1.前置知识：

1.1 JAVA对象的内存布局

            hotspot虚拟机中，普通对象在堆中的存储可以划分成三部分：对象头（包含了MarkWord和类型指针）、实例例数据和padding。

JAVA对象的内存布局

MarkWord的长度为4byte/8byte，用于存储对象自身的运行时数据，如HashCode、GC分代年龄、是否为偏向锁、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程ID、偏向时间戳、Monitor等。最后2位用于存储状态信息。

MarkWord不同状态下的存储结构

对于锁而言，重点关注的有两点： biased_lock和状态信息。

1.2.Monitor/ LockRecord

在重量级锁时，MarkWord中会存储指向Monitor的指针。轻量级锁加锁时，会尝试将对象的MarkWord CAS地更新到线程的栈帧的LockRecord中,并同时将LockRecord的地址保存到对象的markword内。这部分作了解，后面细说。

2. 锁升级过程

锁升级状态的四个阶段： 无锁、偏向锁、轻量级锁和重量级锁。

2.1 无锁： //TODO

2.2 偏向锁：

意思是这个锁会偏向于第一个获得它的线程，如果在接下来的执行过程中，该锁一直没有被其他的线程获取，则持有偏向锁的线程将永远不需要再进行同步。若虚拟机启用了偏向锁，当锁对象第一次被线程获取的时候，虚拟机将会把对象头中的标志位设置为“01”、把偏向模式设置为“1”，表示进入偏向模式。同时使用CAS操作把获取到这个锁的线程的ID记录在对象的Mark Word之中。如果CAS操作成功，持有偏向锁的线程以后每次进入这个锁相关的同步块时，虚拟机都可以不再进行任何同步操作。一旦出现另外一个线程去尝试获取这个锁的情况，偏向模式就马上宣告结束。根据锁对象目前是否处于被锁定的状态决定是否撤销偏向（偏向模式设置为“0”），撤销后标志位恢复到未锁定（标志位为“01”）或轻量级锁定（标志位为“00”）的状态，后续的同步操作就按照轻量级锁那样去执行。

    问题来了：1.对象头中原来存了哈希码，现在哈希码没有了，咋整？Easy, 哈希码由Object::hashCode()生成，返回对象的一致性哈希码，因此只要对象是同一个且没有重写hashCode方法，重新生成的哈希码也不变。

2.3 轻量级锁：

    轻量级锁是相对于重量级锁而言的，它设计的初衷实在没有多线程竞争的前提下，减少重量级锁的性能损耗。

2.3.1 轻量级锁加锁的实现方式

在代码即将进入同步块的时候，如果此同步对象没有被锁定（锁状态位是01），如果设置了偏向模式，检查偏向的线程是否时当前线程，如果不是，难么将膨胀为轻量级锁。虚拟机在当前线程的栈帧中创建lockRecord， 用于存储对象MarkWord的拷贝（加锁成功后存储markword）和对象的引用地址（用于锁住之后完成对象的访问定位）。

虚拟机在线程thread0的栈帧中创建了LockRecord

创建完LockRecord之后，虚拟机将使用CAS操作尝试把对象的Mark Word更新为指向当前线程中LockRecord的指针。这里CAS的比较方法是：锁标志位是否为01，如果是则更新为LockRecord地址并将标志位置位00。

尝试将MarkWord CAS地更新为指向LockRecord的指针

    如果更新成功,此时LockRecord中存放了对象的原来的markword信息，同时将对象的markword锁标志位置为00，而对象的markword则存放了持有锁的线程的LockRecord地址，如下图。如果更新失败，则表示该对象的锁已经被持有了，持有锁的线程可能是他自己，也可能是其他线程。然后虚拟机先检查对象的MarkWord是否指向当前线程的栈帧，如果是，说明当前线程已经拥有了这个对象的锁，那直接进入同步块继续执行就可以了；否则就说明这个锁对象已经被其他线程抢占了，当前线程开始自旋重试。这里自旋重试次数可以是0，也就意味着发生竞争就会膨胀到重量级锁。当然也可以是某个数，取决于jdk设计者如何考量。所以有的文章说会自旋，有的不会自旋，无非是次数是否为0的差别。

