015、synchronized底层如何实现？什么是锁的升级、降级？

上一讲对比和分析了synchronized和ReentrantLock，相信已经对线程安全，以及如何使用基本的同步机制有了基础，今天将深入了解synchronize 底层机制，分析其他锁实现和应用场景。

这篇讨论的问题是，synchronized底层如何实现?什么是锁的升级、降级?

### 考点分析

今天的问题主要是考察对 Java内置锁实现的掌握，也是并发的经典题目。

能够基础性地理解这些概念和机制，其实对于大多数并发编程已经足够了，毕竟大部分工程师未必会进行更底层、更基础的研发，很多时候解决的是知道与否，真正的提高还要靠实践踩坑。

后面会进一步分析∶
 - 从源码层面，稍微展开一些 synchronized的底层实现，并补充一些上面答案中欠缺的细节，有同学反馈这部分容易被问到。如果你对Java 底层源码有兴趣，但还没有找到入手点，这里可以成为一个切入点。
 - 理解并发包中java.utilconcurrent.lock 提供的其他锁实现，毕竟Java 可不是只有ReentrantLock 一种显式的锁类型，我会结合代码分析其使用。

### 问题回答

在回答这个问题前，先简单复习一下上一讲的知识点。synchronized代码块是由一对儿monitorenter/monitorexit指令实现的，Monitor 对象是同步的基本实现单元。

在Java 6之前，Monitor的实现完全是依靠操作系统内部的互斥锁，因为需要进行用户态到内核态的切换，所以同步操作是一个无差别的重量级操作。

现代的（Oracle）JDK中，JVM对此进行了大刀阔斧地改进，提供了三种不同的Monitor实现，也就是常说的三种不同的锁∶偏斜锁（Biased Locking）、轻量级锁和重量级锁，大大改进了其性能。

所谓锁的升级、降级，就是VM优化 synchronized运行的机制，当 JVM检测到不同的竞争状况时，会自动切换到适合的锁实现，这种切换就是锁的升级、降级。

当没有竞争出现时，默认会使用偏斜锁。JVM会利用CAS操作（compare and swap），在对象头上的Mark Word部分设置线程 ID，以表示这个对象偏向于当前线程，所以并不涉及真正的互斥锁。这样做的假设是基于在很多应用场景中，大部分对象生命周期中最多会被一个线程锁定，使用偏斜锁可以降低无竞争开销。

如果有另外的线程试图锁定某个已经被偏斜过的对象，VM就需要撤销（revoke）偏斜锁，并切换到轻量级锁实现。轻量级锁依赖CAS操作Mark Word来试图获取锁，如果重试成功，就使用普通的轻量级锁;否则，进一步升级为重量级锁。

我注意到有的观点认为 Java 不会进行锁降级。实际上据我所知，锁降级确实是会发生的，当VM进入安全点（SafePoint）的时候，会检查是否有闲置的Monitor，然后试图进行降级。

### 后续扩展

在上一讲提到过synchronized是VM内部的Intrinsic Lock，所以偏斜锁、轻量级锁、重量级锁的代码实现，并不在核心类库部分，而是在JVM的代码中。

Java代码运行可能是解释模式也可能是编译模式，所以对应的同步逻辑实现，也会分散在不同模块下，比如，解释器版本就是∶

src/hotspot/share/interpreter/interpreterRuntime.cpp

为了简化便于理解，我这里会专注于通用的基类实现∶
src/hotspot/share/runtime

另外请注意，链接指向的是最新 JDK 代码库，所以可能某些实现与历史版本有所不同。

首先，synchronized的行为是JVM runtime的一部分，所以我们需要先找到 Runtime相关的功能实现。通过在代码中查询类似"monitor_enter"或"Monitor Enter"，很直观的就可以定位到∶

- sharedRuntime.cpp/hpp，它是解释器和编译器运行时的基类。
- synchronizer.cpp/hpp，VM 同步相关的各种基础逻辑。

在 sharedRuntime.cpp 中，下面代码体现了synchronized的主要逻辑。

Handle h_obj(THREAD, obj);
       if(UseBiasedLocking){
          //Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessaryinflation       
        Objectsynchronizer::fast_enter(h_obj,lock, true, CHECK);
       }else{
       Objectsynchronizer::slow_enter(h obj,lock, CHECK);
      }

