深入HotSpot虚拟机源码探究synchronized底层实现原理万字总结synchronized
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了深入HotSpot虚拟机源码探究synchronized底层实现原理万字总结synchronized相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
文章目录
一、synchronized原理
synchronized是Java中的关键字，无法通过JDK源码查看它的实现，它是由JVM提供支持的，所以如果想要了解具体的实现需要查看JVM源码
（1）首先准备好HotSpot源码
jdk8 hotspot源码下载地址：http://hg.openjdk.java.net/jdk8u/jdk8u/hotspot/
选择zip或者gz格式下载即可
（2）解压，使用vscode或者其他编辑器打开
src是hotspot的源码目录
cpu：和cpu相关的一些操作
os：在不同操作系统上的一些区别操作
os_cpu：关联os和cpu的实现
share：公共代码
- tools：一些工具类
- vm：公共源码
（3）初始monitor监视器锁（先了解后细说）
相信都对下面几行代码非常熟悉，如果不熟悉synchronized的底层的话，可能会直接认为这个锁是依赖Object对象的。这当然是无稽之谈！
Object lock = new Object();
synchronized (lock)
其实无论是synchronized代码块还是synchronized方法，其锁的实现最终依赖monitor监视器（先记住这个概念后面细说）；那么你是否头上有个大大的问号，那么这个Object对象有什么用呢？
其实这要从对象头中的MarkWord说起了（这里我长话短说，后面细说）；每个Java对象在内存中包含了三部分数据对象头、实例数据、对齐填充；
对象头：包含了markword(状态标志位）和类元信息指针、数组长度（如果对象是数组则多这一项）
实例数据：存放具体的实例变量数据
对齐填充：JVM要求Java对象分配内存必须是8的倍数（不满足8的倍数时填充一些字节）
重点在markword ！ ！ ！ ！ ！
这个markword的状态是动态变化的（节省空间），分为四种状态-无锁、偏向锁、轻量级锁、重量级锁；某一时刻Object的状态只能处于其中一种，这应该没什么疑问吧。这个动态变化涉及到了锁优化（锁升级、锁粗化、锁消除），这个概念先了解，后面细说！！！
重点来了 ！！！！
Monitor被翻译成"监视器"，可以理解为实现同步的一种工具，通常被描述为一个对象，Java中每个对象都关联着一把“看不见的锁”，，为什么？看完这段描述你就明白了！当我们使用synchronized给对象上锁之后（注意这里假设认为是重量级锁），该对象中的markword字段是处于重量级锁状态，然后它会被设置指向Monitor对象的指针（Monitor由C++实现）
这个monitor不是我们创建的，而是JVM执行到同步代码块时创建的，monitor里面有两个重要的变量，分别是owner(占有锁的线程)，recursions(线程获取锁的次数)
（4）建立宏观概念（初始基本流程）
打开HotSpot源码文件src/share/vm/runtime/ObjectMonitor.hpp
在hotspot中，monitor是由ObjectMonitor对象来实现的，找到该对象对应的构造器
首先描述一下这个核心流程（只看核心部分）
Owner：持有monitor的线程，对应上面源码中的_object变量
WaitSet：处于等待状态的线程会被放到该队列（例如调用wait()方法），对应上面源码中的_WaitSet变量
EntryList：当多个线程竞争锁时，竞争锁失败的线程会被放入到该队列，处于阻塞状态，需要唤醒。对应上面源码中的_EntryList变量
（5）分析锁竞争源码
synchronized (lock)
num++;
上面的同步代码经过反编译之后得到如下字节码指令
想必都听说过monitorenter和monitorexit指令，一个表示获取监视器锁，一个表示释放监视器锁；
关于锁竞争的JVM源码，最终会调用到MonitorObject类中的enter()方法
void ATTR ObjectMonitor::enter(TRAPS)
Thread * const Self = THREAD ;
void * cur ;
//通过CAS操作尝试将_owner变量设置为当前线程，如果_owner为NULL表示锁未被占用
//CAS:内存值、预期值、新值，只有当内存值==预期值，才能将新值替换内存值
cur = Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) ;
if (cur == NULL) //如果未NULL，表示获取锁成功，直接返回即可
assert (_recursions == 0 , "invariant") ;
assert (_owner == Self, "invariant") ;
return ;
//线程重入，synchronized的可重入特性原理，_owner保存的线程与当前正在执行的线程相同，将_recursions++
if (cur == Self)
_recursions ++ ;
return ;
//表示线程第一次进入monitor，则进行一些设置
if (Self->is_lock_owned ((address)cur))
assert (_recursions == 0, "internal state error");
_recursions = 1 ; //锁的次数设置为1
_owner = Self ; //将_owner设置为当前线程
OwnerIsThread = 1 ;
return ;
.....
