java-lock

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synchronized

使用场景

Synchronized修饰普通同步方法：锁对象当前实例对象；
Synchronized修饰静态同步方法：锁对象是当前的类Class对象；
Synchronized修饰同步代码块：锁对象是Synchronized后面括号里配置的对象，这个对象可以是某个对象（xlock），也可以是某个类（Xlock.class）；

注意

  • 使用synchronized修饰非静态方法或者使用synchronized修饰代码块时制定的为实例对象时，同一个类的不同对象拥有自己的锁，因此不会相互阻塞
  • 使用synchronized修饰类和对象时，由于类对象和实例对象分别拥有自己的监视器锁，因此不会相互阻塞。
  • 使用使用synchronized修饰实例对象时，如果一个线程正在访问实例对象的一个synchronized方法时，其它线程不仅不能访问该synchronized方法，该对象的其它synchronized方法也不能访问，因为一个对象只有一个监视器锁对象，但是其它线程可以访问该对象的非synchronized方法。
  • 线程A访问实例对象的非static synchronized方法时，线程B也可以同时访问实例对象的static synchronized方法，因为前者获取的是实例对象的监视器锁，而后者获取的是类对象的监视器锁，两者不存在互斥关系
java 对象头

Hotspot 虚拟机的对象头主要包含2部分数据, Mark Word(标记字段) Klass Pointer(类型指针). 其中Klass Point是是对象指向它的类元数据的指针，虚拟机通过这个指针来确定这个对象是哪个类的实例，Mark Word用于存储对象自身的运行时数据，它是实现轻量级锁和偏向锁的关键

  • Mark Word。
    Mark Word用于存储对象自身的运行时数据，如哈希码（HashCode）、GC分代年龄、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程 ID、偏向时间戳等等。Java对象头一般占有两个机器码（在32位虚拟机中，1个机器码等于4字节，也就是32bit），但是如果对象是数组类型，则需要三个机器码，因为JVM虚拟机可以通过Java对象的元数据信息确定Java对象的大小，但是无法从数组的元数据来确认数组的大小，所以用一块来记录数组长度。下图是Java对象头的存储结构（32位虚拟机）

对象头信息是与对象自身定义的数据无关的额外存储成本，但是考虑到虚拟机的空间效率，Mark Word被设计成一个非固定的数据结构以便在极小的空间内存存储尽量多的数据，它会根据对象的状态复用自己的存储空间，也就是说，Mark Word会随着程序的运行发生变化，变化状态如下（32位虚拟机）

实现原理

java 对象头
对象在队中的三个部分 , 对象头, 实例变量, 填充字节

  • 对象头的zhuyao是由MarkWord和Klass Point(类型指针)组成，其中Klass Point是是对象指向它的类元数据的指针，虚拟机通过这个指针来确定这个对象是哪个类的实例，Mark Word用于存储对象自身的运行时数据。如果对象是数组对象，那么对象头占用3个字宽（Word），如果对象是非数组对象，那么对象头占用2个字宽。（1word = 2 Byte = 16 bit）
  • 实例变量存储的是对象的属性信息，包括父类的属性信息，按照4字节对齐
  • 填充字符，因为虚拟机要求对象字节必须是8字节的整数倍，填充字符就是用于凑齐这个整数倍的

synchronized 都是通过持有修饰对象的锁来实现.那么Synchronized锁对象是存在哪里的呢？答案是存在锁对象的对象头的MarkWord中。那么MarkWord在对象头中到底长什么样，也就是它到底存储了什么呢?

