Java同步关键字synchronize底层实现原理

Posted 2021-09-06 JavaEdge.

1 字节码层实现

javap 生成的字节码中包含如下指令：

• monitorenter
• monitorexit

synchronized基此实现了简单直接的锁的获取和释放。

当JVM的解释器执行monitorenter时会进入到
InterpreterRuntime.cpp的

1.1 InterpreterRuntime::monitorenter

// 解释器的同步代码被分解，以便方法调用和同步块共享。
JRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem))
#ifdef ASSERT
  thread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem);
#endif
  if (PrintBiasedLockingStatistics) {
    Atomic::inc(BiasedLocking::slow_path_entry_count_addr());
  }
  Handle h_obj(thread, elem->obj());
  assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(h_obj()),
         "must be NULL or an object");
  if (UseBiasedLocking) {
    // 如果取消了偏向，请重试快速进入，以避免不必要的🔐膨胀
    ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK);
  } else {
    ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK);
  }
  assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(elem->obj()),
         "must be NULL or an object");
#ifdef ASSERT
  thread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem);
#endif
JRT_END

1.1.1 函数参数

• JavaThread *thread
  封装 Java线程 帧状态的与机器/操作系统相关的部分的对象，这里传参代表程序中的当前线程
• BasicObjectLock *elem
  
  BasicLock 类型的 _lock 对象主要用来保存 _obj 对象的对象头数据：
  

1.1.2 函数体

UseBiasedLocking 标识JVM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

2 偏向锁

2.1 偏向锁的意义

无多线程竞争时，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的CAS操作，而偏向锁只依赖一次CAS置换ThreadID。

当存在高度的锁竞争和低数据竞争时，RTM 锁最有用。
高锁争用情况下，锁通常会膨胀，而偏向锁不适于这种情况。
RTM 锁代码要求关闭偏向锁。

注意：我们不能在 get_processor_features() 中关闭 UseBiasedLocking，因为它被 Thread::allocate() 使用，它在 VM_Version::initialize() 之前调用。

if (UseRTMLocking && UseBiasedLocking) {
  if (FLAG_IS_DEFAULT(UseBiasedLocking)) {
    FLAG_SET_DEFAULT(UseBiasedLocking, false);
  } else {
    warning("Biased locking is not supported with RTM locking; ignoring UseBiasedLocking flag." );
    UseBiasedLocking = false;
  }
}

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 ＜ 之前节省下来的CAS原子操作的性能消耗

不然得不偿失!

JDK 6中默认开启偏向锁，可以通过-XX:-UseBiasedLocking禁用偏向锁。

• 偏向锁的入口位于synchronizer.cpp文件的ObjectSynchronizer::fast_enter函数
  

2.2 偏向锁的获取

由BiasedLocking::revoke_and_rebias方法实现

2.2.1 markOop mark = obj->mark()

获取对象的markOop数据mark，即对象头的Mark Word

2.2.2 判断mark是否为可偏向状态

• mark的偏向锁标志位为 1 锁标志位为 01

2.2.3 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）；

2.2.4 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）；

2.2.5 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；

2.3 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。

2.4 轻量级锁

2.4.1 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

2.4.2 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：

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-Z84eXtzV-1571562703110)(https://uploadfiles.nowcoder.com/files/20191020/5088755_1571562670865_4685968-e797fdcdc32a2f8e.png)]

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：

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-sJC8vMmz-1571562703111)(https://uploadfiles.nowcoder.com/files/20191020/5088755_1571562670568_4685968-17d10b24c3369844.png)]

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：

void ObjectMonitor::ExitEpilog(Thread * Self, ObjectWaiter * Wakee) {
  assert(_owner == Self, "invariant");

  // Exit protocol:
  // 1. ST _succ = wakee
  // 2. membar #loadstore|#storestore;
  // 2. ST _owner = NULL
  // 3. unpark(wakee)

  _succ = Wakee->_thread;
  ParkEvent * Trigger = Wakee->_event;

  // Hygiene -- once we've set _owner = NULL we can't safely dereference Wakee again.
  // The thread associated with Wakee may have grabbed the lock and "Wakee" may be
  // out-of-scope (non-extant).
  Wakee  = NULL;

  // Drop the lock
  OrderAccess::release_store(&_owner, (void*)NULL);
  OrderAccess::fence();                               // ST _owner vs LD in unpark()

  DTRACE_MONITOR_PROBE(contended__exit, this, object(), Self);
  Trigger->unpark();

  // Maintain stats and report events to JVMTI
  OM_PERFDATA_OP(Parks, inc());
}

3、被唤醒的线程，继续执行monitor的竞争；