(五)Synchronized原理分析

摘要：而导致这个问题的原因是线程并行执行操作并不是原子的，存在线程安全问题。表示自旋锁，由于线程的阻塞和唤醒需要从用户态转为核心态，频繁的阻塞和唤醒对来说性能开销很大。

synchronized想必大家都不陌生，用来解决线程安全问题的利器。同时也是Java高级程序员面试比较常见的面试题。这篇文正会带大家彻底了解synchronized的实现。

什么时候需要用Synchronized

synchronized的使用

synchronized的实现原理分析

想必大家对synchronized都不陌生，主要作用是在多个线程操作共享数据的时候，保证对共享数据访问的线程安全性。

比如在下面这个图片中，两个线程对于i这个共享变量同时做i++递增操作，那么这个时候对于i这个值来说就存在一个不确定性，也就是说理论上i的值应该是2，但是也可能是1。而导致这个问题的原因是线程并行执行i++操作并不是原子的，存在线程安全问题。所以通常来说解决办法是通过加锁来实现线程的串行执行，而synchronized就是java中锁的实现的关键字。

synchronized在并发编程中是一个非常重要的角色，在JDK1.6之前，它是一个重量级锁的角色，但是在JDK1.6之后对synchronized做了优化，优化以后性能有了较大的提升(这块会在后面做详细的分析)。

先来看一下synchronized的使用

synchronized有三种使用方法，这三种使用方法分别对应三种不同的作用域，代码如下

将synchronized修饰在普通同步方法，那么该锁的作用域是在当前实例对象范围内,也就是说对于 SyncDemosd=newSyncDemo();这一个实例对象sd来说，多个线程访问access方法会有锁的限制。如果access已经有线程持有了锁，那这个线程会独占锁，直到锁释放完毕之前，其他线程都会被阻塞

public SyncDemo{
   Object lock =new Object();
    //形式1
    public synchronized void access(){
       //
    }
    //形式2,作用域等同于形式1
    public void access1(){
       synchronized(lock){
         //
       }
    }
    //形式3，作用域等同于前面两种
    public void access2(){
       synchronized(this){
          //
       }
    }
}

修饰静态同步方法或者静态对象、类，那么这个锁的作用范围是类级别。举个简单的例子，

SyncDemo sd=SyncDemo();
SyncDemo sd2=new SyncDemo();} 

两个不同的实例sd和sd2， 如果sd这个实例访问access方法并且成功持有了锁，那么sd2这个对象如果同样来访问access方法，那么它必须要等待sd这个对象的锁释放以后，sd2这个对象的线程才能访问该方法，这就是类锁；也就是说类锁就相当于全局锁的概念，作用范围是类级别。

这里抛一个小问题，大家看看能不能回答，如果不能也没关系，后面会讲解；问题是如果sd先访问access获得了锁，sd2对象的线程再访问access1方法，那么它会被阻塞吗？

public SyncDemo{
    static Object lock=new Object();
    //形式1
    public synchronized static void access(){
       //
    }
    //形式2等同于形式1
    public void access1(){
       synchronized(lock){
          //
       }
    }
    //形式3等同于前面两种
    public void access2(){
        synchronzied(SyncDemo.class){
          //
        }
    }
}

public SyncDemo{
   Object lock=new Object();
   public void access(){
       //do something
       synchronized(lock){
         //
       }
   }
}

通过演示3种不同锁的使用，让大家对synchronized有了初步的认识。当一个线程视图访问带有synchronized修饰的同步代码块或者方法时，必须要先获得锁。当方法执行完毕退出以后或者出现异常的情况下会自动释放锁。如果大家认真看了上面的三个案例，那么应该知道锁的范围控制是由对象的作用域决定的。对象的作用域越大，那么锁的范围也就越大，因此我们可以得出一个初步的猜想，synchronized和对象有非常大的关系。那么，接下来就去剖析一下锁的原理

当一个线程尝试访问synchronized修饰的代码块时，它首先要获得锁，那么这个锁到底存在哪里呢？

synchronized实现的锁是存储在Java对象头里，什么是对象头呢？在Hotspot虚拟机中，对象在内存中的存储布局，可以分为三个区域:对象头(Header)、实例数据(Instance Data)、对齐填充(Padding)

