klass 已经不支持偏向锁了。既然不支持偏向锁了，就修改Mark Word为无锁状态，等待后面升级为轻量级锁/重量级锁。
(7)
发现Mark Word里的epoch与Klass里的不同，则认为发生了批量重偏向，因此可以直接修改Mark Word偏向当前线程。
(8)
如果上述条件都不满足，则认为当前是匿名偏向锁(是偏向锁，但是没有偏向任何线程)。尝试直接修改Mark Word偏向当前线程。
通过上述步骤的分析，结果比较明显了：
1、线程每次尝试获取锁都需要关联Lock Record，并将_obj指向对象头，此时Lock Record与对象头就建立了联系。
2、线程成功将线程id写入Mark Word后即表示该线程获取了该偏向锁
偏向锁状态时Lock Record与对象头关系：
此时_displaced_header字段并没有使用。
用图表示偏向锁获取流程：
好了，再来回顾一下线程t1、t2获取偏向锁的过程：
1、t1获取锁，一开始锁是匿名偏向锁，所以走的是上图步骤4，成功获取锁。
2、t1再次获取锁，因为之前已经获取到锁了，所以走的是上图步骤1，重入获取锁。
3、此时t2尝试获取锁，因为t1正在持有锁，因此走的是上图步骤5。
1、4、5 步骤情景已经涉及到了，剩下2、3步骤下面分析。
撤销锁
偏向锁获取不成功，那么在升级为轻量级锁之前先将锁变为无锁状态，此为偏向锁的撤销过程。
来看看源码入口：
#InterpreterRuntime.cpp
IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem))
...
if (UseBiasedLocking) {
//使用偏向锁则进入快速处理流程
ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK);
} else {
//升级为轻量级锁
ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK);
}
...
#synchronizer.cpp
void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock, bool attempt_rebias, TRAPS) {
if (UseBiasedLocking) {
if (!SafepointSynchronize::is_at_safepoint()) {
//不在安全点执行
//可能是撤销，也可能是重偏向
BiasedLocking::Condition cond = BiasedLocking::revoke_and_rebias(obj, attempt_rebias, THREAD);
//如果是重偏向成功，则退出流程
if (cond == BiasedLocking::BIAS_REVOKED_AND_REBIASED) {
return;
}
} else {
assert(!attempt_rebias, "can not rebias toward VM thread");
//在安全点执行撤销
BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj);
}
assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now");
}
//轻量级锁入口
slow_enter (obj, lock, THREAD) ;
}
可以看出撤销分为在安全点撤销和非安全点撤销。
重点说一下非安全点撤销：revoke_and_rebias
里面代码比较多，就不一一贴出了。
用图表示如下：
上面的撤销是在不安全点执行的，因此都会有CAS操作。
上图进行了初步的撤销/重偏向，若是成功则后续会升级为轻量级锁；若是失败，则需要进一步地撤销。
批量重偏向/批量撤销逻辑最终也会调用直接撤销函数，继续来看看直接撤销的流程，实际上就是biasedLocking.cpp#revoke_bias 函数：
可以看出，上图修改Mark Word时并没有使用CAS，因为执行这段代码是在安全点执行的，也就是说只要执行了就能成功。
批量重偏向与批量撤销
经过上面的分析，我们知道：
1、当某个线程持有偏向锁，另一个线程想要获取锁时需要撤销锁。
2、撤销先尝试在不安全点使用CAS修改Mark Word为无锁状态，若还是无法撤销则考虑在安全点撤销，等安全点是比较低效的操作。
因此偏向锁引入了批量重偏向与批量撤销。
当某个类的对象锁撤销次数达到一定阈值，比如达到了20次，那么就会触发批量重偏向的逻辑，修改Klass里的epoch值，并修改当前正在使用该类型锁Mark Word里的epoch值。当线程想要获取偏向锁时，对比当前对象的epoch值与Klass里的epoch值，发现不相等，则认为过期。此时该线程被允许直接CAS修改Mark Word偏向当前线程，就不用再走撤销逻辑了。这部分对应最初分析偏向锁入口的标记(7)。
同样的当撤销次数达到40次时，认为该对象已经不适合应用偏向锁了，因此会修改Klass里的偏向锁标记，更改为不支持偏向锁。当线程想要获取偏向锁时，检查Klass里的偏向锁标记值，若是不允许偏向，说明之前发生了批量撤销，因此该线程被允许直接CAS修改Mark Word为无锁状态，就不用再走撤销逻辑了。这部分对应最初分析偏向锁入口的标记(6)。
默认的阈值：
批量重偏向与批量撤销是对偏向锁性能的优化。
释放锁
正常的想法是：当线程退出临界区，也就是释放了锁。
#bytecodeInterpreter.cpp
CASE(_monitorexit): {
//对象头
oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
CHECK_NULL(lockee);
BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base();
BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base();
//遍历线程栈
while (most_recent != limit ) {
//找到对应的Lock Record
if ((most_recent)->obj() == lockee) {
BasicLock* lock = most_recent->lock();
markOop header = lock->displaced_header();
//设置Lock Record 里的_obj字段 为null
most_recent->set_obj(NULL);
//此处是轻量级锁的释放，先省略
UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
}
most_recent++;
}
...
