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简书占小狼
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java内部锁synchronized的出现,为多线程的并发执行提供了一个稳定的环境,有效的防止多个线程同时执行同一个逻辑,其实这篇文章应该写在深入分析Object.wait/notify实现机制之前,本文不会讲如何使用synchronized,以HotSpot1.7的虚拟机为例,对synchronized的实现进行深入分析。
synchronized的HotSpot实现依赖于对象头的Mark Word,关于Mark Word的描述可以参考这篇文章《java对象头的HotSpot实现分析》
synchronized字节码实现
通过javap命令生成的字节码中包含 ** monitorenter ** 和 ** monitorexit **指令。
synchronized关键字基于上述两个指令实现了锁的获取和释放过程,解释器执行monitorenter时会进入到InterpreterRuntime.cpp
的InterpreterRuntime::monitorenter
函数,具体实现如下:
1、JavaThread thread指向java中的当前线程;
2、BasicObjectLock类型的elem对象包含一个BasicLock类型_lock对象和一个指向Object对象的指针_obj;
class BasicObjectLock {
BasicLock _lock;
// object holds the lock;
oop _obj;
}
3、BasicLock类型_lock对象主要用来保存_obj指向Object对象的对象头数据;
class BasicLock {
volatile markOop _displaced_header;
}
4、UseBiasedLocking标识虚拟机是否开启偏向锁功能,如果开启则执行fast_enter逻辑,否则执行slow_enter;
偏向锁
引入偏向锁的目的:在没有多线程竞争的情况下,尽量减少不必要的轻量级锁执行路径,轻量级锁的获取及释放依赖多次CAS原子指令,而偏向锁只依赖一次CAS原子指令置换ThreadID,不过一旦出现多个线程竞争时必须撤销偏向锁,所以撤销偏向锁消耗的性能必须小于之前节省下来的CAS原子操作的性能消耗,不然就得不偿失了。JDK 1.6中默认开启偏向锁,可以通过-XX:-UseBiasedLocking来禁用偏向锁。
在HotSpot中,偏向锁的入口位于synchronizer.cpp文件的ObjectSynchronizer::fast_enter
函数:
偏向锁的获取
偏向锁的获取由BiasedLocking::revoke_and_rebias
方法实现,由于实现比较长,就不贴代码了,实现逻辑如下:
1、通过markOop mark = obj->mark()
获取对象的markOop数据mark,即对象头的Mark Word;
2、判断mark是否为可偏向状态,即mark的偏向锁标志位为 1,锁标志位为 01;
3、判断mark中JavaThread的状态:如果为空,则进入步骤(4);如果指向当前线程,则执行同步代码块;如果指向其它线程,进入步骤(5);
4、通过CAS原子指令设置mark中JavaThread为当前线程ID,如果执行CAS成功,则执行同步代码块,否则进入步骤(5);
5、如果执行CAS失败,表示当前存在多个线程竞争锁,当达到全局安全点(safepoint),获得偏向锁的线程被挂起,撤销偏向锁,并升级为轻量级,升级完成后被阻塞在安全点的线程继续执行同步代码块;
偏向锁的撤销
只有当其它线程尝试竞争偏向锁时,持有偏向锁的线程才会释放锁,偏向锁的撤销由BiasedLocking::revoke_at_safepoint
方法实现:
1、偏向锁的撤销动作必须等待全局安全点;
2、暂停拥有偏向锁的线程,判断锁对象是否处于被锁定状态;
3、撤销偏向锁,恢复到无锁(标志位为 01)或轻量级锁(标志位为 00)的状态;
偏向锁在Java 1.6之后是默认启用的,但在应用程序启动几秒钟之后才激活,可以使用-XX:BiasedLockingStartupDelay=0