.....省略
.....
//获取锁失败
for (;;)
jt->set_suspend_equivalent();
//等待锁的释放
EnterI (THREAD) ;
if (!ExitSuspendEquivalent(jt)) break ;
_recursions = 0 ;
_succ = NULL ;
exit (false, Self) ;
jt->java_suspend_self();
Self->set_current_pending_monitor(NULL);
总结下来，也就是四步骤
Ⅰ、通过CAS尝试将_owner变量设置为当前线程
Ⅱ、如果是线程重入(下面有举例），则将_recurisons++
Ⅲ、如果线程是第一次进入，则将_recurisons设置为1，将_owner设置为当前线程，该线程获取锁成功并返回
Ⅳ、如果获取锁失败，则等待锁的释放
synchronized (lock)
num++;
synchronized (lock) //锁重入_recurisons+1
（6）分析锁等待源码
在锁竞争源码中最后一步，如果获取锁失败，则等待锁的释放，由MonitorObject类中的EnterI()方法来实现
void ATTR ObjectMonitor::EnterI (TRAPS)
Thread * Self = THREAD ;
assert (Self->is_Java_thread(), "invariant") ;
assert (((JavaThread *) Self)->thread_state() == _thread_blocked , "invariant") ;
//再次尝试获取锁，获取成功直接返回
if (TryLock (Self) > 0)
....
return ;
DeferredInitialize () ;
//尝试自旋获取锁，获取锁成功直接返回
if (TrySpin (Self) > 0)
....
return ;
//前面的尝试都失败，则将该线程信息封装到node节点
ObjectWaiter node(Self) ;
Self->_ParkEvent->reset() ;
node._prev = (ObjectWaiter *) 0xBAD ;
node.TState = ObjectWaiter::TS_CXQ ;
ObjectWaiter * nxt ;
//将node节点插入到_cxq的头部，前面说过锁获取失败的线程首先会进入_cxq
//_cxq是一个单链表，等到一轮过去在该_cxq列表中的线程还未成功获取锁，
//则进入_EntryList列表
for (;;) //注意这里的死循环操作
node._next = nxt = _cxq ;
//这里插入节点时也使用了CAS，因为可能有多个线程失败将加入_cxq链表
if (Atomic::cmpxchg_ptr (&node, &_cxq, nxt) == nxt) break ;
//如果线程CAS插入_cxq链表失败，它会再抢救一下看看能不能获取到锁
if (TryLock (Self) > 0)
...
return ;
//竞争减弱时，将该线程设置为_Responsible(负责线程)，定时轮询_owner
//后面该线程会调用定时的park方法，防止死锁
if ((SyncFlags & 16) == 0 && nxt == NULL && _EntryList == NULL)
Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_Responsible, NULL) ;
TEVENT (Inflated enter - Contention) ;
int nWakeups = 0 ;
int RecheckInterval = 1 ;
//前面获取锁失败的线程已经放入到了_cxq列表，但还未挂起
//下面是将_cxq列表挂起的代码，线程一旦挂起，必须唤醒之后才能继续操作
for (;;)
//挂起之前，再次尝试获取锁，看看能不能成功，成功则跳出循环
if (TryLock (Self) > 0) break ;
assert (_owner != Self, "invariant") ;
if ((SyncFlags & 2) && _Responsible == NULL)
Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_Responsible, NULL) ;
//将当前线程挂起（park()方法)
// park self
//如果当前线程是_Responsible线程，则调用定时的park方法，防止死锁
if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1))
TEVENT (Inflated enter - park TIMED) ;
Self->_ParkEvent->park ((jlong) RecheckInterval) ;
// Increase the RecheckInterval, but clamp the value.
