OpenJDK9 Hotspot : synchronized 浅析

摘要：前言网上各路大神总结过各种关于内部实现，看别人的文章总觉得不过瘾，所以有了这篇文章，尝试再扒一次的底裤数据结构在分析源代码之前需要了解相关概念，比如等，参考网络上各种解说或者之前系列文章，这里重点介绍一下，，每个在内部都有一个的对象与之对应

网上各路大神总结过各种关于 hotspot jvm synchronized 内部实现，看别人的文章总觉得不过瘾，所以有了这篇文章，尝试再扒一次 synchronized 的“底裤”

在分析源代码之前需要了解相关概念，比如 oop, oopDesc, markOop 等，参考网络上各种解说或者之前系列文章，这里重点介绍一下 markOop，ObjectWaiter，ObjectMonitor .etc

每个 Java Object 在 JVM 内部都有一个 native 的 C++ 对象 oop/oopDesc 与之对应，回顾一下 oopDesc 的类定义（内存布局）

class oopDesc {
private:
    volatile markOop _mark;
}

_mark 被声明在 oopDesc 类的顶部，所以这个 _mark 可以认为是一个 头部（就像 TCP/IP 数据包头部），我们知道"头部"一般保存着一些重要的状态和标志信息，在 markOop.hpp 文件头部有一大段注释说明 markOop 内存布局

//  32 bits:
//  --------
//             hash:25 ------------>| age:4    biased_lock:1 lock:2 (normal object)
//             JavaThread*:23 epoch:2 age:4    biased_lock:1 lock:2 (biased object)
//             size:32 ------------------------------------------>| (CMS free block)
//             PromotedObject*:29 ---------->| promo_bits:3 ----->| (CMS promoted object)

这里只列出 32 位机器上 markOop 的内存布局，同样的 32 bit 在不同的 object（normal, biased）以及不同的 CMS 垃圾搜集状态下有不同的解释，这种紧凑的内存复用技术在 C/C++ 系统编程中随处可见

对于 normal object，32 bit 位分为 4 个字段，其中和 synchronized 相关的是 biased_lock 和 lock

hash，对象的 hash 值

age，对象的年龄，分代 GC 相关

biased_lock，偏向锁标志

lock，对象锁标志

占两比特，用于描述 3 种状态 locked, unlocked, monitor

//    [ptr             | 00]  locked             ptr points to real header on stack
//    [header      | 0 | 01]  unlocked           regular object header
//    [ptr             | 10]  monitor            inflated lock (header is wapped out)
//    [ptr             | 11]  marked             used by markSweep to mark an object
//                                               not valid at any other time

对于 biased boject，biased_lock 比特位被设置，如果对象被偏向锁定，拥有该偏向锁的线程指针被保存在 markOop 的高位

//    [JavaThread* | epoch | age | 1 | 01]       lock is biased toward given thread
//    [0           | epoch | age | 1 | 01]       lock is anonymously biased

如果一个线程在等待 object monitor（对象监视器），虚拟机会创建一个 ObjectWaiter 对象，并通过 _next 和 _prev 指针将 ObjectWaiter 挂载到 object monitor 中的等待队列中

class ObjectWaiter : public StackObject {
public:
    ObjectWaiter * volatile _next;
    ObjectWaiter * volatile _prev;
    Thread* _thread
    ...
}

ObjectMonitor 类是对 对象监视器 的封装，由于比较重要（关键），objectMonitor.hpp 文件中对它进行了大段注释

// The ObjectMonitor class implements the heavyweight version of a
// JavaMonitor. The lightweight BasicLock/stack lock version has been
// inflated into an ObjectMonitor. This inflation is typically due to
// contention or use of Object.wait().

从注释可以看出 ObjectMonitor 是 JavaMonitor（对象锁）的一个重量级实现，而偏向锁和 stack lock（？）是另一种轻量级实现，当调用 Object.wait() 方法时，轻量级 JavaMonitor 会膨胀（提升）成重量级实现

当前拥有该 ObjectMonitor 的线程

由 ObjectWaiter 组成的双向链表，JVM 会从该链表中取出一个 ObjectWaiter 并唤醒对应的 JavaThread

JVM 为每个尝试进入 synchronized 代码段的 JavaThread 创建一个 ObjectWaiter 并添加到 _cxq 队列中

JVM 为每个调用 Object.wait() 方法的线程创建一个 ObjectWaiter 并添加到 _WaitSet 队列中

在进入 synchronized 代码块或方法时，javac 会插入一条 monitorenter 字节码指令，退出时插入一条 monitorexit 指令，我们还是以 Zero 解释器为例来看看 monitorenter/monitorexit 指令是如何实现的，关于 Zero 解释器相关概念可以参考之前的文章

在 bytecodeInterpreter.cpp 中能够找到 monitorenter 对应的 case，大概流程如下：

获取方法隐含的 this 参数，即 oop

获取对象头部 markOop（参考上文），判断是否有偏向标志（has_bias_pattern），如果没有转到 4

偏向锁相关的处理逻辑

尝试使用轻量级锁，这里使用了 CAW（compare and swap，比较和交换）原语来保证线程对 oop 中 markOop
字段的独占写入，成功写入的线程立即返回（接着运行），失败的线程则调用 InterpreterRuntime::monitorenter
方法（重量级锁）

至此可以看出加锁的顺序：偏向锁 -> 轻量级锁 -> 重量级锁

CASE(_monitorenter): {
    oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
    ...
    if (entry != NULL) {
        entry->set_obj(lockee);
        ...
        markOop mark = lockee->mark();
        intptr_t hash = (intptr_t) markOopDesc::no_hash;
        if (mark->has_bias_pattern()) {
            // 尝试使用偏向锁...
        }

        // 尝试使用轻量级锁
        // traditional lightweight locking
        if (!success) {
            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);
              }
            }
        }
    } else {
        istate->set_msg(more_monitors);
        UPDATE_PC_AND_RETURN(0);
    }
}

我们先把偏向锁相关的代码放一遍，接着看 InterpreterRuntime::monitorenter 方法，为了使代码更加清晰，我们忽略掉断言和条件编译，

IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread,   
        BasicObjectLock* elem))
  if (PrintBiasedLockingStatistics) {
    Atomic::inc(BiasedLocking::slow_path_entry_count_addr());
  }
  Handle h_obj(thread, elem->obj());
  if (UseBiasedLocking) {
    // Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflation
    ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK);
  } else {
    ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK);
  }
IRT_END

看来 JVM 还是不死心，这里又有两个分支 fast_enter 和 slow_enter，由于一路上我们都是挑着最慢的路径走，这回也不例外，接着扒 slow_enter 方法

void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
  markOop mark = obj->mark();

  if (mark->is_neutral()) {
    lock->set_displaced_header(mark);
    if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) {
      TEVENT(slow_enter: release stacklock);
      return;
    }
    // Fall through to inflate() ...
  } else if (mark->has_locker() &&
             THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {
    lock->set_displaced_header(NULL);
    return;
  }

  lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());
  ObjectSynchronizer::inflate(THREAD,
                              obj(),
                              inflate_cause_monitor_enter)->enter(THREAD);
}

再次通过 cmpxchg 尝试轻量级锁，否则调用 ObjectSynchronizer:: inflate 方法膨胀成重量级锁（ObjectMonitor）并调用其 enter 方法

ObjectMonitor 对象有一个 _owner 字段表明当前哪个线程持有 ObjectMonitor，enter 方法首先通过 cmpxchg 尝试将 _owner 原子性设置成当前线程，如果成功就直接返回，这样可以避免进行内核线程的上下文切换