参数关闭延迟,如果确定应用程序中所有锁通常情况下处于竞争状态,可以通过XX:-UseBiasedLocking=false
参数关闭偏向锁。
轻量级锁
引入轻量级锁的目的:在多线程交替执行同步块的情况下,尽量避免重量级锁引起的性能消耗,但是如果多个线程在同一时刻进入临界区,会导致轻量级锁膨胀升级重量级锁,所以轻量级锁的出现并非是要替代重量级锁。
轻量级锁的获取
当关闭偏向锁功能,或多个线程竞争偏向锁导致偏向锁升级为轻量级锁,会尝试获取轻量级锁,其入口位于ObjectSynchronizer::slow_enter
1、markOop mark = obj->mark()
方法获取对象的markOop数据mark;
2、mark->is_neutral()
方法判断mark是否为无锁状态:mark的偏向锁标志位为 0,锁标志位为 01;
3、如果mark处于无锁状态,则进入步骤(4),否则执行步骤(6);
4、把mark保存到BasicLock对象的_displaced_header字段;
5、通过CAS尝试将Mark Word更新为指向BasicLock对象的指针,如果更新成功,表示竞争到锁,则执行同步代码,否则执行步骤(6);
6、如果当前mark处于加锁状态,且mark中的ptr指针指向当前线程的栈帧,则执行同步代码,否则说明有多个线程竞争轻量级锁,轻量级锁需要膨胀升级为重量级锁;
假设线程A和B同时执行到临界区if (mark->is_neutral())
:
1、线程AB都把Mark Word复制到各自的_displaced_header字段,该数据保存在线程的栈帧上,是线程私有的;
2、Atomic::cmpxchg_ptr
原子操作保证只有一个线程可以把指向栈帧的指针复制到Mark Word,假设此时线程A执行成功,并返回继续执行同步代码块;
3、线程B执行失败,退出临界区,通过ObjectSynchronizer::inflate
方法开始膨胀锁;
轻量级锁的释放
轻量级锁的释放通过ObjectSynchronizer::fast_exit
完成。
1、确保处于偏向锁状态时不会执行这段逻辑;
2、取出在获取轻量级锁时保存在BasicLock对象的mark数据dhw;
3、通过CAS尝试把dhw替换到当前的Mark Word,如果CAS成功,说明成功的释放了锁,否则执行步骤(4);
4、如果CAS失败,说明有其它线程在尝试获取该锁,这时需要将该锁升级为重量级锁,并释放;
重量级锁
重量级锁通过对象内部的监视器(monitor)实现,其中monitor的本质是依赖于底层操作系统的Mutex Lock实现,操作系统实现线程之间的切换需要从用户态到内核态的切换,切换成本非常高。
锁膨胀过程
锁的膨胀过程通过ObjectSynchronizer::inflate
函数实现
膨胀过程的实现比较复杂,截图中只是一小部分逻辑,完整的方法可以查看synchronized.cpp
,大概实现过程如下:
1、整个膨胀过程在自旋下完成;
2、mark->has_monitor()
方法判断当前是否为重量级锁,即Mark Word的锁标识位为 10,如果当前状态为重量级锁,执行步骤(3),否则执行步骤(4);
3、mark->monitor()
方法获取指向ObjectMonitor的指针,并返回,说明膨胀过程已经完成;
4、如果当前锁处于膨胀中,说明该锁正在被其它线程执行膨胀操作,则当前线程就进行自旋等待锁膨胀完成,这里需要注意一点,虽然是自旋操作,但不会一直占用cpu资源,每隔一段时间会通过os::NakedYield方法放弃cpu资源,或通过park方法挂起;如果其他线程完成锁的膨胀操作,则退出自旋并返回;
5、如果当前是轻量级锁状态,即锁标识位为 00,膨胀过程如下:
1、通过omAlloc方法,获取一个可用的ObjectMonitor monitor,并重置monitor数据;
2、通过CAS尝试将Mark Word设置为markOopDesc:INFLATING,标识当前锁正在膨胀中,如果CAS失败,说明同一时刻其它线程已经将Mark Word设置为markOopDesc:INFLATING,当前线程进行自旋等待膨胀完成;
3、如果CAS成功,设置monitor的各个字段:_header、_owner和_object等,并返回;