其实现可以简单进行分解∶

- UseBiasedLocking是一个检查，因为，在 ⅣM启动时，我们可以指定是否开启偏斜锁。
偏斜锁并不适合所有应用场景，撤销操作（revoke）是比较重的行为，只有当存在较多不会真正竞争的synchronized块儿时，才能体现出明显改善。实践中对于偏斜锁的一直是有争议的，有人甚至认为，当你需要大量使用并发类库时，往往意味着你不需要偏斜锁。从具体选择来看，我还是建议需要在实践中进行测试，根据结果再决定是否使用。
还有一方面是，偏斜锁会延缓IT预热的进程，所以很多性能测试中会显式地关闭偏斜锁，命令如下∶
      -XX:-UseBiasedLocking
- fast enter是我们熟悉的完整锁获取路径，slowenter则是绕过偏斜锁，直接进入轻量级锁获取逻辑。

那么 fastenter 是如何实现的呢?同样是通过在代码库搜索，我们可以定位到synchronizercpp。类似fast enter这种实现，解释器或者动态编译器，都是拷贝这段基础逻辑，所以如果我们修改这部分逻辑，要保证一致性。这部分代码是非常敏感的，微小的问题都可能导致死锁或者正确性问题。

void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock, bool attempt_rebias, TRAPs)(
        if(UseBiasedLocking){
         if(ISafepointsynchronize:is_at_safepoint())｛
            BiasedLocking:cCondition cond =BiasedlLocking:revoke and_rebias(obj, attempt_rebias
           if(cond BiasedLocking:BIAS_REVOKED_AND_REIASED){
              return;
          }
        }else{
         assert(!attempt_rebias, "can not rebias toward VM thread");
         BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj);
       }
      assert(lobj->mark()->has_bias patten(),"biases should be revoked by now");
      }
       slow_enter(obj,lock, THREAD);
      }
      
我来分析下这段逻辑实现∶
- biasedLocking定义了偏斜锁相关操作，revoke_and_rebias是获取偏斜锁的入口方法，revoke_at safepoint 则定义了当检测到安全点时的处理逻辑。
- 如果获取偏斜锁失败，则进入slowenter。
- 这个方法里面同样检查是否开启了偏斜锁，但是从代码路径来看，其实如果关闭了偏斜锁，是不会进入这个方法的，所以算是个额外的保障性检查吧。

另外，如果你仔细查看synchronizercpp里，会发现不仅仅是synchronized的逻辑，包括从本地代码，也就是JNI，触发的Monitor动作，全都可以在里面找到（jni_enter/jni_exit）。

关于biasedLocking的更多细节我就不展开了，明白它是通过CAS设置Mark Word就完全够用了，对象头中 Mark Word的结构，可以参考下图∶

![输入图片说明](https://images.gitee.com/uploads/images/2020/0921/034729_4ef4ba1a_8089668.png "屏幕截图.png")

顺着锁升降级的过程分析下去，偏斜锁到轻量级锁的过程是如何实现的呢?
我们来看看slowenter 到底做了什么。

void Objectsynchronizer:slow_enter(Handle obj,Basiclock* lock, TRAPs){
      markOop mark = obj->mark();
      if(mark->is_neutral()){
          //将目前的Mark Word 复制到 Displaced Header 上lock-set_displaced_header(mark);
          //利用CAS 设置对象的 Mark word
          if(mark == obj()-cas_set_mark((markOop)lock,mark)){
             TEVENT(slow_enter: release stack lock);
             return;
          }
          //检查存在竞争
      }else if(mark->has_locker()&&
            THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())){
            //清除
            lock->set_displaced_header(NULL);
            return;
      }
      //重置 Displaced Header
      lock->set _displaced_header(markOopDesc::unused mark());
       ObjectSynchronizer::inflate(THREAD,obj(),inflatecause_monitor_enter)->enter(THREAD);
      }

请结合我在代码中添加的注释，来理解如何从试图获取轻量级锁，逐步进入锁膨胀的过程。你可以发现这个处理逻辑，和我在这一讲最初介绍的过程是十分吻合的。
- 设置 Displaced Header，然后利用 casset_mark 设置对象 Mark Word，如果成功就成功获取轻量级锁。
- 否则 Displaced Header，然后进入锁膨胀阶段，具体实现在 inflate方法中。