重量级锁对应的锁标志位是10，存储了指向重量级监视器锁的指针，在Hotspot中，对象的监视器（monitor）锁对象由ObjectMonitor对象实现（C++），其跟同步相关的数据结构如下：

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ObjectMonitor() {
    _count        = 0; //用来记录该对象被线程获取锁的次数
    _waiters      = 0;
    _recursions   = 0; //锁的重入次数
    _owner        = NULL; //指向持有ObjectMonitor对象的线程 
    _WaitSet      = NULL; //处于wait状态的线程，会被加入到_WaitSet
    _WaitSetLock  = 0 ;
    _EntryList    = NULL ; //处于等待锁block状态的线程，会被加入到该列表
  }

偏向锁的升级

当线程1访问代码块并获取锁对象时，会在java对象头和栈帧中记录偏向的锁的threadID，因为偏向锁不会主动释放锁，因此以后线程1再次获取锁的时候，需要比较当前线程的threadID和Java对象头中的threadID是否一致，如果一致（还是线程1获取锁对象），则无需使用CAS来加锁、解锁；如果不一致（其他线程，如线程2要竞争锁对象，而偏向锁不会主动释放因此还是存储的线程1的threadID），那么需要查看Java对象头中记录的线程1是否存活，如果没有存活，那么锁对象被重置为无锁状态，其它线程（线程2）可以竞争将其设置为偏向锁；如果存活，那么立刻查找该线程（线程1）的栈帧信息，如果还是需要继续持有这个锁对象，那么暂停当前线程1，撤销偏向锁，升级为轻量级锁，如果线程1 不再使用该锁对象，那么将锁对象状态设为无锁状态，重新偏向新的线程。

轻量级锁

为什么要引入轻量级锁？

轻量级锁考虑的是竞争锁对象的线程不多，而且线程持有锁的时间也不长的情景。因为阻塞线程需要CPU从用户态转到内核态，代价较大，如果刚刚阻塞不久这个锁就被释放了，那这个代价就有点得不偿失了，因此这个时候就干脆不阻塞这个线程，让它自旋这等待锁释放

轻量级锁什么时候升级为重量级锁？

线程1获取轻量级锁时会先把锁对象的对象头MarkWord复制一份到线程1的栈帧中创建的用于存储锁记录的空间（称为DisplacedMarkWord），然后使用CAS把对象头中的内容替换为线程1存储的锁记录（DisplacedMarkWord）的地址；
如果在线程1复制对象头的同时（在线程1CAS之前），线程2也准备获取锁，复制了对象头到线程2的锁记录空间中，但是在线程2CAS的时候，发现线程1已经把对象头换了，线程2的CAS失败，那么线程2就尝试使用自旋锁来等待线程1释放锁。

但是如果自旋的时间太长也不行，因为自旋是要消耗CPU的，因此自旋的次数是有限制的，比如10次或者100次，如果自旋次数到了线程1还没有释放锁，或者线程1还在执行，线程2还在自旋等待，这时又有一个线程3过来竞争这个锁对象，那么这个时候轻量级锁就会膨胀为重量级锁。重量级锁把除了拥有锁的线程都阻塞，防止CPU空转。

注意：为了避免无用的自旋，轻量级锁一旦膨胀为重量级锁就不会再降级为轻量级锁了；偏向锁升级为轻量级锁也不能再降级为偏向锁。一句话就是锁可以升级不可以降级，但是偏向锁状态可以被重置为无锁状态。

锁粗化

按理来说，同步块的作用范围应该尽可能小，仅在共享数据的实际作用域中才进行同步，这样做的目的是为了使需要同步的操作数量尽可能缩小，缩短阻塞时间，如果存在锁竞争，那么等待锁的线程也能尽快拿到锁。
但是加锁解锁也需要消耗资源，如果存在一系列的连续加锁解锁操作，可能会导致不必要的性能损耗。
锁粗化就是将多个连续的加锁、解锁操作连接在一起，扩展成一个范围更大的锁，避免频繁的加锁解锁操作。

锁消除

Java虚拟机在JIT编译时(可以简单理解为当某段代码即将第一次被执行时进行编译，又称即时编译)，通过对运行上下文的扫描，经过逃逸分析，去除不可能存在共享资源竞争的锁，通过这种方式消除没有必要的锁，可以节省毫无意义的请求锁时间