RecheckInterval *= 8 ;
if (RecheckInterval > 1000) RecheckInterval = 1000 ;
else
TEVENT (Inflated enter - park UNTIMED) ;
Self->_ParkEvent->park() ;
//当线程被唤醒之后，会再次尝试获取锁
if (TryLock(Self) > 0) break ;
//唤醒锁之后，还出现竞争，记录唤醒次数，这里的计数器
//并没有受锁的保护，也没有原子更新，为了获取更低的探究影响
TEVENT (Inflated enter - Futile wakeup) ;
if (ObjectMonitor::_sync_FutileWakeups != NULL)
ObjectMonitor::_sync_FutileWakeups->inc() ;
++ nWakeups ; //唤醒次数
//自旋尝试获取锁
if ((Knob_SpinAfterFutile & 1) && TrySpin (Self) > 0) break ;
if ((Knob_ResetEvent & 1) && Self->_ParkEvent->fired())
Self->_ParkEvent->reset() ;
OrderAccess::fence() ;
if (_succ == Self) _succ = NULL ;
// Invariant: after clearing _succ a thread *must* retry _owner before parking.
OrderAccess::fence() ;
//已经获取到了锁，将当前节点从_EntryList队列中删除
UnlinkAfterAcquire (Self, &node) ;
if (_succ == Self) _succ = NULL ;
...
return ;
总结下来也就一下几步：
- 首先tryLock再次尝试获取锁，之后再CAS尝试获取锁；失败后将当前线程信息封装成ObjectWaiter对象。
- 在for(;;)循环中，通过CAS将该节点插入到_cxq链表的头部（这个时刻可能有多个获取锁失败的线程要插入），CAS插入失败的线程再次尝试获取锁
- 如果还没获取到锁，则将线程挂起；等待唤醒
- 当线程被唤醒时，再次尝试获取锁
我能从这个源码设计理念中学到什么？
看完这个锁等待源码，你是不是有了一个疑问，为什么使用了多次tryLock尝试获取锁和CAS获取锁？源码中无限推迟了线程的挂起操作，你可以看到从开始到线程挂起的代码中，出现了多次的尝试获取锁；因为线程的挂起与唤醒涉及到了状态的转换(内核态和用户态），这种频繁的切换必定会给系统带来性能上的瓶颈。所以它的设计意图就是尽量推辞线程的挂起时间，取一个极限的时间挂起线程。
另外源码中定义了负责线程_Responsible，这种标识的线程调用的是定时的park(线程挂起），避免死锁。
你永远也不知道在某个时刻你全部的线程会不会同时挂起，所以最好的解决办法就是：设计一种Responsible负责线程，让它一直活跃或者定时醒来。
（7）分析锁释放源码
void ATTR ObjectMonitor::exit(bool not_suspended, TRAPS)
Thread * Self = THREAD ;
if (THREAD != _owner) //判断当前线程是否是线程持有者
//当前线程是之前持有轻量级锁的线程。由轻量级锁膨胀后还没调用过enter方法，_owner会是指向Lock Record的指针
if (THREAD->is_lock_owned((address) _owner))
assert (_recursions == 0, "invariant") ;
_owner = THREAD ;
_recursions = 0 ;
OwnerIsThread = 1 ;
else //当前线程不是锁的持有者--》出现异常
TEVENT (Exit - Throw IMSX) ;
assert(false, "Non-balanced monitor enter/exit!");
if (false)
THROW(vmSymbols::java_lang_IllegalMonitorStateException());
return;
//重入，计数器-1，返回
if (_recursions != 0)
_recursions--; // this is simple recursive enter
TEVENT (Inflated exit - recursive) ;
return ;
//_Responsible设置为NULL
if ((SyncFlags & 4) == 0)
_Responsible = NULL ;
#if INCLUDE_JFR
if (not_suspended && EventJavaMonitorEnter::is_enabled())
_previous_owner_tid = JFR_THREAD_ID(Self);
#endif
for (;;)
assert (THREAD == _owner, "invariant") ;
if (Knob_ExitPolicy == 0)
//先释放锁，这时如果有其他线程获取锁，则能获取到
OrderAccess::release_store_ptr (&_owner, NULL) ; // drop the lock
OrderAccess::storeload() ; // See if we need to wake a successor
//等待队列为空，或者有"醒着的线程”,则不需要去等待队列唤醒线程了，直接返回即可
if ((intptr_t(_EntryList)|intptr_t(_cxq)) == 0 || _succ != NULL)
TEVENT (Inflated exit - simple egress) ;
return ;
TEVENT (Inflated exit - complex egress) ;
//当前线程重新获取锁，因为后序要唤醒队列
//一旦获取失败，说明有线程获取到锁了，直接返回即可，不需要获取锁再去唤醒线程了
if (Atomic::cmpxchg_ptr (THREAD, &_owner, NULL) != NULL)
return ;
TEVENT (Exit - Reacquired) ;
else
if ((intptr_t(_EntryList)|intptr_t(_cxq)) == 0 || _succ != NULL)
OrderAccess::release_store_ptr (&_owner, NULL) ; // drop the lock
OrderAccess::storeload() ;
// Ratify the previously observed values.