}
偏向锁对象头和Lock Record关系前面已经分析：每次尝试获取偏向锁时，先找到空闲的Lock Record，并将Lock Record里的_obj指向对象头，表示这俩建立起了联系。释放锁的时候将这联系切断，_obj=null。
你也许已经发现了Mark Word并没有发生改变，依然是偏向了之前的线程，那还是没释放锁的嘛。的确是，线程退出临界区时候，并没有释放偏向锁，这么做的目的是：
当再次需要获取锁的时候，只需要简单按位运算判断是否是重入，即可快速获取锁，而不用每次都CAS，这也是偏向锁在只有一个线程访问锁的情景下高效的核心所在。
小结
前边花了很大篇幅阐述偏向锁，看起来很复杂，实际上就是撤销部分比较复杂。
1、偏向锁的"锁"即是Mark Word，想要获取锁就需要对Mark Word进行修改，可能会有多线程竞争修改，因此需要借助CAS。
2、因为撤销操作可能需要在安全点执行，效率比较低，多次撤销更会影响效率，因此引入了批量重偏向与批量撤销。
3、偏向锁的重入计数依靠线程栈里Lock Record个数。
4、偏向锁撤销失败，最终会升级为轻量级锁。
5、偏向锁退出时并没有修改Mark Word，也就是没有释放锁。
4、轻量级锁的加锁、释放锁
加锁
偏向锁的撤销操作比较复杂，而轻量级锁的加锁、释放锁则简单得多。
#synchronizer.cpp
void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
//取出Mark Word
markOop mark = obj->mark();
//走到此说明已经不是偏向锁了
assert(!mark->has_bias_pattern(), "should not see bias pattern here");
if (mark->is_neutral()) {
//如果是无锁状态
//将Mark Word拷贝到Lock Record的_displaced_header 字段里
lock->set_displaced_header(mark);
//CAS修改Mark Word使之指向Lock Record
if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) {
TEVENT (slow_enter: release stacklock) ;
return ;
}
} else
if (mark->has_locker() && THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {
//mark->has_locker() -->表示已经是轻量级锁
//THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker()) 并且是当前线程获取了轻量级锁
//这两点说明当前线程重入该锁
//直接设置header==null
lock->set_displaced_header(NULL);
return;
}
//走到这说明不能使用轻量级锁，则需要升级为重量级锁
此时，我们发现Lock Record与轻量级锁的关系更加紧密。
偏向锁了没用的_displaced_header用上了，用以存储无锁状态的Mark Word，待释放锁时恢复(保留了hash值等)。
而Mark Word里的锁记录指针指向了Lock Record，表示该Lock Record所在的线程获取了轻量级锁。
释放锁
#bytecodeInterpreter.cpp
CASE(_monitorexit): {
oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
CHECK_NULL(lockee);
BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base();
BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base();
while (most_recent != limit ) {
if ((most_recent)->obj() == lockee) {
BasicLock* lock = most_recent->lock();
markOop header = lock->displaced_header();
most_recent->set_obj(NULL);
//以上部分和偏向锁释放一致的
if (!lockee->mark()->has_bias_pattern()) {
//不是偏向模式
bool call_vm = UseHeavyMonitors;
//header 不为空，说明是线程第一次获取轻量级锁时占用的Lock Record
if (header != NULL || call_vm) {
//而header存储的是无锁状态的Mark Word
//因此需要将Mark Word修改恢复为之前的无锁状态
if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), lock) != lock) {
//失败的话，再将obj设置上，为了重量级锁使用
most_recent->set_obj(lockee);
CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorexit(THREAD, most_recent), handle_exception);
}
}
}
UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
}
most_recent++;
}
...