当我们在Java代码中，使用new创建一个对象实例的时候，（hotspot虚拟机）JVM层面实际上会创建一个 instanceOopDesc对象。

Hotspot虚拟机采用OOP-Klass模型来描述Java对象实例，OOP(Ordinary Object Point)指的是普通对象指针，Klass用来描述对象实例的具体类型。Hotspot采用instanceOopDesc和arrayOopDesc来描述对象头，arrayOopDesc对象用来描述数组类型

instanceOopDesc的定义在Hotspot源码中的 instanceOop.hpp文件中，另外，arrayOopDesc的定义对应 arrayOop.hpp

class instanceOopDesc : public oopDesc {
 public:
  // aligned header size.
  static int header_size() { return sizeof(instanceOopDesc)/HeapWordSize; }
  // If compressed, the offset of the fields of the instance may not be aligned.
  static int base_offset_in_bytes() {
    // offset computation code breaks if UseCompressedClassPointers
    // only is true
    return (UseCompressedOops && UseCompressedClassPointers) ?
             klass_gap_offset_in_bytes() :
             sizeof(instanceOopDesc);
  }
  static bool contains_field_offset(int offset, int nonstatic_field_size) {
    int base_in_bytes = base_offset_in_bytes();
    return (offset >= base_in_bytes &&
            (offset-base_in_bytes) < nonstatic_field_size * heapOopSize);
  }
};
#endif // SHARE_VM_OOPS_INSTANCEOOP_HPP

从instanceOopDesc代码中可以看到 instanceOopDesc继承自oopDesc，oopDesc的定义载Hotspot源码中的 oop.hpp文件中

class oopDesc {
  friend class VMStructs;
 private:
  volatile markOop  _mark;
  union _metadata {
    Klass*      _klass;
    narrowKlass _compressed_klass;
  } _metadata;
  // Fast access to barrier set.  Must be initialized.
  static BarrierSet* _bs;
  ...
}

在普通实例对象中，oopDesc的定义包含两个成员，分别是 _mark和 _metadata

_mark表示对象标记、属于markOop类型，也就是接下来要讲解的Mark World，它记录了对象和锁有关的信息

_metadata表示类元信息，类元信息存储的是对象指向它的类元数据(Klass)的首地址，其中Klass表示普通指针、 _compressed_klass表示压缩类指针

在前面我们提到过，普通对象的对象头由两部分组成，分别是markOop以及类元信息，markOop官方称为Mark Word
在Hotspot中，markOop的定义在 markOop.hpp文件中，代码如下

class markOopDesc: public oopDesc {
 private:
  // Conversion
  uintptr_t value() const { return (uintptr_t) this; }
 public:
  // Constants
  enum { age_bits                 = 4,  //分代年龄
         lock_bits                = 2, //锁标识
         biased_lock_bits         = 1, //是否为偏向锁
         max_hash_bits            = BitsPerWord - age_bits - lock_bits - biased_lock_bits,
         hash_bits                = max_hash_bits > 31 ? 31 : max_hash_bits, //对象的hashcode
         cms_bits                 = LP64_ONLY(1) NOT_LP64(0),
         epoch_bits               = 2 //偏向锁的时间戳
  };
...

Mark word记录了对象和锁有关的信息，当某个对象被synchronized关键字当成同步锁时，那么围绕这个锁的一系列操作都和Mark word有关系。Mark Word在32位虚拟机的长度是32bit、在64位虚拟机的长度是64bit。
Mark Word里面存储的数据会随着锁标志位的变化而变化，Mark Word可能变化为存储以下5中情况

锁标志位的表示意义

锁标识 lock=00 表示轻量级锁

锁标识 lock=10 表示重量级锁

偏向锁标识 biased_lock=1表示偏向锁

偏向锁标识 biased_lock=0且锁标识=01表示无锁状态

到目前为止，我们再总结一下前面的内容，synchronized(lock)中的lock可以用Java中任何一个对象来表示，而锁标识的存储实际上就是在lock这个对象中的对象头内。大家懂了吗？

其实前面只提到了锁标志位的存储，但是为什么任意一个Java对象都能成为锁对象呢？

首先，Java中的每个对象都派生自Object类，而每个Java Object在JVM内部都有一个native的C++对象 oop/oopDesc进行对应。
其次，线程在获取锁的时候，实际上就是获得一个监视器对象(monitor) ,monitor可以认为是一个同步对象，所有的Java对象是天生携带monitor.
在hotspot源码的 markOop.hpp文件中，可以看到下面这段代码。

ObjectMonitor* monitor() const {
    assert(has_monitor(), "check");
    // Use xor instead of &~ to provide one extra tag-bit check.
    return (ObjectMonitor*) (value() ^ monitor_value);
  }

多个线程访问同步代码块时，相当于去争抢对象监视器修改对象中的锁标识,上面的代码中ObjectMonitor这个对象和线程争抢锁的逻辑有密切的关系(后续会详细分析)

前面提到了锁的几个概念，偏向锁、轻量级锁、重量级锁。在JDK1.6之前，synchronized是一个重量级锁，性能比较差。从JDK1.6开始，为了减少获得锁和释放锁带来的性能消耗，synchronized进行了优化，引入了 偏向锁和 轻量级锁的概念。所以从JDK1.6开始，锁一共会有四种状态，锁的状态根据竞争激烈程度从低到高分别是:无锁状态->偏向锁状态->轻量级锁状态->重量级锁状态。这几个状态会随着锁竞争的情况逐步升级。为了提高获得锁和释放锁的效率，锁可以升级但是不能降级。
下面就详细讲解synchronized的三种锁的状态及升级原理

