第16讲|synchronized底层如何实现？什么是锁的升级、降级？

我在上一讲对比和分析了synchronized和ReentrantLock，算是专栏进入并发编程阶段的热身，相信你已经对线程安全，以及如何使用基本的同步机制有了基础，今天我们将深入了解synchronize底层机制，分析其他锁实现和应用场景。

今天我要问你的问题是，synchronized底层如何实现？什么是锁的升级、降级？

典型回答

在回答这个问题前，先简单复习一下上一讲的知识点。synchronized代码块是由一对儿monitorenter/monitorexit指令实现的，Monitor对象是同步的基本实现单元。

在Java 6之前，Monitor的实现完全是依靠操作系统内部的互斥锁，因为需要进行用户态到内核态的切换，所以同步操作是一个无差别的重量级操作。

现代的（Oracle）JDK中，JVM对此进行了大刀阔斧地改进，提供了三种不同的Monitor实现，也就是常说的三种不同的锁：偏斜锁（Biased Locking）、轻量级锁和重量级锁，大大改进了其性能。

所谓锁的升级、降级，就是JVM优化synchronized运行的机制，当JVM检测到不同的竞争状况时，会自动切换到适合的锁实现，这种切换就是锁的升级、降级。

当没有竞争出现时，默认会使用偏斜锁。JVM会利用CAS操作（compare and swap），在对象头上的Mark Word部分设置线程ID，以表示这个对象偏向于当前线程，所以并不涉及真正的互斥锁。这样做的假设是基于在很多应用场景中，大部分对象生命周期中最多会被一个线程锁定，使用偏斜锁可以降低无竞争开销。

如果有另外的线程试图锁定某个已经被偏斜过的对象，JVM就需要撤销（revoke）偏斜锁，并切换到轻量级锁实现。轻量级锁依赖CAS操作Mark Word来试图获取锁，如果重试成功，就使用普通的轻量级锁；否则，进一步升级为重量级锁。

我注意到有的观点认为Java不会进行锁降级。实际上据我所知，锁降级确实是会发生的，当JVM进入安全点（SafePoint）的时候，会检查是否有闲置的Monitor，然后试图进行降级。

考点分析

今天的问题主要是考察你对Java内置锁实现的掌握，也是并发的经典题目。我在前面给出的典型回答，涵盖了一些基本概念。如果基础不牢，有些概念理解起来就比较晦涩，我建议还是尽量理解和掌握，即使有不懂的也不用担心，在后续学习中还会逐步加深认识。

我个人认为，能够基础性地理解这些概念和机制，其实对于大多数并发编程已经足够了，毕竟大部分工程师未必会进行更底层、更基础的研发，很多时候解决的是知道与否，真正的提高还要靠实践踩坑。

后面我会进一步分析：

从源码层面，稍微展开一些synchronized的底层实现，并补充一些上面答案中欠缺的细节，有同学反馈这部分容易被问到。如果你对Java底层源码有兴趣，但还没有找到入手点，这里可以成为一个切入点。
理解并发包中java.util.concurrent.lock提供的其他锁实现，毕竟Java可不是只有ReentrantLock一种显式的锁类型，我会结合代码分析其使用。

知识扩展

我在上一讲提到过synchronized是JVM内部的Intrinsic Lock，所以偏斜锁、轻量级锁、重量级锁的代码实现，并不在核心类库部分，而是在JVM的代码中。

Java代码运行可能是解释模式也可能是编译模式（如果不记得，请复习专栏第1讲），所以对应的同步逻辑实现，也会分散在不同模块下，比如，解释器版本就是：

src/hotspot/share/interpreter/interpreterRuntime.cpp

为了简化便于理解，我这里会专注于通用的基类实现：

src/hotspot/share/runtime/

另外请注意，链接指向的是最新JDK代码库，所以可能某些实现与历史版本有所不同。

首先，synchronized的行为是JVM runtime的一部分，所以我们需要先找到Runtime相关的功能实现。通过在代码中查询类似“monitor_enter”或“Monitor Enter”，很直观的就可以定位到：

sharedRuntime.cpp/hpp，它是解释器和编译器运行时的基类。
synchronizer.cpp/hpp，JVM同步相关的各种基础逻辑。

在sharedRuntime.cpp中，下面代码体现了synchronized的主要逻辑。

Handle h_obj(THREAD, obj);
  if (UseBiasedLocking) {
    // Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflation
    ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, lock, true, CHECK);
  } else {
    ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, lock, CHECK);
  }