}
与偏向锁不同的是，轻量级锁是真的释放了锁，因为修改Mark Word为无锁状态了。
你可能会有疑惑：只有拿到锁的线程才会有释放锁的操作，为什么此处还需要CAS呢？
考虑一种情况：线程A获取了轻量级锁，此时线程B也想要获取锁，由于锁被A占用，因此B将锁膨胀为重量级锁(修改了Mark Word)。而此时A还在执行临界区代码，它并不知道Mark Word已经被更改了。所以当A退出临界区释放锁的时候，它不能直接修改Mark Word，于是使用CAS尝试更新Mark Word。若是Mark Word已经改变了，也就是说之前Mark Word是指向线程A的Lock Reocrd指针，现在是指向ObjectMonitor了，当然A的CAS会失败，接着进行下一步判断，最终可能膨胀为重量级锁。若是没有改变，A释放轻量级锁就直接成功了。
小结
1、轻量级锁的"锁"即是Mark Word，想要获取锁就需要对Mark Word进行修改，可能会有多线程竞争修改，因此需要借助CAS。
2、如果初始锁为无锁状态，则每次进入都需要一次CAS尝试修改为轻量级锁，否则判断是否重入。
3、如果不满足2的条件，则膨胀为重量级锁。
4、轻量级锁退出时即释放锁，变为无锁状态。
5、可以看出轻量级锁比较敏感，一旦有线程竞争就会膨胀为重量级锁。
5、偏向锁、轻量级锁、重量级锁的异同点
由上面的分析可知，想要在不安全点获取锁，就得依靠CAS操作，因此理解CAS的原理是深入锁的基础。有关CAS原理与使用请移步：Java Unsafe/CAS/LockSupport 应用与原理
三者的共同点：
1、都需要和Lock Record关联；偏向锁和重量级锁只用到了_obj字段，而轻量级锁用到了_displaced_header。
2、释放锁时都需要修改Lock Record 里的_obj字段。
三者不同点：
1、偏向锁和轻量级锁的"锁"即是Mark Word，而重量级锁的"锁"是ObjectMonitor，此时Mark Word保留了指针指向ObjectMonitor。
2、偏向锁和轻量级锁依靠Lock Record个数来记录重入的次数，而重量级锁通过
ObjectMonitor里的_recursions 整形变量记录。
3、偏向锁和轻量级锁的重入只需要做简单的判断即可，而重量级锁需要通过CAS判断是否是重入。
三者适用场景
1、偏向锁适合在只有一个线程访问锁的场景，在此种场景下，线程只需要执行一次CAS获取偏向锁，后续该线程再次访问该锁时仅仅只需要简单的判断即可获取锁。
2、轻量级锁适合在有多个线程交替访问锁，并且不会发生竞争的场景。此种场景下，线程每次获取锁只需要执行一次CAS即可。
3、重量级锁适合在多线程竞争环境下访问锁，执行临界区的时间比较长，未获取锁的线程将会被挂起，等待拥有锁的线程释放锁而后唤醒它。此种场景下，线程每次都需要进行多次CAS操作，操作失败将会被放入队列里等待唤醒。
值得注意的是：
偏向锁、轻量级锁是在Java1.6(Java 6)提出的用以对重量级锁的改进。
从上面分析我们也知道为了实现偏向锁的撤销，引入了复杂的同步代码，包括在安全点执行等操作，且对 HotSpot 的其他组件产生了影响。这种复杂性已经成为理解代码的障碍，也阻碍了对同步系统进行重构。**因此，在Java 15废弃了偏向锁。**https://openjdk.java.net/jeps/374。
至此，偏向锁、轻量级锁的原理已经阐述完毕，由于篇幅所限，重量级锁的原理下篇分析。
虽然尽量避免贴过多的代码，但还是无法避免贴了一些，不关注源码的同学请直接看每段的小结。若是对更多的源码细节感兴趣，可查看下面的链接，本篇也参考了以下链接：
https://github.com/farmerjohngit/myblog/issues/13
https://github.com/HenryChenV/my-notes/issues/3
本文源码基于jdk1.8。