synchronized

原文链接：https://blog.csdn.net/peerless_hero/article/details/55222668

在Java程序运行环境中，JVM需要对两类线程共享的数据进行协调：

1、保存在堆中的对象实例

2、保存在方法区中的Class实例

在Java虚拟机中，每个对象和类在逻辑上都和一个监视器相关联。

(1) 对于对象来说，相关联的监视器保护对象的实例变量。

(2) 对于类来说，相关联的监视器保护类的类变量。

(3) 如果一个对象没有实例变量，或者说一个类没有变量，相关联的监视器就什么也不监视。

synchronized关键字

关于线程的同步，Java中提供了两种锁机制：synchronized和Lock。今天我们看一下synchronized的实现，最后再通过三段代码来体会下synchronized的用法。

无论synchronized关键字加在方法上还是对象上，它取得的锁都是对象。在java中每一个对象都可以作为锁，它主要体现在下面三个方面：

(1) 对于同步方法，锁是当前实例对象。

(2) 对于同步方法块，锁是synchronized括号里配置的对象。

(3) 当作用在静态方法时锁住的便是对象对应的Class实例。

线程状态及状态转换

当多个线程同时请求某个对象监视器时，对象监视器会设置几种状态用来区分请求的线程：

- Contention List：所有请求锁的线程将被首先放置到该竞争队列

- Entry List：Contention List中那些有资格成为候选人的线程被移到Entry List

- OnDeck：任何时刻最多只能有一个线程正在竞争锁，该线程称为OnDeck

- Owner：获得锁的线程称为Owner

- !Owner：释放锁的线程

- Wait Set：那些调用wait方法被阻塞的线程被放置到Wait Set

下图反映了状态转换关系：

新请求锁的线程将首先被加入到ConetentionList中。当某个拥有锁的线程（Owner状态）调用unlock之后，如果发现EntryList为空，则从ContentionList中移动线程到EntryList。下面说明下ContentionList和EntryList的实现方式：

ContentionList虚拟队列

ContentionList并不是一个真正的Queue，而只是一个虚拟队列，原因在于ContentionList是由Node及其next指针逻辑构成，并不存在一个Queue的数据结构。ContentionList是一个后进先出（LIFO）的队列，每次新加入Node时都会在队头进行，通过CAS改变第一个节点的的指针为新增节点，同时设置新增节点的next指向后续节点，而取得操作则发生在队尾。显然，该结构其实是个Lock-Free的队列。因为只有Owner线程才能从队尾取元素，也即线程出列操作无争用，当然也就避免了CAS的ABA问题。

EntryList

EntryList与ContentionList逻辑上同属等待队列，ContentionList会被线程并发访问，为了降低对ContentionList队尾的争用，而建立EntryList。Owner线程在unlock时会从ContentionList中迁移线程到EntryList，并会指定EntryList中的某个线程（一般为Head）为Ready（OnDeck）线程。Owner线程并不是把锁传递给OnDeck线程，只是把竞争锁的权利交给OnDeck，OnDeck线程需要重新竞争锁。这样做虽然牺牲了一定的公平性，但极大的提高了整体吞吐量，在Hotspot中把OnDeck的选择行为称之为“竞争切换”。

OnDeck线程获得锁后即变为owner线程，无法获得锁则会依然留在EntryList中。考虑到公平性，在EntryList中的位置不发生变化（依然在队头）。如果Owner线程被wait方法阻塞，则转移到WaitSet队列；如果在某个时刻被notify/notifyAll唤醒，则再次转移到EntryList。

自旋锁

那些处于ContetionList、EntryList、WaitSet中的线程均处于阻塞状态，阻塞操作由操作系统完成（在Linxu下通过pthread_mutex_lock函数）。线程被阻塞后便进入内核（Linux）调度状态，这个会导致系统在用户态与内核态之间来回切换，严重影响锁的性能。

缓解上述问题的办法便是自旋，其原理是：当发生争用时，若Owner线程能在很短的时间内释放锁，则那些正在争用线程可以稍微等一等（自旋），在Owner线程释放锁后，争用线程可能会立即得到锁，从而避免了系统阻塞。但Owner运行的时间可能会超出了临界值，争用线程自旋一段时间后还是无法获得锁，这时争用线程则会停止自旋进入阻塞状态（后退）。基本思路就是自旋，不成功再阻塞，尽量降低阻塞的可能性，这对那些执行时间很短的代码块来说有非常重要的性能提高。

还有个问题是，线程自旋时做些啥？其实啥都不做，可以执行几次for循环，可以执行几条空的汇编指令，目的是占着CPU不放，等待获取锁的机会。所以说，自旋是把双刃剑，如果旋的时间过长会影响整体性能，时间过短又达不到延迟阻塞的目的。

那synchronized实现何时使用了自旋锁？答案是在线程进入ContentionList时，也即第一步操作前。线程在进入等待队列时首先进行自旋尝试获得锁，如果不成功再进入等待队列。这对那些已经在等待队列中的线程来说，稍微显得不公平。还有一个不公平的地方是自旋线程可能会抢占了Ready线程的锁。自旋锁由每个监视对象维护，每个监视对象一个。

偏向锁

按照之前的HotSpot设计，每次加锁/解锁都会涉及到一些CAS操作，比如线程进入ContentionList后等待线程数加1调用incrementAndGet方法。而CAS操作会延迟本地调用，因此偏向锁的想法是一旦线程第一次获得了监视对象，之后让监视对象“偏向”这个线程，之后的多次调用直接避免CAS操作。说白了就是置个变量，如果发现为true则无需再走各种加锁/解锁流程。

CAS为什么会引入本地延迟？这要从SMP（对称多处理器）架构说起，下图大概表明了SMP的结构：

所有的CPU会共享一条系统总线（BUS），靠此总线连接主存。每个核都有自己的一级缓存，各核相对于BUS对称分布，因此这种结构称为“对称多处理器”。Core1和Core2可能会同时把主存中某个位置的值Load到自己的L1 Cache中，当Core1在自己的L1 Cache中修改这个位置的值时，会通过总线，使Core2中L1 Cache对应的值“失效”，而Core2一旦发现自己L1 Cache中的值失效（称为Cache命中缺失）则会通过总线从内存中加载该地址最新的值，大家通过总线的来回通信称为“Cache一致性流量”，因为总线被设计为固定的“通信能力”，如果Cache一致性流量过大，总线将成为瓶颈。而当Core1和Core2中的值再次一致时，称为“Cache一致性”。

CAS恰好会导致Cache一致性流量，如果有很多线程都共享同一个对象，当某个Core CAS成功时必然会引起总线风暴，这就是所谓的本地延迟，本质上偏向锁就是为了消除CAS，降低Cache一致性流量。