更新成功后轻量级锁状态下Markword CAS更新成功后线程栈帧和被锁住的对象

    为什么更新失败后仍要检查对象MarkWord是否指向当前栈帧呢？原因是锁的重入。CAS更新失败有两种可能，1.它自己已经持有了该对象的锁，现在要重入。 2.其他线程持有了对象的锁。若是当前线程CAS更新了MarkWord，那么当前线程再次想要持有对象的锁时，它应该要能重入。锁重入的时候，又创建了新的LockRecord，但由于CAS更新失败，它内部并没有对象原来MarkWord的拷贝。

锁重入

    轻量级锁状态下，MarkWord指向哪个线程的栈帧，就意味着哪个线程持有了锁。

2.3.2 轻量级锁的解锁

    当退出synchronized(obj)代码块的时候，若发现有取值为null的锁记录，表示有重入。此时解锁的操作就是移除这个记录，重入次数减一（见上图）

    如果锁记录的MarkWord拷贝不为null， 则需要CAS将MarkWord恢复回对象头。如果恢复成功，则表示成功解锁。恢复失败，则表示已升级为重量级锁，进入重量级锁的解锁流程。

2.3.3锁膨胀

    当并发高，线程之间竞争激烈的时候，采用CAS自旋的方式会有问题，没获取到锁的线程长时间占用着CPU，却又没能拿到锁。时间一长，系统中自旋的线程太多，看起来cpu一直在忙，任务进度却非常缓慢。 因此自旋应当有一定的次数限制，超过次数就进入锁膨胀流程，将锁升级为重量级锁，使拿不到锁的线程进入阻塞状态。

    升级过程如图：thread1自旋获取轻量级锁失败，先为obj对象创建重量级锁Monitor，Monitor的owner指向当前持有锁的线程t0；然后将指向LockRecord的指针更改为指向Monitor的指针，将锁的状态改为10； 最后让自己进入阻塞队列中。

升级为重量级锁

2.4重量级锁

2.4.1 Monitor结构及重量级锁上锁

当对象的锁为重量级锁的时候，MarkWord存放了指向Monitor的指针，这个Monitor实际上就是对象的锁信息。它包含了：持有锁的线程，想要持有锁但被阻塞的队列EntryList以及处于waiting状态的线程。这也就不难理解为什么使用了obj.wait()的时候，会直接升级到重量级锁，因为其他状态的下没有waitSet啊，那我在那里等着被唤醒嘛。

Monitor结构

    Monitor对象被加锁的共享变量关联，在Monitor对象中记录锁的持有锁的线程，并在对象内部维护了等待持有锁的阻塞队列EntryList,若thread1执行到synchronized(obj)时，obj的锁已被其他线程获取，那么t1就进入阻塞状态，并进入阻塞队列。

线程1获取锁失败，进入阻塞队列这里有个问题：

这里有个问题，当线程1进来时，线程2正在准备持有当前monitor，但是t2又还没持有monitor，应该怎么处理呢。(我猜感觉可能大概是cas的方式？进来先判断是否owner已经不为null了，如果是则直接进入entryList，不是则cas地比较并交换，如果比较失败，则下一轮重新判断？ 有懂的大神可以评论区解答一下哈)

2.4.2 重量级锁解锁

    当持有锁的线程执行完synchronized(obj)中的代码块时，释放锁。唤醒EntryList队列中的所有线程，然后这些线程开始抢占锁，抢到了就成为owner,未抢到则回到阻塞队列中。

3.锁升级过程

    一开始是无锁状态，当有线程使用的时候会升级成偏向锁，这时候是单线程状态，一旦有第二个线程竞争锁，将会升级为轻量级锁，其余线程会自旋等待，当自旋到一定次数时升级成重量级锁，这时其余线程进入等待队列，等待被唤醒。另一种升级成重量级锁的方式是，遇到wait()等待其他人notify()，会自动直接升级成重量级锁。

盗用一张图：http://www.jetchen.cn/synchronized-status/

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