monitor竞争
当锁膨胀完成并返回对应的monitor时,并不表示该线程竞争到了锁,真正的锁竞争发生在ObjectMonitor::enter
方法中。
1、通过CAS尝试把monitor的_owner字段设置为当前线程;
2、如果设置之前的_owner指向当前线程,说明当前线程再次进入monitor,即重入锁,执行_recursions ++ ,记录重入的次数;
3、如果之前的_owner指向的地址在当前线程中,这种描述有点拗口,换一种说法:之前_owner指向的BasicLock在当前线程栈上,说明当前线程是第一次进入该monitor,设置_recursions为1,_owner为当前线程,该线程成功获得锁并返回;
4、如果获取锁失败,则等待锁的释放;
monitor等待
monitor竞争失败的线程,通过自旋执行ObjectMonitor::EnterI
方法等待锁的释放,EnterI方法的部分逻辑实现如下:
1、当前线程被封装成ObjectWaiter对象node,状态设置成ObjectWaiter::TS_CXQ;
2、在for循环中,通过CAS把node节点push到_cxq列表中,同一时刻可能有多个线程把自己的node节点push到_cxq列表中;
3、node节点push到_cxq列表之后,通过自旋尝试获取锁,如果还是没有获取到锁,则通过park将当前线程挂起,等待被唤醒,实现如下:
4、当该线程被唤醒时,会从挂起的点继续执行,通过ObjectMonitor::TryLock
尝试获取锁,TryLock方法实现如下:
其本质就是通过CAS设置monitor的_owner字段为当前线程,如果CAS成功,则表示该线程获取了锁,跳出自旋操作,执行同步代码,否则继续被挂起;
monitor释放
当某个持有锁的线程执行完同步代码块时,会进行锁的释放,给其它线程机会执行同步代码,在HotSpot中,通过退出monitor的方式实现锁的释放,并通知被阻塞的线程,具体实现位于ObjectMonitor::exit
方法中。
1、如果是重量级锁的释放,monitor中的_owner指向当前线程,即THREAD == _owner;
2、根据不同的策略(由QMode指定),从cxq或EntryList中获取头节点,通过ObjectMonitor::ExitEpilog
方法唤醒该节点封装的线程,唤醒操作最终由unpark完成,实现如下:
3、被唤醒的线程,继续执行monitor的竞争;
希望本文的分析可以让大家对synchronized关键字有更加深刻的理解。
我是占小狼
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网友评论
什么情况会恢复到无锁 or 轻量级锁?
HotSpot的作者经过研究发现,大多数情况下,锁不仅不存在多线程竞争,而且总是由同一线程多次获得,为了让线程获得锁的代价更低而引入了偏向锁。
1. 一个线程获取到锁,别的线程不就是处于竞争锁的状态吗,为什么文中说"大多数情况下,不存在多线程竞争"?
2. “总是由同一线程多次获得”,线程执行完不就销毁吗,为什么还多次获得?
2. “总是由同一线程获得”是指一个线程执行过程中先后多次访问了被synchronized保护的代码段,这时偏向锁就发挥作用了,因为同一线程进入自己把持的偏向锁不需要CAS,而且出来时也并不主动释放锁,所以开销很小。
public synchronized void f();
Code:
0: return
请问这个怎么理解?为什么没有Monitorenter 与 Monitorexit指令?
1.重量级锁通过对象内部的监视器(monitor)实现
2.monitor是线程私有的数据结构,每一个线程都有一个可用monitor列表
现有对象A,当该对象 被线程B 持有锁时。monitor对象是, 属于对象A,还是线程B?还是其他什么关系?
当线程B尝试进入同步块就会把对象A的对象头复制一份到线程B的虚拟机栈中的锁记录空间(monitor列表),如果线程B成功持有锁,对象A的对象头除了修改锁状态外,还有一个指针指向线程B虚拟机栈monitor列表的对象A对象头副本。
这里还有一个容易混淆的地方,如果是重量级锁,其线程互斥是依赖于操作系统的Monitor,也就是管程。这个monitor跟虚拟机指令monitor就是两回事了。