今天就不介绍膨胀的细节了，我这里提供了源代码分析的思路和样例，考虑到应用实践，再进一步增加源代码解读意义不大，有兴趣的同学可以参考我提供的synchronizer.Cpp链接，例如∶

- deflatejidle_monitors是分析锁降级逻辑的入口，这部分行为还在进行持续改进，因为其逻辑是在安全点内运行，处理不当可能拖长 JVM停顿（STW，stop-the-world）的时间。
- fast exit或者slow exit是对应的锁释放逻辑。

前面分析了synchronized的底层实现，理解起来有一定难度，下面我们来看一些相对轻松的内容。我在上一讲对比了synchronized和 ReentrantLock，Java核心类库中还有其他一些特别的锁类型，具体请参考下面的图。

![输入图片说明](https://images.gitee.com/uploads/images/2020/0921/035436_27fb4189_8089668.png "屏幕截图.png")

你可能注意到了，这些锁竟然不都是实现了Lock接口，ReadWritelock 是一个单独的接口，它通常是代表了一对儿锁，分别对应只读和写操作，标准类库中提供了再入版本的读写锁实现（ReentrantReadWriteLock），对应的语义和 ReentrantLock比较相似。

StampedLock 竟然也是个单独的类型，从类图结构可以看出它是不支持再入性的语义的，也就是它不是以持有锁的线程为单位。

为什么我们需要读写锁（ReadWritelock）等其他锁呢?

这是因为，虽然 ReentrantLock和 synchronized简单实用，但是行为上有一定局限性，通俗点说就是"太霸道"，要么不占，要么独占。实际应用场景中，有的时候不需要大量竞争的写操作，而是以并发读取为主，如何进一步优化并发操作的粒度呢?

Java 并发包提供的读写锁等扩展了锁的能力，它所基于的原理是多个读操作是不需要互斥的，因为读操作并不会更改数据，所以不存在互相干扰。而写操作则会导致并发一致性的问题，所以写线程之间、读写线程之间，需要精心设计的互斥逻辑。

下面是一个基于读写锁实现的数据结构，当数据量较大，并发读多、并发写少的时候，能够比纯同步版本凸显出优势。

public class RMSample{
         private final Map<String,String>m= new TreeMap<>();
         private final ReentrantReadMriteLock rwl= new ReentrantReaderiteLock();
         private final Lock r=rwl.readLock();
         private final Lock w= rwl.writelock();
         public String get(String key){
           P.1ock();
           System.out.print1n（"读锁锁定!"）;
        try{
             return m.get(key);
        }finally{
              r.unlock();
        }
      }
       public String put(String key,String entry){
        w.lock();
        System.out.println（"写锁锁定!"）;
        try{
        return m.put(key, entry);
        }finally {
            w.unlock();
        }
        //-
      }

在运行过程中，如果读锁试图锁定时，写锁是被某个线程持有，读锁将无法获得，而只好等待对方操作结束，这样就可以自动保证不会读取到有争议的数据。

读写锁看起来比synchronized的粒度似乎细一些，但在实际应用中，其表现也并不尽如人意，主要还是因为相对比较大的开销。

所以，JDK在后期引入了StampedLock，在提供类似读写锁的同时，还支持优化读模式。优化读基于假设，大多数情况下读操作并不会和写操作冲突，其逻辑是先试着修改，然后通过validate 方法确认是否进入了写模式，如果没有进入，就成功避免了开销;如果进入，则尝试获取读锁。请参考我下面的样例代码。

public class StampedSample{
         private final StampedLock sl= new StampedLock();
         void mutate(){
         long stamp=sl.writelock();
         try{
            write();        
         }finally{
            s1.unlockwrite(stamp);
         }    
       }
       Data access(){
        long stamp=sl.tryoptimisticRead();
        Data data= read();
        if(!sl.validate(stamp)){
           stamp= sl. readLock();
            try {
                data= read();        
            }finally {
                s1.unlockRead(stamp);
            }
         }
          return data;
        }
        //-
      }
 
注意，这里的writelock 和 unLockWrite一定要保证成对调用。

你可能很好奇这些显式锁的实现机制，Java 并发包内的各种同步工具，不仅仅是各种Lock，其他的如Semaphore、CountDownLatch，甚至是早期的FutureTask等，都是基于一种AOS框架。

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