其实现可以简单进行分解：

UseBiasedLocking是一个检查，因为，在JVM启动时，我们可以指定是否开启偏斜锁。

偏斜锁并不适合所有应用场景，撤销操作（revoke）是比较重的行为，只有当存在较多不会真正竞争的synchronized块儿时，才能体现出明显改善。实践中对于偏斜锁的一直是有争议的，有人甚至认为，当你需要大量使用并发类库时，往往意味着你不需要偏斜锁。从具体选择来看，我还是建议需要在实践中进行测试，根据结果再决定是否使用。

还有一方面是，偏斜锁会延缓JIT 预热的进程，所以很多性能测试中会显式地关闭偏斜锁，命令如下：

-XX:-UseBiasedLocking

fast_enter是我们熟悉的完整锁获取路径，slow_enter则是绕过偏斜锁，直接进入轻量级锁获取逻辑。

那么fast_enter是如何实现的呢？同样是通过在代码库搜索，我们可以定位到synchronizer.cpp。类似fast_enter这种实现，解释器或者动态编译器，都是拷贝这段基础逻辑，所以如果我们修改这部分逻辑，要保证一致性。这部分代码是非常敏感的，微小的问题都可能导致死锁或者正确性问题。

void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock,
                                    bool attempt_rebias, TRAPS) {
  if (UseBiasedLocking) {
    if (!SafepointSynchronize::is_at_safepoint()) {
      BiasedLocking::Condition cond = BiasedLocking::revoke_and_rebias(obj, attempt_rebias, THREAD);
      if (cond == BiasedLocking::BIAS_REVOKED_AND_REBIASED) {
        return;
      }
    } else {
      assert(!attempt_rebias, "can not rebias toward VM thread");
      BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj);
    }
    assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now");
  }

  slow_enter(obj, lock, THREAD);
}

我来分析下这段逻辑实现：

biasedLocking定义了偏斜锁相关操作，revoke_and_rebias是获取偏斜锁的入口方法，revoke_at_safepoint则定义了当检测到安全点时的处理逻辑。
如果获取偏斜锁失败，则进入slow_enter。
这个方法里面同样检查是否开启了偏斜锁，但是从代码路径来看，其实如果关闭了偏斜锁，是不会进入这个方法的，所以算是个额外的保障性检查吧。

另外，如果你仔细查看synchronizer.cpp里，会发现不仅仅是synchronized的逻辑，包括从本地代码，也就是JNI，触发的Monitor动作，全都可以在里面找到（jni_enter/jni_exit）。

关于biasedLocking的更多细节我就不展开了，明白它是通过CAS设置Mark Word就完全够用了，对象头中Mark Word的结构，可以参考下图：

顺着锁升降级的过程分析下去，偏斜锁到轻量级锁的过程是如何实现的呢？

我们来看看slow_enter到底做了什么。

void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
  markOop mark = obj->mark();
 if (mark->is_neutral()) {
       // 将目前的Mark Word复制到Displaced Header上
    lock->set_displaced_header(mark);
    // 利用CAS设置对象的Mark Word
    if (mark == obj()->cas_set_mark((markOop) lock, mark)) {
      TEVENT(slow_enter: release stacklock);
      return;
    }
    // 检查存在竞争
  } else if (mark->has_locker() &&
             THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {
    // 清除
    lock->set_displaced_header(NULL);
    return;
  }

  // 重置Displaced Header
  lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());
  ObjectSynchronizer::inflate(THREAD,
                              obj(),
                              inflate_cause_monitor_enter)->enter(THREAD);
}

请结合我在代码中添加的注释，来理解如何从试图获取轻量级锁，逐步进入锁膨胀的过程。你可以发现这个处理逻辑，和我在这一讲最初介绍的过程是十分吻合的。

设置Displaced Header，然后利用cas_set_mark设置对象Mark Word，如果成功就成功获取轻量级锁。
否则Displaced Header，然后进入锁膨胀阶段，具体实现在inflate方法中。

今天就不介绍膨胀的细节了，我这里提供了源代码分析的思路和样例，考虑到应用实践，再进一步增加源代码解读意义不大，有兴趣的同学可以参考我提供的synchronizer.cpp链接，例如：

deflate_idle_monitors是分析锁降级逻辑的入口，这部分行为还在进行持续改进，因为其逻辑是在安全点内运行，处理不当可能拖长JVM停顿（STW，stop-the-world）的时间。
fast_exit或者slow_exit是对应的锁释放逻辑。