在大多数的情况下，锁不仅不存在多线程的竞争，而且总是由同一个线程获得。因此为了让线程获得锁的代价更低引入了偏向锁的概念。偏向锁的意思是如果一个线程获得了一个偏向锁，如果在接下来的一段时间中没有其他线程来竞争锁，那么持有偏向锁的线程再次进入或者退出同一个同步代码块，不需要再次进行抢占锁和释放锁的操作。偏向锁可以通过 -XX:+UseBiasedLocking开启或者关闭

偏向锁的获取过程非常简单，当一个线程访问同步块获取锁时，会在对象头和栈帧中的锁记录里存储偏向锁的线程ID，表示哪个线程获得了偏向锁，结合前面分析的Mark Word来分析一下偏向锁的获取逻辑

首先获取目标对象的Mark Word，根据锁的标识为和epoch去判断当前是否处于可偏向的状态

如果为可偏向状态，则通过CAS操作将自己的线程ID写入到MarkWord，如果CAS操作成功，则表示当前线程成功获取到偏向锁，继续执行同步代码块

如果是已偏向状态，先检测MarkWord中存储的threadID和当前访问的线程的threadID是否相等，如果相等，表示当前线程已经获得了偏向锁，则不需要再获得锁直接执行同步代码；如果不相等，则证明当前锁偏向于其他线程，需要撤销偏向锁。

CAS:表示自旋锁，由于线程的阻塞和唤醒需要CPU从用户态转为核心态，频繁的阻塞和唤醒对CPU来说性能开销很大。同时，很多对象锁的锁定状态指会持续很短的时间，因此引入了自旋锁，所谓自旋就是一个无意义的死循环，在循环体内不断的重行竞争锁。当然，自旋的次数会有限制，超出指定的限制会升级到阻塞锁。

当其他线程尝试竞争偏向锁时，持有偏向锁的线程才会释放偏向锁，撤销偏向锁的过程需要等待一个全局安全点(所有工作线程都停止字节码的执行)。

首先，暂停拥有偏向锁的线程，然后检查偏向锁的线程是否为存活状态

如果线程已经死了，直接把对象头设置为无锁状态

如果还活着，当达到全局安全点时获得偏向锁的线程会被挂起，接着偏向锁升级为轻量级锁，然后唤醒被阻塞在全局安全点的线程继续往下执行同步代码

前面我们知道，当存在超过一个线程在竞争同一个同步代码块时，会发生偏向锁的撤销。偏向锁撤销以后对象会可能会处于两种状态

一种是不可偏向的无锁状态，简单来说就是已经获得偏向锁的线程已经退出了同步代码块，那么这个时候会撤销偏向锁，并升级为轻量级锁

一种是不可偏向的已锁状态，简单来说就是已经获得偏向锁的线程正在执行同步代码块，那么这个时候会升级到轻量级锁并且被原持有锁的线程获得锁

那么升级到轻量级锁以后的加锁过程和解锁过程是怎么样的呢?

JVM会先在当前线程的栈帧中创建用于存储锁记录的空间(LockRecord)

将对象头中的Mark Word复制到锁记录中，称为Displaced Mark Word.

线程尝试使用CAS将对象头中的Mark Word替换为指向锁记录的指针

如果替换成功，表示当前线程获得轻量级锁，如果失败，表示存在其他线程竞争锁，那么当前线程会尝试使用CAS来获取锁，当自旋超过指定次数(可以自定义)时仍然无法获得锁，此时锁会膨胀升级为重量级锁

尝试CAS操作将所记录中的Mark Word替换回到对象头中

如果成功，表示没有竞争发生

如果失败，表示当前锁存在竞争，锁会膨胀成重量级锁

一旦锁升级成重量级锁，就不会再恢复到轻量级锁状态。当锁处于重量级锁状态，其他线程尝试获取锁时，都会被阻塞，也就是 BLOCKED状态。当持有锁的线程释放锁之后会唤醒这些现场，被唤醒之后的线程会进行新一轮的竞争

重量级锁依赖对象内部的monitor锁来实现，而monitor又依赖操作系统的MutexLock（互斥锁）

大家如果对MutexLock有兴趣，可以抽时间去了解，假设Mutex变量的值为1，表示互斥锁空闲，这个时候某个线程调用lock可以获得锁，而Mutex的值为0表示互斥锁已经被其他线程获得，其他线程调用lock只能挂起等待

为什么重量级锁的开销比较大呢？

原因是当系统检查到是重量级锁之后，会把等待想要获取锁的线程阻塞，被阻塞的线程不会消耗CPU，但是阻塞或者唤醒一个线程，都需要通过操作系统来实现，也就是相当于从用户态转化到内核态，而转化状态是需要消耗时间的

到目前为止，我们分析了synchronized的使用方法、以及锁的存储、对象头、锁升级的原理。如果有问题，可以扫描二维码留言