synchronized原理

Monitor对象

每个对象都可以关联一个Monitor对象，如果使用 synchronized 给对象上锁（重量级）之后，该对象头的Mark Word 中就被设置指向 Monitor 对象的指针。

monitor对象包括：owner（指向加锁线程）、EntryList（竞争锁失败）、WaitList（获取锁之后调用wait方法）

monitor结构

对象头结构

普通对象：Mark Word 和 Class Word
数组对象：Mark Word 、 Class Word、array length

Mark Word 结构

Mark Word 的结构根据biased_lock（偏向标记）、lock（锁状态标记：00轻量级、10重量级）来改变
32位系统：

32位虚拟机Mark Word

64位系统：

64位虚拟机 Mark Word

synchronized用法

1. 加在普通方法上（不加对象），默认锁住当前对象
2. 加在静态方法上，锁住Class对象
3. 加在方法块上（加对象），锁住的时加对象（对象尽量为final）

从字节码角度看：

编译之后会生存monitorenter指令+2个monitorexit指令（一个正常退出，一个异常退出）
加锁步骤：

1. 将lock对象存入临时变量中
2. monitorenter指令：将加锁对象的Mark Word设置为monitor对象引用

解锁步骤：

1. monitorexit指令：将lock对象头重置（从临时变量中获取）、唤醒EntryList。

锁升级流程

步骤：偏向锁->轻量级锁->自旋锁->重量级锁

偏向锁：

不存在竞争，每次加锁都是同一个对象

通过CAS方式将线程ID设置到对象头中，之后如果这个线程获取锁，如果发现线程ID是自己，则不用获取锁。

撤销
等到竞争出现才撤销。
参考：https://blog.csdn.net/zhao_miao/article/details/84500771

轻量级锁：

存在竞争，但是加锁时间错开

在线程栈帧中创建Lock Record对象（C++层面的对象）。包括一个加锁对象指针和锁记录指针。
加锁

1. 创建锁对象
2. 锁对象的object reference 指向锁对象，使用cas替换对象的Mark Word，将Mark Word 字段存入锁对象，将对象头指向锁记录。

对象的Mark Word锁标记是01，才可能成功。其次还要通过cas进行竞争。

可以替换成功的情况

替换成功之后如下图：对象头指向锁记录，锁记录的对象引用指向锁对象。

image.png

如果cas失败：

1. 如果其他线程已经持有轻量级锁，则膨胀

2. 如果是自己，重入的话，会再增加一条锁记录

   
   轻量级锁重入

解锁
如果锁记录的值为null，则锁计数器减一，如果不为null，则cas替换，如果成功则解锁，如果失败则说明锁已经膨胀，进入重量级解锁流程。

重量级锁

重量级锁是依赖对象内部的monitor锁来实现的，而monitor又依赖操作系统的MutexLock(互斥锁)来实现的，涉及到用户态到内核态切换，并且释放锁之后，唤醒阻塞的线程，线程状态切换也是比较耗时的。

获取轻量级锁失败，并且失败原因是对象头中是其他锁记录地址。则膨胀

对象头的Mark Word 指向 monitor对象地址，monitor对象的 Owner对象指向加锁线程ID。Thread-1 进入EntryList阻塞

重量级锁示意图

解锁
当 Thread-0 退出同步块解锁时，使用 cas 将 Mark Word 的值恢复给对象头，失败。这时会进入重量级解锁流程，即按照 Monitor 地址找到 Monitor 对象，设置 Owner 为 null，唤醒 EntryList 中 BLOCKED 线程。

重量级解锁时Mark Word 恢复，应该也是线程栈帧中会创建一个局部变量存储。等解锁时恢复

hashCode函数会禁用偏向锁。但是不影响轻量级锁、不影响重量级锁，因为这两个会把hashCode存起来，等解锁的时候再复原。

自旋锁

自旋锁：不断循环获取锁，不涉及用户态切换内核态，但是比较耗cpu。单核cpu不起作用。自选的次数是自适应的。

批量重偏向

https://segmentfault.com/a/1190000023665056

批量撤销

当撤销偏向锁阈值超过 40 次后，jvm 会这样觉得，自己确实偏向错了，根本就不该偏向。于是整个类的所有对象都会变为不可偏向的，新建的对象也是不可偏向的