if (_cxq == NULL || _succ != NULL)
TEVENT (Inflated exit - simple egress) ;
return ;
//当前线程重新获取锁，因为后序要唤醒队列
//一旦获取失败，说明有线程获取到锁了，直接返回即可，不需要获取锁再去唤醒线程了
if (Atomic::cmpxchg_ptr (THREAD, &_owner, NULL) != NULL)
TEVENT (Inflated exit - reacquired succeeded) ;
return ;
TEVENT (Inflated exit - reacquired failed) ;
else
TEVENT (Inflated exit - complex egress) ;
guarantee (_owner == THREAD, "invariant") ;
ObjectWaiter * w = NULL ;
int QMode = Knob_QMode ; //根据QMode的不同，会有不同的唤醒策略
if (QMode == 2 && _cxq != NULL)
//QMode==2,_cxq中有优先级更高的线程，直接唤醒_cxq的队首线程
.........
return ;
//当QMode=3的时候 讲_cxq中的数据加入到_EntryList尾部中来 然后从_EntryList开始获取
if (QMode == 3 && _cxq != NULL)
.....
....... //省略
.......
//当QMode=4的时候 讲_cxq中的数据加入到_EntryList前面来 然后从_EntryList开始获取
if (QMode == 4 && _cxq != NULL)
......
//批量修改状态标志改成TS_ENTER
ObjectWaiter * q = NULL ;
ObjectWaiter * p ;
for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next)
guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;
p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ;
p->_prev = q ;
q = p ;
//插到原有的_EntryList前面 从员_EntryList中获取
// Prepend the RATs to the EntryList
if (_EntryList != NULL)
q->_next = _EntryList ;
_EntryList->_prev = q ;
_EntryList = w ;
..........
..........省略
核心流程如下：
1.将_recursions减1，_owner置空
2.如果队列中等待的线程为空或者_succ不为空（有"醒着的线程”，则不需要取唤醒线程了），直接返回即可。
3.第二条不满足，当前线程重新获取锁，去唤醒线程
4.唤醒线程，根据QMode的不同，有不同的唤醒策略QMode = 2且cxq非空：cxq中有优先级更高的线程，直接唤醒_cxq的队首线程
QMode = 3且cxq非空：把cxq队列插入到EntryList的尾部；
QMode = 4且cxq非空：把cxq队列插入到EntryList的头部；
QMode = 0：暂时什么都不做，继续往下看；只有QMode=2的时候会提前返回，等于0、3、4的时候都会继续往下执行：
我能从这个源码设计理念中学到什么？
首先在它的锁释放源码中，首先就将锁释放，然后再去判断是否有醒着的线程；如果不满足再让该线程重新获取锁去唤醒线程。如何理解它设计理念的精髓之处，首先先将锁释放，因为可能有线程正在尝试或者自旋获取锁，然后 TODO:
（8）为什么synchronized是重量级锁？
从上面的ObjectMonitor类中的函数调用设计到
以上是关于深入HotSpot虚拟机源码探究synchronized底层实现原理万字总结synchronized的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章
《深入理解Java虚拟机》读后笔记-HotSpot虚拟机对象探秘