前面分析了synchronized的底层实现，理解起来有一定难度，下面我们来看一些相对轻松的内容。我在上一讲对比了synchronized和ReentrantLock，Java核心类库中还有其他一些特别的锁类型，具体请参考下面的图。

你可能注意到了，这些锁竟然不都是实现了Lock接口，ReadWriteLock是一个单独的接口，它通常是代表了一对儿锁，分别对应只读和写操作，标准类库中提供了再入版本的读写锁实现（ReentrantReadWriteLock），对应的语义和ReentrantLock比较相似。

StampedLock竟然也是个单独的类型，从类图结构可以看出它是不支持再入性的语义的，也就是它不是以持有锁的线程为单位。

为什么我们需要读写锁（ReadWriteLock）等其他锁呢？

这是因为，虽然ReentrantLock和synchronized简单实用，但是行为上有一定局限性，通俗点说就是“太霸道”，要么不占，要么独占。实际应用场景中，有的时候不需要大量竞争的写操作，而是以并发读取为主，如何进一步优化并发操作的粒度呢？

Java并发包提供的读写锁等扩展了锁的能力，它所基于的原理是多个读操作是不需要互斥的，因为读操作并不会更改数据，所以不存在互相干扰。而写操作则会导致并发一致性的问题，所以写线程之间、读写线程之间，需要精心设计的互斥逻辑。

下面是一个基于读写锁实现的数据结构，当数据量较大，并发读多、并发写少的时候，能够比纯同步版本凸显出优势。

public class RWSample {
    private final Map<String, String> m = new TreeMap<>();
    private final ReentrantReadWriteLock rwl = new ReentrantReadWriteLock();
    private final Lock r = rwl.readLock();
    private final Lock w = rwl.writeLock();
    public String get(String key) {
        r.lock();
        System.out.println("读锁锁定！");
        try {
            return m.get(key);
        } finally {
            r.unlock();
        }
    }

    public String put(String key, String entry) {
        w.lock();
    System.out.println("写锁锁定！");
            try {
                return m.put(key, entry);
            } finally {
                w.unlock();
            }
        }
    // …
    }

在运行过程中，如果读锁试图锁定时，写锁是被某个线程持有，读锁将无法获得，而只好等待对方操作结束，这样就可以自动保证不会读取到有争议的数据。

读写锁看起来比synchronized的粒度似乎细一些，但在实际应用中，其表现也并不尽如人意，主要还是因为相对比较大的开销。

所以，JDK在后期引入了StampedLock，在提供类似读写锁的同时，还支持优化读模式。优化读基于假设，大多数情况下读操作并不会和写操作冲突，其逻辑是先试着修改，然后通过validate方法确认是否进入了写模式，如果没有进入，就成功避免了开销；如果进入，则尝试获取读锁。请参考我下面的样例代码。

public class StampedSample {
    private final StampedLock sl = new StampedLock();

    void mutate() {
        long stamp = sl.writeLock();
        try {
            write();
        } finally {
            sl.unlockWrite(stamp);
        }
    }

    Data access() {
        long stamp = sl.tryOptimisticRead();
        Data data = read();
        if (!sl.validate(stamp)) {
            stamp = sl.readLock();
            try {
                data = read();
            } finally {
                sl.unlockRead(stamp);
            }
        }
        return data;
    }
    // …
}

注意，这里的writeLock和unLockWrite一定要保证成对调用。

你可能很好奇这些显式锁的实现机制，Java并发包内的各种同步工具，不仅仅是各种Lock，其他的如Semaphore、CountDownLatch，甚至是早期的FutureTask等，都是基于一种AQS框架。

今天，我全面分析了synchronized相关实现和内部运行机制，简单介绍了并发包中提供的其他显式锁，并结合样例代码介绍了其使用方法，希望对你有所帮助。

一课一练

关于今天我们讨论的你做到心中有数了吗？思考一个问题，你知道“自旋锁”是做什么的吗？它的使用场景是什么？

请你在留言区写写你对这个问题的思考，我会选出经过认真思考的留言，送给你一份学习奖励礼券，欢迎你与我一起讨论。